JPS58501742A - デ−タ転送ネットワ−クのための直接メモリアクセス論理システム - Google Patents
デ−タ転送ネットワ−クのための直接メモリアクセス論理システムInfo
- Publication number
- JPS58501742A JPS58501742A JP58500316A JP50031683A JPS58501742A JP S58501742 A JPS58501742 A JP S58501742A JP 58500316 A JP58500316 A JP 58500316A JP 50031683 A JP50031683 A JP 50031683A JP S58501742 A JPS58501742 A JP S58501742A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- processor
- data
- memory
- register
- dma
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F13/00—Interconnection of, or transfer of information or other signals between, memories, input/output devices or central processing units
- G06F13/14—Handling requests for interconnection or transfer
- G06F13/20—Handling requests for interconnection or transfer for access to input/output bus
- G06F13/28—Handling requests for interconnection or transfer for access to input/output bus using burst mode transfer, e.g. direct memory access DMA, cycle steal
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。
Description
データ転送ネットワークのための
直接メモリアクセス論理システム
11東11
本発明は、データ通信システムのためのサブシステムコントローラにおいて使用
される直接メモリアクセス論理システムに関するもので、これによって複数のホ
ストコンピュータが、特殊化されたタイプのプロセッサーコントローラを用いた
データ通信I10サブシステムを使用してデータ通信端末装置と通信を行なうこ
とができるものである。
よ の
本出願は、いくつかの特許出願および先に発行された特許に、技術的に関連する
。この、関連した特許出願は部下のものを含む:
1981年8月24日に、Ronald lyl athewsを発明者として
出願された、連続番号第295,588@の、“サブシステムコントローラのた
めのメモリ制御回路”;1981年8月24日に、RObert catlll
er 、 craipHarrisおよびRobert lyl athews
を発明者として出願された、連続番号第295.587号の、“データ通信ネッ
トワーク”;
1979年12月14日に、K enneth B aunおよびDonald
lyl i l 1ers ■を発明者として出願された、連軟番号第103
,739@の、゛データリンクプロセッサを用いたI10サブシステムH:
1981年12月1日に、Craig W 、 Harrisを発明者として出
tされた、連続iI号第326.423号の“サブシステムコントローラのため
のインターフェイス”回路。
主ホストコンピュータを速隔斌末ユニットに接続する入力/出力サブシステムの
使用を含む、以下の発行済み特許を、援用してここに含める:
[) arwln Cookおよび[)onald M 1llers IIを
発明者とする、1人力/出力サブシステムのためのインテリジェント人力/出力
インターフェイス制御ユニット”という名称の、アメリカ合衆国特許第4.16
2.520号。これには、与えられた周辺端末装置と主ホストシステムとの闇の
データ転送を制御し、またこれの取扱いを行なうライン制御プロセッサとして知
られている、周辺−コントローラが記載されている。
() arwln (:、 ookおよび[) onald M 1llers
IIを発明者とする、“I10システムのためのモジュラブロックユニット”
という名称の、アメリカ合衆国特許第4,074゜352号。これには、8個の
周辺−コントローラのグループを収容し、サポートを行なうとともに、これらと
主ポストコンピュータシステムとのインターフェイスをつかさどる、ベースモジ
ュールユニットが記載されている。
Qonald Millers I[を発明者とする、” I 、、’ Oサブ
システムのためのモジュラプロセッサコントローラおよび中央処W装習に対する
インターフェイスを与えるインターフェイスシステム1という名称の、アメリカ
合衆国特許第4.106,092号。この特許には、主ホストシステムと複数の
ベースモジュールおよびそれらの周辺コントローラの間のデータ転送を制御し調
整する、I10トランスレータまたは’IOT”と呼ばれる、主ホストシステム
中のユニットが記載されている。
Darwin Q ookおよび[)onald MIllers I[を発明
者とする、゛′デジタルデータプロセッサシステムのための入力/出力サブシス
テム”という名称の、アメリカ合衆国特許14,189,769号。これには、
(ライン制御プロセッサと呼ばれる)複数の周辺−コントローラがベースモジュ
ール中に構成ぎれて土ホストシステムとのデータ通信を行なうサブシステムが記
載されている。この周辺−コントローラおよびこのベースモジュールは、入力/
出力サブシステムを形成して、主ホストコンピュータシステムに対する多数の周
辺ユニットへの/′からのデータ転送を制御する。
Kenneth w、 Baun 、Jiiny G、 3aundersを発
明者とする、゛°磁気テープデータ転送システムのためのデータリンクプロセッ
サ″という名称の、アメリカ合衆国特許第4,280.193@。この特許には
、データリンクプロセンづと呼ばれ、王ホストコンピュータと違11i磁気テー
プ周辺ユニットとの間のデータ転送の取扱いを行なう、改良された周辺−コント
ローラが記載されている。
Robert CatillerおよびB rian F orbesを発明者
として、1981年9月15日に発行された、゛ソースアト12選択を有するマ
イクロプロセッサシステム”という名称の、アメリカ合衆国特許第4.290.
106号。
R0bert Cat + l farおよびBr1an F orbesを発
明者として、1981年9月22日に発行された、“特殊化された命令様式を有
するマイクロプロセッサシステム”という名称の、アメリカ合衆国特許第4,2
91,372号。
Robert Cat i I farおよびBr1an l” orbesを
発明者として、1981年9月29日に発行された、“命令の反復を容易化する
マイクロプロセッサシステム”という名称の、アメリカ合衆国特許第4,292
.667号。
Robert Cat + i lerおよびB rian Forbesを発
明者として、1981年10月6日に発行された、“汎用入出力マイクロプロセ
ッサを用いたデータ転送のためのデジタルシステム”という名称の、アメリカ合
衆国特許第4,293.909号。
Robert CatillerおよびB rtan F orberを発明者
として、1981年11月17日に発行された、゛′ワードおよびバイトハンド
リングを有するマイクロプロセッサ”という名称の、アメリカ合衆国特許第4.
301.505号。
上に述べた、発行された特許は、本特許出鳳の基礎や背景を形成するもので、こ
れらを援用して本明lli中に含める。これらの特許は、データ過信ネットワー
クの多くの要素およびWt能能動動作記述し1賑しており、これによって、主ホ
ストコンピュータがI10記述子コマンドを与え、データリンクワードタスク識
別子を与え、また戻された結果記述子ワードを受信して、任意のジョブタスクの
完了または未完了を指示する。これらの特許はまた、ベース接続モジュールユニ
ットの使用についても記載している。これは、プロセッサーコントローラ、ディ
ストリビューション制御カード、メインテナンスカードおよび他のスライドイン
(sllde −in)ユニットを形成するスライドインカードの収容を行なう
ものである。それぞれのベースモジュールユニットは、1またはそれ以上のプロ
セッサーコントローラの収容を行ない、主ホストコンピュータへの接続および接
続解除を行なうためのディストリビューション制御j(DC)カードを与え、ま
た、ベースモジュール中の回路の診断テストのためのメインテナンスカードを与
える。これらのカードユニットは、ここに援用して含められた、前に引用した特
許の中に記載されている。
及J」」す1
1″通信層@ (cou+unication discipline)”とい
う用語を用いると、通信ラインを経由して、その主ホストコンピュータを*iる
中央ステーションI\向かうそのデータ転送動作::J5いて、特定の遠隔周辺
装置によって用いられるメソセージS式を支配する蜆則またはM準の組を意味す
る。
含まれる種々の通信炭律を区別する因子のいくつかは°同期動作、同期、非同期
動作、メツセージシーケンスの開始および終了、メツセージセグメント長、など
である。
周辺のデータ通信端末装置のすべてに共通な、41準的な通信矯伸は存在しない
ため、システムが独立の通信コントローラを個別に含み、このシステムによって
処理される、興なった規仲のそれぞれを受容することが、一般に要求されてきた
。さらに、異なった規律を有する、新たなタイプの周辺111wがしばしば開発
されているために、これは、次には、ユニットのこのタイプを受容する、新たな
通信コントローラがシステム上に設計されることを要求することになろう。
率位時間あたり、および装置の単位量あ1;りの、データ処理高を上げること;
また、含まれている要素を簡単化し、その数を節約するとともに、最も能率的な
態様で、遠隔ステーションとの閣の碑寅なデータ通信を行なうということは、デ
ータ通信ネットワークやサブシステムの興31者および使用者の長年の目的とす
るところであっ1;。
多くのデータ通信サブシステムはコントローラを用いてきており、データ通信の
周辺端末薮璽にF3Cブる種々のタイプの個々の特徴を扱うのみならず、主ホス
トコンピュータが弓lき続いて遠隔端末装置との間のデータ転送を含むフL−□
セスの−へてのステップを積極的に含1−ねばならな(・ような、不十分な制御
能力をもったコントローラを川(・できた。
前に援用した特許において示されているように、データ通信ネットワークの制御
能力壱より^めるとともに、複雑性とコストとを減少させる1つの力泳は、主ホ
ストプロセッサから、その監視および制a’m能のはとんどを取り去って、これ
らを、遠隔端末装置との通信能力を雑持し、また、選択された時刻に主ホストシ
ステムにデータを送り戻したり、それからのデータを受取る通信を行なう、周辺
−コントローラへと移すことである。
遠隔端末装置と中央主ホストコンピュータとの闇、または複数のこのような主ホ
ストコンピュータの間でのデータ転送のためには、ネットワークのどのようなア
ーキテクチャまたは機能的構造の配列を行なえば!!素を最も有効に使えるか、
ということに関する12111mがしばしば生ずる。
1またはそれ以上の主ホストコンピュータシステムが、データ通信の目的で、多
数の遠隔端末@置を動作させることを可能とする、ここに述べたデータ過信ネッ
トワークは、データ転送を制御する手段を与える。これは、それによって、遠隔
端末装置からの、最116個のデータ通信ラインが1種々の興なったライン通信
Mtllが満足されたことを検出し、それから、ネットワークサポートプロセッ
サによる動作の共通ライン炭費を与える、ラインサポートプロセッサの一部であ
る’+ 6ラインアダプタに篠続されるものである。このネットワークサポート
プロセッサは、棒−の主ホストプロセッサまたは最高4つの、複数の主ホストプ
ロセッサのいずれからのデータ転送開始指令をも受信し・、遠隔データ端末@獣
とデータ転送指令を開始した特定の主ホストコンピュータとの間の、要求された
データ転送の実行を検出する。ラインサポートプロセッサと、ネッ]−ワークリ
ポートプロセッサとの間の通信は標準化されており、遠隔データ通信に要求され
る種々のM1*のばらつきに従属していない。ネットワークサポートプロセッサ
およびその衛星ラインサポートプロセッサは、フロントエンドコントローラを構
成し、これは、通信ネットワークのアーキテクチャ中にプロセシング機能を分布
させることを可能とする。
上述したデータ通信ネット7−りの基本的な組み込みブロックはネットワークサ
ポートプロセッサと呼ばれる、サブシステムコントローラであり、これは、主ホ
ストコンピュータからデータ転送機能との関係を取り去るものである。
1吐’ULJL
本発明の籠接メモリアクセスシステムは、インターフェイス回路カード(105
1、第8図)の上に位置する**化されたハードウェアを含み、特にメツセージ
レベルインターフェイス(ML I )論理回路<100m、第9A図)の一部
分となっている。
このMLIインターフェノス論理回路は lネットワークサポートプロセッサ、
NSPと呼′ばねる)サブシステム−コントローラの共用メモ1,1手段と、複
数の周辺II!Fに接続する選択されたうイン什ボートブロセッ++fLsP)
との閣の直接かつ高速データ転送を与える。
DMA論理回路は、DM△°゛■込みパ動作(ホストがら周辺へ)またはDMA
“読取り“動作(周辺からホストへ)を制御するDMA制御0FROMを用いて
制御論理回路へと信号を与えることにより、1接メモリアクセス動作を開始する
ように、特定のピットの組を持つMll制御レジスタを使用する。そして、この
制御論理回路は、NSPのメモリ手段を直接に、選択されたラインサポートプロ
セッサ(LSP)へと接続して直接かつ高速のワード転送を行なうメモリバスを
能動化することができる。
NSPのプロセッサ手段は、(i)転送されるべきワードの数を調整するDMA
カウンタ(11)メモリ手段から、選択されたラインサポートプロセッサへと転
送されるべきワードのメモリアドレスに向かったDMAアドレスカウンタ、をロ
ードする。
の な 明
第1A図は、ネットワークサポートプロセッサを用いた、データ通信ネットワー
クの、ネットワークブロック図である:第1B図は、ネットワークサポートプロ
セッサを構成するようになる、ベース接続モジュール、およびスライドインカー
ドの機械的配列を示す図である;第2図は、ネットワークサポートプロセッサを
構成するカードユニットのブロック図である;
第3図は、ネットワークサポートプロセッサを構成する基本!!票を示すブロッ
ク図である:
?44図は ステートマシンプロセッサのメモリアドレス論理回路の!!素を示
すブロック図である;第5図は、ステートマシンプロセッサのデータ取扱い論理
回路の要素を示すブロック図である;第6図は ステートマシンのための命令実
行論理回路の要素を示すブロック図である;
第7図は、ネットワークサポートプロセッサの種々の要素の園の外部バス接続を
示すブロック図である;第8図は、インターフェイス回路の、ステートマシンプ
ロセッサに対する関係を示すブロック図である;第9図は、インターフェイス回
路のメツセージレベルインターフェイス論理回路を示すブロック図である;第9
A図は M L Iインターフェイス論理回路の主データ経路を示すブロック図
である;
第10図は、インターフェイス回路のデータリンクインターフェイス論理回路を
示すブロック図である;第10A図は、DLIインターフェイス論理回路の主要
な詳細およびデータ経路を示すブロック図である;第11図は、ネットワークサ
ポートプロセッサのメモリ制御回路を示すブロック図である;
第12図は 外部共用メモリ手段への、また、これからのボート接続を示すブロ
ック図である;f113図は 相互接続l<スラインと、外部ホス1コンピユー
タおよび外部ライン通信プロセッサI\のリンクとを示す、ネットワークサポー
トプロセッサの全体ブロック図である;
w414図は、割込動作に関する、インターフェイス回路との関係におけるステ
ートマシンプロセッサを示すブロック図である:
W415図は、ネットワークサポートプロセッサの要素中の、種々のメモリ寅源
の位置を示すブロック図である;第16図は、ネットワークサポートプロセッサ
において用いられている、特定のファームウェアパケットに加えて、ホストコン
ピュータ、ネットワークサポートプロセッサおよびライン通信プロセッサとの闇
の、メツセージ転送方向を示す全般ブロック図である;
117図は、その中のマスクおよび従プロセツサに用いられている、特定のファ
ームウェアパケットを示す、ネットワークサポートプロセッサのブロック図であ
る。
二組
ネットワークサポートプロセッサは、フロントエンドデータ通信プロセッサとし
てプログラムされた、デュアルプロでツサ汎用ミニコンピユータであり、ここで
はN S Pと呼ぶことにプる。前に抜用した特許において議論されているよう
に、特定の生ホストコンピュータが、メツセージレベルインターンlイス(ML
I)能力として知られているものを与えるシステムのために設計されCきた。こ
れは、ネットワークサポートプロセッサおよびそのデータ通信能力の使用適合す
るようなタイプの主ホストコンピュータシステムである。したがって、上に述べ
たメツセージレベルインターフェイス能力を用い、一連のデータ通信プロセッサ
を含むデータ通信サブシステムがここに含まれる。これらのデータ通信プロセッ
サは、ときにはデータ通信フレーム認諷プロセッサと呼ばれ、ここでは、ライン
サポートプロセッサ(LSP)の正式名称とともに用いる。これは、これらのラ
インサポートプロセッサのそれぞれが、データ通信および、通信端末装置または
モデムに接続する、−遍のデータ通信ラインに対するIIJ m能力を与えるか
らである。
どのような、与えられたデータ通信サブシステムも、ネットワークサポートプロ
セッサによって制御される。その動作、およびメツセージレベルインターフェイ
スの使用が、この開示に抜用して含められた、前に引用した特許においてWAk
されている。
この、データ通信サブシステムにおいては、ホストコンピュータは、4つのネッ
トワークサポートプロセッサ(NSPS)の全部のサポートを行なうことができ
るCざらに、ネットワークサポートプロセッサのそれぞれは、4つのラインサポ
ートプロセッサ(LSP!; )の全部のサポートが可能であり、一方、それぞ
れのラインサポート・プロセッサは、i高16のラインアダプタをサポートでき
る2このよ ゛うにして、1つの単一ホストコンビニL−夕は、256のデ−タ
通信ラインのすべてを制御する能力を有することになることがわかる。第1A図
に示されているように、1つの単一ネットワークサポートプロセッサは、4つの
離れたホストコンピュータとの間でインターフェイスすることができることもわ
かる。
第1A図を参照すると、そこには、データ通信ネットワークの全体図が示されて
いる。このネットワークサポートプロセッサ80は、その一方の側にデータリン
クインターフェイスと呼ばれる接続1001を、その反対側にはメツセージレベ
ルインターフェイスと坪ばれる接続100Ilをもっている。100a 、10
0b 、100cおよび100dとして示される、一連のホストコンピュータは
、Mllラインと呼ばれる接続ライン(15a、b、c、d)を有しており、こ
れらのそれぞれは、前に引用され、援用して含められた特許において記載されて
いる、ディストリビューションカードに接続する。接続モジュール106aは。
20a 、20b 、20cおよび20dとして示す4つのディストリビューシ
ョンカードをサポートとしていることがわかる。これらのディストリビューショ
ンIll Illカード(DC〉は、どのホストコンピュータをも特定のネット
ワークサポートプロセッサに接続−解放する機能を与えるものであり、これらの
ディストリビューションl1jlllカードは、引用した特許に記述されている
。
第1A図のネットワークの他方の側には、典型的なテ。・ストリビュージョンカ
ードDC20を示しである、ディストリビューションカードをサポートする接続
モジュール106bもまた存在している。このディストリとューションカード2
oは、300a、、300b 、300Cおよび300dとして示されている、
少なくとも4つのラインサポートプロセッサへの、刺部された接続および開放を
与える。
ラインサポートプロセッサのそれぞれは、最l&16のラインアダプタからなる
ことの可能な゛電気的インターフェイス”と呼ばれるブロックへ接続する。これ
らの電気的インターフェイスユニットは、400a 、400b 、400cお
よび400dとして示されている。
第1A図に示されているように、それぞれのホストコンピュータは、最高4つの
、106aと同様の接続モジュールに接続されることができる。したがって、ネ
ットワークの接続可能性をさらに広げるものである。
ましい 例の説
前に引用した特許に記載されているように、この主ホストコンピュータはルーチ
ンに作用し、それによって、(,10命令が実行のためにフロントエンドプロセ
ッサへ運ばれ、このフロントエンドプロセッサは、タスクまたは任意の例外条件
の完了を示すために、1つまたは複数の“結果記述子″ワードを主コンピユータ
へ戻す。このネットワークサポートプロセッサは、“′メツセージレベル”で、
ホストコンピュータと通信を行なう、この転送プロセスは、ホストコンピュータ
を、データ通信ネットワークをサポートする際に必要とされるような、多くのオ
ーバヘッドから解放する。このNSPは、ホストシステムからのメツセージを受
取り、それらを要求通りに転送し、かつ、過当なデータ通信プロトコルを用いて
、このメツセージが意図するデータ通信@蹟に渡され、その後、それが結果記述
子ワードをホストコンピュータに戻すことを保lE′する。
メツセージを引き渡すことができないという状況が発生すると、このネットワー
クサポートプロセッサは、そのメツセージが失われていないことを保証すること
により、インテグリテイを維持する。これは、メツセージを一時的にストアし、
適当な結果記述子ワードを、その主ホストコンピュータに戻すことにより行なわ
れる。データ通信ネットワーク端末装置から入ったメツセージは編集され、必要
なときには翻訳され、そして、編集されたメツセージは、持ち行列に置かれる。
その後、ホストコンピュータがメツセージの引き渡しを指示したときに、メツセ
ージの引き渡しが開始される。
1N18図を参照すると、ネットワークサポートプロセッサのハードウェア配列
が、9ないし12のカードからなるものとして示されている。ベースモジュール
ユニット106は、スライドイン接続カードの容器として見ることができる。一
端には、ディストリヒユージョンカードDC20があり1他端に幡、前に引用し
た特許の中(7記)$されている機能を有する、メインデ太ンスカード20−が
ある。ネ〉トワークサボー1〜プロセッサ80は、そのデュアルプロセッサ性か
ら、Mllステートマシンと呼ばれるプロセッサ50aと、NDL(ネットワー
ク特定吉詔ンステーt−マシンと呼ばれるII2のプロセッサ50bとからなる
。これらのプロセッサのそれぞれは、66aJ3よび66bとして示される、メ
モリ制御カードを持っている。MLJステージマシンプロセッサ50aは、イン
ターフェイスカード1051に接続するが、このインターフェイスカードは、メ
ツセージレベルインターフェイスをう1′ンサポート・プロセッサ300へと接
続する前面クーブノμm −i 0 b pを持っている。ホスト・システムへ
の、また、それがらのN統は、ペースモジュール106の背面およびディストリ
ビューションh−ド20を通してなされている。一連のRAM [i!i路カー
ドは、−共用メモリ”鉄属を与え、エレメント9Qと呼ばれる。
したがって、このネッ;−ワークシボートフロセンサは、そのバー1ごウェア配
列にめ′いて、それぞれが汎用人カフ・′出九ステートマシンCUIOStφ)
と呼ばれる、2つのフロセラ1〜h−ドを含む。これらのプロセッサの工れぞれ
は、668および61として示す、独立したメモ1.IIJll[+1カード(
〜11〜? CT L )を否!−る。じたがって、 −(ンターフlイス〃−
ド105i(彫′1ヒ1)は、外部データ゛、1ンクィ〉ターフェイスおよびメ
ンセージレベル1ンター71イス(DLI、’MLI)を与えるものである。こ
れに加えて、共用メモリを与える、4ないし7のRAMカード90が存在する。
第2図は、ネットワークサポートプロセッサのブロック図である。ステートマシ
ンカード50aおよび50bは、同じカードであるが、MLIステートマシン(
マスクプロセッサ)およびNDLステートマシン(従プロセツサ)と呼ばれる。
2つのプロセッサカードの、唯一の相違は、含まれているFROMおよびジャン
パである。プロセッサカードのそれぞれは、種々の制御レジスタに加えて、32
にバイトのPRAMを有する、16−ピッドプロセッサエレメントをもっている
。
マスタプロセッサまたはMLIステージマシン50au、それに伴ったマイクロ
コードとともに、インターフェイスカード1051を通して、ホストコンピュー
タとの閣の通信を担う。
従プロセツサ50b (NDLステートマシン)およびそのマイクロコードは、
ホストコンピュータ100との閣で交換される、すべてのNSPメツセージのソ
ースである。
また、ラインサポートプロセット300に対してインターフェイスを行なうに必
要な、一般的ブロクラムがNDLステートマシンによって実行される。メモリー
制御11<NENCTL)カート668および66bのそれぞれは、“局所”R
AMメモリの16にバイトを含んでいる。しかしながら、その局所メモリには、
特定のメモリカードに伴うプロセッサのみがアクセスする。このメモリ制御カー
ド(66aかまたは66bか)もまた論理回路を有しており、これは、それに付
随するプロセッサに、第1B図のRAMカード上の共用メモリ90へのアクセス
を行なわせるものである。
MLIメモリIIIIII]カード66aの上に与えられた論理回路は、どのよ
うなプロセッサメモリアクセス競合をも解くように作用する。このカードはまた
、プログラム可能な速痩発生器および開隔計時機構を持っている。
第2図の共用メモリ9oは、RAMカードによって構成されており、それぞれの
RAMカードは32にバイトを有する。このメモリは、ステートマシンカード5
0aおよび50b上の2つのくマスクおよび従)プロセッサによって共用される
。゛共用メモリー制御へのアクセスは、メモリ制御カード66aおよび66bに
よって制御される。
インターフェイスカード1051 (第8図との関係で俵に議論)は、ホストコ
ンピュータ100とラインサポートプロセッサ(LSPS )300との闇のイ
ンターフェイスを与えるために用いられる論理回路を有する。このインター7エ
イスカード1051は、ディストリビューションカード20とホストコンピュー
タ100との間の交換を行なう、DLIないしはデータリンクインターフェイス
と呼ばれる部分を持っている。インターフェイスカード1051は、メツセージ
レベルインターフェイスと呼ばれる、前面接続をもっており、これを通して、2
0のようなディストリビューションカードや、ラインサポートプロセッサ300
への接続を行なう。これらの外部インターフェイスに加えて、このインターフェ
イスカード1051は、ネットワークサポートプロセッサに対する、ユニットク
リア、割込要求取扱い、およびマスタクロック制m1ll(8メガヘルツ)のた
めの論理回路を含む。
NSPのデュアルプロセッサにおける、それぞれのプロセッサは、第3図かられ
かるように、3つのバスを通して通信を行なう。これらは、I10バス10、メ
モリアドレスバス16 (MADDR) 、およびメモリデータバス12(ME
MOLIT)r$6゜
このI10バスは、データを運ぶが、このデータはホストコンピュータの主メモ
リに書込まれ、または、ステートマシンプロセッサ(50a 、50b )のレ
ジスタ、もしくはメモリ制御カード66a 、66bの上のレジスタおよびイン
ターフェイスカード105iの間で転送されるべきものである。MEMOUTバ
ス12は、メモリ(共用メモリ90)から読取られた情報を転送する。この情報
は、実行可能命令また材メモリオペランドもしくはデータであってよい。メモリ
アドレスバスMADDR16は、曹込まれまたは読出されるベキ規在のメモリワ
ードに向けられている。
!1121かられかるように、NSPのデュアルマスク従プロセツサシステムは
、2つのセクションからなっている。
それは、MLIプロセシングセクションおよびNDLプロセシングセクションで
ある。
MLIブロセシン セクション:第2図を参照すると、N5P80のMLIプロ
セシングセクションは、マスクプロセッサ50a (MLIステートマシン)、
MLIメモリ制御カード66aおよび、インターフェイスカード1051から構
成されている。
このプロセッサは、メモリ制御]66aおよび共用メモリ90カードの上に存在
するRAMに加えて、FROMによって駆動される。MLIステートマシンマス
ク50aは、行なわれるべきホストデータ転送のタイプを決定するとともに、イ
ンターフェイスカード1051のMLIポート105pを通した、ラインサポー
トプロセッサデータ転送をも制御する。NSPのMLIプロセシングセクション
は、共用メモリ90を通して、従プロセツサ50b (NDLステートマシン)
と通信を行なう。インターフェイスカード1051は、PROMをもっており、
これによって、このカードは、MLIステートマシンをホストコンピュータ10
0に、高レベルモードでインターフェイスする。このインターフェイスカード1
05iは、坦実のデータ転送の詳細を取扱う。
NDLプロセシン セクション:第2図かられかるように、N D Lプロセシ
ングセクションは一0従プロセッサ50b (NDLステートマシン)から構成
されている。この従プロセッサは、NDLメモリ制御カード56bの上に存在す
る局所メモリによって駆動され、または、共用ROMメモリ90からのデータに
よって駆動される。ステートマシンPROM (プログラムメモリ)は、ブート
ストラップを持っており、これは、ネットワークサポートプロセッサが初期化さ
れたとき、ホストコンピュータからのプログラム情報を、(メモリ制御カード中
の)局所メモリおよび共用RAMへとロードする。このプログラムは、その後、
NOLステートマシン50b (従プロセツサ)を駆動する。
NDLプロセシングセクションは、ラインサポートプロセッサ300との通信を
行なう。通信は、共用メモリ90とインターフェイスカード105iを通じて行
なわれ、これらはすべて、MLrステートマシン50aの制御下に1かれている
。ラインサポートプロセラか300への、またこれからのデータ転送は、インタ
ーフェイスカード1051上に位1する、i[接メモリアクセス(DMA)論理
回路によって制御される(17図およびそのlll#Mを参照)。このDMA論
理回路は、MLIステートマシン50aの*;W下で動作される。
MLIステートマシン50aが、LSP300に対するデータブロックを持って
いるとき、このデータは、共用メモリ90に「かれる、、NDLステートマSシ
50111;t、Lsptfi利用可能であるという割込信号を用いて、MLI
ステートマシン5 Q Bへ通知を行なう。MLi50&ステートマシンは、そ
の後、インターフェイスカード1051に、共用メモリ90からのデータをメツ
セージレベルインターフェイスチャネル105pを通じて、LSP300へと転
送することを指示する。同様に、ラインサポートプロセッサ300が、NDLス
テートマシン50bに向けたデータを持っているとき、このデータはやはり、
M L lステートマシン50aの制御下にある、共用メモリ90中に置かれる
。そして、MLTステートマシン50aは、ラインサポートプロセッサデータが
、現時点で利用可能であるという割込信号を用いて、NDLステートマシン50
bに合図をフサポートプロセッサ<NSP>は、2つの基本的なタイプのメモリ
を含んでいる。それらはニブログラム可能なリードオンメモリ(FROM> 、
およびランダムアクセスメモリ(RAM)である。このネットワークカポ−ドブ
Oセッサの好ましい實施例において、〜11ステートマシンのPROM構成は、
8にバイトを保持するように行なわれており、一方、NDLステートマシンは
2にバイトを保持するように行なわれている。FROMは、それが位「している
プロセッサステートマシンのみにアクセス可能である。
メモリ制御カード66aおよび66わのそれぞれに、局所RA、 Mの16にバ
イトをもつことになるものであり、これは、それに付随するステートマジ・ンブ
ロt−y4jのみ(アクセス可能である。他方、共用RAMメモリ90は、2つ
のプロセッサステートマシンのいずれにおいても利用可能である。
メモリアクセス動作の間、適当なメモリタイミングを発生するために、クロック
期間(8メガヘルツ)が遅延される。メモリ奮迅動作は、すべて、3クロック時
間を必要とする。すべてのPROMおよび局所メモリ読取動作は、1クロックw
JWJを必要とし、一方、共用メモリ読取動作は、2クロック期間を必要とする
。
ステートマシン:第3図かられかるように、汎用入力/出力ステートマシンカー
ドの主l!lt!Lエレメントが示されている。マスタプロセッサステートマシ
ンおよび従プロセツサステートマシンカードの双方は、論理的に同一である。カ
ードのそれぞれは、ネットワークサポートプロセッサの動作シーケンスを制御す
る、プロセシング論理回路を有する。このプロセシング回路は、メモリアドレシ
ング論理回路41、プログラムメモリPROM50゜データ取扱い論理回路32
.33.34、命令実行論理回路23および外部バス論理回路60Lから構成さ
れている。
このプロセシング論理回路は、ステートマシンを、ネットワークサポートプロセ
ッサの他の回路へインターフェイスする。
メモリア゛レシン 理回 °第4図に、プロセンサステートマシンのメモリアド
レシング回路が示されている。
このアドレシング論1111184@、プログラムカウンタrpc>41、メモ
リレファレンスレジスタ40、スタックメモリ45、繰返しカウンタ42から4
111載されている。1Pc41とMRR40は、メモリアドレスポインタとし
て用いられている。
PO21は、現在の命令または、その命令に対するオペランドを指示する。それ
ぞれの命令が実行されるとき、PO41は自動的に増加を行ない、次の命令を指
示亨る。この命令は、ステートマシンFROM50、または17図の局所メモリ
66−1もしくは共用メモリ90のいずれにも存在できる。
メモリレファレンスレジスタ(MRR)40は、オペランドアドレスがPC+1
<増加を受番プたプログラムカウンタ41)にストアされることができないとき
に、次のオペランドのアドレスをストアするために用いられる。たとえば、プロ
グラムが、デー々のワードの内百を検査しなければならないとき、MRR40は
、データワードのアドレスをロー1−′される。これによって、任意のステート
マシン命令は実行されるが、このデータワードはオペランドとして用いられる。
sI返し、カウンタ42は、M萬256回までの繰り返しか行なわれるべき動作
を住じさせることのでさるレジスタである、W返Lカウンタ42は、ゼロから2
55までの虻をスト−?されることができ、繰返し動作のそれぞれについて減少
を受ける。繰返しカウンタがアンダフロー(ゼロより小さい値をもつ)を起こし
たとき、繰返し動作は終わり、次の命令が呼出される。、Il返し動作の実行の
それぞれに対して、(MRR40またはPO21である)メモリオペランドのア
ドレスソースが自動的に増加される。スタックメモリ45が、サブルーチンが呼
出されたとき、現在のプログラムアドレスを記憶するために用いられ、その後、
サブルーチンが“RE T LI RN ”命令で終わったとき、そのアドレス
を再ストアするために用いられる。スタックメモリ45は、16のアドレスを記
憶でき、16のホストされたサブルーチンを記憶することができる。
PROM : PROM50は、プロセッサステートマシン上で用いられたとき
、好ましい実施例では、8にバイトの記憶エレメントである。
一一夕 い 理回 :第5図において、LIIOステートマシンプロセッサのデ
ータ取扱い論理回路のブロック図が示されている。このデータ取扱い5al1回
路は、16の汎用アキュムレータ(エレメント30として示す)、オペランドレ
ジスタ31、斡術論理装置!<ALLI)32、バイト−スワップ回路34およ
びシフト論理回路33から構成されている。アキュムレータ30の、アキュムレ
ータ16ビツトレジスタを用いて、取扱いのための情報をストアし、また、種々
の動作の結果を保持する。
オペランドレジスタ31は、現在の命令のオペランドを保持する。ALU32は
オペランドレジスタ31およびアキュムレータ3oからのデータを受取る。前に
引用した、援用特rFにおいて述べられているように1種々の論理および算術動
作が、その後データ上で実行される。ALU32は、バイト−スワップ論理回路
34およびシフト論理回路33へ出力を与える。
このバイト−スワップ論理回路の出力は、△=U32によって与えられたバイト
シーケンスの、シーケンスWAF!−を取替えるために用いられる。バイト−ス
ワツピングにおいて、へLtJ出力の最上位バイトは、最下位バイトと取替えら
れる。同様に、シーケンス順序において、最下位ビットは、最上位ビットと交換
される。
シフト論理回路33は、へLU出力を左または石l\シフ(・し、または循環さ
せるために用いられることができる。
また、シフト論理回路は、ALU出力を直接に、かつ交替することもなく、転送
を行なうことがで訃IL立 :se図において、(−用Oステートマシンプロセ
ッサの命令実行論理回路のブロック図が示されている。この命令実行論理回路は
、命令レジスタ22 、 F’IRQ M Sの命令デコーダでット6よびエレ
メント23に6けるPRMO8の出力に剌言るラヅチング1.・ジスク/)1ら
開成されていイノ。命令レジメ922け、現有のスを一トマシン命令を゛保持す
る。この現在の命令は、ステートマシン員のP RO+S450または、局所6
fl−もI−”−i=−共用、)(モ1−!90のいずれかから受取られる。命
令デコードFROM23は、命令レジスタ22によってアドレスされる。F R
OM2Sは、この命令をデコードして40の異なった制御信号とし、この信号は
、ステートマシンプロセッサの動作(チップ能動化、カウント制御、など)を制
aするものである。
デコーダFROM23の出力は、タイミングまたは信号安定性に必要なときは、
レジスタによってラッチされる。
バス 理回 :JIl!7図を参照すると、ステートマシンプロセッサ2の主外
部バスがインターフェイスカード105iおよびメモリ制御カード66に接続さ
れている。外部に延びてステートマシンカード2に向かうバスは、I10バス1
0、メモリアドレスバス(MADDRl 6)、メモリデーター出力バス(ME
MOtJT)12およびput/Get能動化ライン60P、である。
W47図に示されているように、メモリアドレスバス16および17′oバス1
0もまた、それ自身の局所メモリ66Rを持った、メモリ制御カード66に接続
される。また、メモリデーター出力バス12は、メモリ制御カード66からのデ
ータを、バス付属ライン]2′(=沿って受取ることができる。メモリ制御カー
ド66は、データバスと、ざらに共用メモリ90に接続するアドレスバスとを持
っている。
1、・′Oババス0および10−は、情報を局所メモリ66膨および共用メモi
、; 90に転送するため用いられる I Oバス10はまた、命令を運んでき
て、スラートマシンプロセッサカード2へとデータを戻すために用いられる。
MADDRバス16のメモリアドレスは、(a)ステートマシンプロセッサカー
ド2または(b)インターフェイスカード1051、のうちいずれかの上で発生
される。ステートマシン2は、局所メモリ66園、共用メモリ90またはPRO
M50 (第4図)のいずれかをアドレスする。
インターフェイスカードは、1接メモリアクセス(DMA)の闇のみ、局所また
は共用メモリをアドレスする。汎用■10ステートマシンプロセッサが含まれ、
これまで出願が引用され、援用して含まれてきた、前に引用した特許において、
これらの出願の第2B図に、2つの制御レジスタ37.38が説明されていたこ
とがわかるであろう。これらは、アプリケーション制御レジスタと呼ばれ、ステ
ートマシンプロセッサ2の外にある論理回路に対して、情報をストアするために
用いられる。これらのアプリケーション制御レジスタは、次の点でユニークであ
る。すなわち、レジスタがステートマシンプロセッサ2の上で発生されたデータ
を受取るが、この制御レジスタ中のデータは、ステートマシン2以外のカードの
上で発生された信号によってクロックされる。
1@ 7図において、インターフェイスカード1051は、ホストコンピュータ
100に対するデータリンクインターフェイス<DLI)と、また、ラインサポ
ートプロセッサ300に対するメツセージレベルインターフェイス<MLI)と
を持っていることがわかるであろう。それに加えて、このインターフェイスカー
ドは、それ自身とステートマシンカード2との間に、割込ラインおよび割込肯定
応答ラインを持っている。このメモリ制御カード66もまた、NDLプロセッサ
50bの間で、信号を交換する、IIIJIIpライン661をもつている。
インターフェイスカー゛:インターフェイスカード1051の主要エレメントは
、第8図のブロック図に示されている。ディストリビューションカード、208
は、データリンクインターフェイス(DLI)を経由して、データリンクインタ
ーフェイス回路1001に接続する。
ディストリビューションカード20は、バス105pを経由してMLI論理回路
100mに接続する。MLIメモリ制御カード66aは、バス16および12を
用いて、メツセージレベルインターフェイス論理回路1oO1llに接続する。
メツセージレベルインターフェイス(MLI)ステートマシンプロセッサ50a
は前面I10パスを経由して、DLJ論珊回路100i 、PROMシーケンサ
100PSおよびMLr論理回路100―に接続する。
インターフェイスカード1051は、ホストコンピュータシステム100とネッ
トワークサポートプロセッサとの闇に、データリンクインターフェイス(第7図
)を与え;また、ネットワークサポートプロセッサとそれが制御するラインサポ
ートプロセッサ(LSPIとの間に、メツセージレベルインターフェイス(第7
1!I)を与える。第8図を要約すれば、インターフェイスカードは、MLIセ
クション10Qii、DLIセクション100iおよびPROMシーケンサ10
0.を持っている。第1B図かられかったように、インターフェイスカードは、
前面コネクタを通して、他のNSP回路と通信を行なう。
インターフェイス回 カー゛(詳細な説明〉18図かられかるように、インター
フェイス回路カード1051は、(ディストリビューションカード20aを経由
して)ホストコンピュータ100との間、および(ディストリビューションカー
ド20を経由して)ラインサポートプロセッサ(LSP)300との間に、また
、I10バス10を経由してMLIステートマシンプロセッサーコントローラ5
0aに、メモリアドレスバス16およびメモリデータ出力バス12を経由してメ
モリ制御回路カード66aに、相互連絡リンクを与える。
このインターフェイス回路カードは、ネットワークサポートプロセッサ80に、
次の機能を与えることができる:(a ) クロックおよびクロック制卸論理;
(b) MLIプロトコルに従い、ステートマシンプロセッサーコントローラを
、プロトコルの詳細から解放する、ホストシステム100への背面インターフェ
イス;(C) メインテナじス制御l]1iii理;(d ”l 共用システム
、オンラインシステムなどの請求を満足するクリアm構;
<e > ネットワークサポートプロセッサ(NSP>を、“ホスト”として作
用させ、LSP300のような、どのような外部MLIコンパチブルデータリン
クプロセッサ(DLP)をも駆動できるステートマシンプロセッサーコントロー
ラに対する非同期MIIインターフェイス。
(f ) 割込要求と、ホストコンピュータDMAデータ転送要求を調整し、ホ
ストインターフェイス動作に対する、NSPインターフェイスの優先順位を与え
る論理:(Ω) NSPインターフェイスのための、ステートマシンプロセッサ
ーコントローラの応答lIsを減少させ、ソフトウェア設計要求から、ポーリン
グについての考−を除くための11
ステートマシンプロセッサーコントローラは、GET″および“P LI T
”の命令の組を通じて、ラインサポートプロセッサインターフェイスおよびホス
トコンピュータインターフェイスと通信を行ない、これらを制御する。
N5P80 (第2図)は、ホストコンピュータ100とラインサポートプロセ
ッサ300との閣の、データの流れを制御することができ、種々のプロトコルシ
ーケンスを特定し、伝送およびプロトコルエラーを検出し、また、インターフェ
イス回路カード上に位置したレジスタを用いて” P U T ”および’ G
E T ”命令を使用することを通して、他のタスクを実行する。
ゝスー ゛ベースI!絖モジュール106(第1図)は、ネットワークプロセッ
ササブシステムの、基本的tlt成ブロブロックる。このベース接続モジュール
は、種々のカードやモジュールが適合づる背面から構成されている。たとえば、
これらのモジュールは、選択れたホストシ ′ステムと通信を行なう、1ないし
6のディス1−リビュージョンカード(DC>20、IIIIIBSに示されて
いるような、ネットワークサポートプロセッサ、メインテナンスカード20■お
よび必要な他のカードから**することができる。
典型的なネットワークサポートプロセッサ80は、ステートマシンプロセッサー
コントO−ラのデュアルセット、ディストリビューションカードおよびメインテ
ナンスカードとともにネットワークサポートプロセッサのインターフェイスを行
なうインターフェイス論理回路を備えるインターフェイス回路、およびデータ通
信ラインに接続するLSP(ラインサポートプロセッサ300)と呼ばれるライ
ン通信プロセッサを接続する、追加インターフェイス回路を含む。
ディストリビューションカード(20,20aなど)は、°°非同期°°ホスト
メツセージレベルインターフェイスと、6゛同期”NSPインターフェイスとの
間の接続経路を与えるために用いられる。fvl L Iは、任意のくホストコ
ンピュータのような)シニアシステムと、下位のユニットとの間に用いらねる、
非対称的インターフェイスである。ホストコンピュータユニット100は、ネッ
トワーク中のプロセッサに17′0記迷子を送り出すことによって、I10動作
を開始させる。そして、このプロセッサは、特定の動作を実行し、要求されたと
おりにホストコンピュータからのデータを要求し、このデータを送り出し、また
、動作が完了すると、最後にホストコンピュータへ結果記述子を送り出す。下位
のプロセッサは結果記述子がホストコンピュータに送られた後すぐに、このホス
トコンピュータからの、他のI10記述子を受入れる準備がなされていなければ
ならない。I10記述子は可変な長さをもち、下位のプロセッサに応答して、ワ
ードの正しい数が受信されてI10記述子コマンドが完了されていることを保証
する。垂直方向と長さ方向のパリティがすべてのMLIトランザクションについ
てチェックされるが、エラーが検出されても、その回復についての準Wは(I1
0動作に閤するものの他は)なされない。
−B1ディストリビューションカードが、ホストコンピュータとネットワークサ
ポートプロセッサ(NSP)との闇の接続を与えると、このディストリビューシ
ョンカードは、このホストコンピュータとネットワークサポートプロセッサとの
間の通信に対してトランスペアレントとなる。
ネットワークサポートプロセッサのホストとの通信は、状態信号の通常のシーケ
ンスによって完了し、これは、ネットワークサポートプロセッサのアクセス要求
をホストコンピュータへ指示する。ネットワークサポートプロセッサがホストに
接続されると、すべての情報転送はNSP状態ラインによって示されるようにな
る。ネットワークサポートプロセッサには、インターフェイス回路カードを経由
して、インターフェイス論理回路が与えられ;これは、NSP状落を固定シーケ
ンスで発失して、ホストとNSPとの闇の通信を、プロセッサコントローラ50
a (第2図)によって要求されたように制御する。ホストコンピュータl\の
、またはこれからのすべてのデータ転送は、インターフェイス論理回路の中に含
まれるFIFOスタックレジスタバッファ(100,、、第10:10A図〉を
通じて行なわれる。
第9A図を参照すると、第8図のMLIインターフェイス論理回路100−のブ
ロック図が示されている。
12図および第8図(おいて示されているように、インターフェイスカード10
5iは、MLIステートマシンプロセッサーコントローラ50aを、ボストンコ
ンピュータ100++5よびLSP (ラインサポートプロセッサ)300に接
続する。
19AIIlにおいて、LSP300は、MLIデータバス105pによって、
ドライバ60−を通してステートマシンの共用メモリ出力バス12に接続されて
いる。このMLIデータバス105C1はま1;、伝送−ドライバ601、およ
びレシーバ−ドライバ60.Xにも接続する。
ステートマシン50aは、I10バス10を経由して、DMへ転送カウンタ16
0.およびアドレスカウンタ16てぃ
0へ接続し;これに加えて、バス10は、制御レジスタ605?、データレジス
タ60およびレシーバ−ドライバ60−へ接続する。
DMA転送カウンタ160tcは、その出力をDMAアドレスカウンタ160d
に与え、このDMAアドレスカウンタ160dの出力アドレスバス16は、メモ
リ制御]66aおよびステートマシン508に接続する。
制御レジスタ60o、は制御論理回路60rに接続し、この制御論理回路60r
は、制御信号を、インターフェイス回路および状態ドライバ60tに与える。
データレジスタ60は、その入力をI10バス1oを経由して受取り、その出力
を、伝送装胃−ドライバ60つ、へ送り出す。
11oA図において、データリンクインターフェイス論理回路100i (第8
図)がブロック形式で示されている。
メモリ11 @ 66 aおよびステートマシン50aからのステートマシン1
7/○バス10は、レシーバ−ドライバ1001丁および11アドレスレジスタ
1001.へ接IAする。
レシーバ−ドライバ10011は、ホストコンピュータ100に接続し、データ
ラッチレジスタ1001.およびFIFOloolgをフィートする。FIFO
出力は、1〜ライバーインバータ100(、によって逆転され、!′:リテイツ
リー100tによってチェックされる。FIFO出力はまた、MLiカウンタ1
00 およびLノシーバートライパ100.−、J
を活性化させる。
PROM1001□からの出力によって、制at=が出力レジスタ100.rに
与えられる。
レジスタ100.、は、DLIインターフェイス論奢回路1001へのI11御
信何重加えて、P RCM 100.、、、に、1傾の次のアドレスと、分岐の
次のアドレス信号な勾える。
■、 ポストコンピュータから、NSPメモリへの、そしてラインサポートプロ
セッサへの一一夕の第10A図を参照すると、ホストコンピュータ100からの
データは、背面データラインに沿って、レシーバ−ドライバ100j1に転送さ
れ、データレジスタ100J2.でラップされて、FIFOレジスタ1001B
において、最高64ワードまでをロードする。
ステートマシン508は pUTアドレス命令を開始して、FROMシーケンサ
開始アドレスレジスタ100:aに与工、P ROM 1001rnのアドレス
シーケンスを開始させる。
それから、FROM 1001mは、後に示す第ぺ一6表を二足ξれτいるよう
に、FROM出hレジスタ100(・を経由して、一連の制御ワードを出力する
。
第10A図の下側の部分は、開始アト1.スレシスタ1100)、 、 P ?
OM 100inq、PRO〜1出力し・シスター1007゜おにひ分岐論理
回路100ト、を含み、第14図のP ROMシーケンサioo、を構成する。
ステートマシン50aからのPUT命令(命令は64回繰返されることができる
)は、FIFOレジスタ1001丑に、64ワードをロードすることになる。M
LIカウンタioo、は、転送されるべきワードの数がロードされる。
もし、50ワードが、ホスト100からNSPメモリ90へ転送されるべきであ
るならば、MLIカウンタ100[□がFIFOへの50ワードの転送をカウン
トしたとき、このカウンタはステートマシン50aに“割込み”を送り出すこと
になる。ステートマシン50aは、ここで、GET命令(50回繰返される)を
与え、FIFOからの50ワードをメモリ制御1166aを経由して、ステート
マシン50aの共用メモリ90へと移す。
どのようなパリティエラーもパリティツリー1ootによって検知されて、フリ
ップフロップをセットし、このフリップフロップはパリティエラー信号を形成し
てステートマシン50aに与える。
ホストコンピュータ主メモリからの50ワードは、ここで、共用メモリ90へ転
送されている(第2図)。そのとき、これらのワードが選択されたライン通信プ
ロセッサ(LSP300)に送られ、選択された周辺端末装置に送られることが
残っている。
fiQA図を参照すると、ステートマシンメモリ出力バス12(Jデータドライ
バ60−に接続し、また、これはバス105pに接続して、このバス105pは
データ転送のためにLPS300に接続する。この状況は、共用メモリ90が、
バス12となる出力バス12−を持っていることが記載されている第7図からも
わかるであろう。
ステートマシン50aは、PUT命令をデータレジスタ60に与える。ステート
マシンからのI10バス1oは、特定のLSP300を選択するための制御ワー
ドをバス105pに与える。
メモリ出力バス12t3よびDMA (直接メモリアクセス)ドライバ60■を
用いて、データワードのバーストが、共用メモリ90から1し選択されたLSP
300へと進むことができる。
しかしながら、もし、非DMAモードが用いられたならば、ステートマシン50
aは、ワードの転送を、I10バス10からデータレジスタ60.データドライ
バ(非DMA)60.、バス1o5p、そt、T選択きれたしsp3゜Oへと、
手数をかけて行なうことになる。
I!9A図において、データ転送の^透化を図るためのDAMモードを用いて、
I10バス10はステートマシン508からのPUT命令を運び、これは、DM
A転送カウンタ160t=に、転送されるべきワードの数たとえば50ワードを
ロードする。また、CAMアドレスカウンタトロ。
は、アドレス(メモリアドレスポインタ)がロードされて、データ転送のための
共用メモリ90のW@始エリアを選択する。
そして、MLItllJIIIレジスタ60c、がロードされてDMA動作を開
始する。制御レジスタ606ワは、後に示すIFIA−21!に示されているよ
うに、インターフェイス動作を制御し、制御論理回路60sおよびD M A
P ROM 60spを用いてDMA動作を行なう。11111ルジスタ60c
、、制御論理回M60s 、制’m P ’ROM 60 sp 13 ヨヒF
7 イハ60tは、” D M A ml理回I”と呼ばれる。
制御論理回路608は、メモリ出力バス12、DAMドライバ6011およびM
L)データバス105pを能動化して、共用メモリ9oから、選択されたLSP
300へ、ワードのバーストを1し転送する。
制御論理回路60Sは、それぞれの転送されたワードについて、DMA転送カウ
ンタ160tcを減少させ、転送されるべき次のワードのそれぞれのアドレスを
指示するためにDMAアドレスカウンタ160を増加させる。
■、 ラインサポートプロセッサからNSPメモリへの、そしてホストコンピュ
ータメモリへの一一夕の、第9A図をt¥煕すると、ステー1−マシンは種々の
ラインサポートプロセッサ(L S P 300〉への問合わせを行ない、どれ
が情報転送の準備が完了しているかを笑い比し、gた 1−3ptJ″イのデー
タを、それがレシーバ60 j)によって賀取られ、共用(\S P ’iメモ
リ90’・のI ○バスー1(21道ぬられ(:、MLIデータバス105P上
に送り出すことを命令する。
そして、ステートマシン50aは、繰返されたPUT命令を用いて、FiFOl
oo、3に、メモリ90からのデータワードをロードする。それから、ステート
マシン50aはPROMシーケンサ100.を活動させ、したがってこれは、P
IFOloo lBからホストコンピュータ100のメモリのワード転送を取扱
う制御信号を発生することができる。
(現実にはソフトウェアによる指令である)インターフェイス論理回路中の出力
“レジスタ”が、ステートマシンプロセッサーコントローラによって、”PUT
”ステートメントの実行を通してロードされる。これらは二FIFOをクリアし
、パリティエラーフリップフロツブをクリアするために用いられるクリア命令:
MLIシーケンスのマイクロコード開始アドレスをロードし、また、第9AI!
Iのデータ転送カウンタ160t、□をロードするために用いられる、Pt、I
Tアドレス命令:および、ホストコンピュータへの後続する伝送のために、FI
FOにデータをロードするために用いられる、PUT FIFO命令、である。
データリンクインターフェイス論理回路ioo: <第8図〉からの、ステート
マシンプロセッサーコントローラ50aへの通信は、” G E T ”命令を
通じて行なわれる。
(第8図および第14図の、PR○Mシーケンサ100e・の中にある)状態レ
ジスタは、データリンクィンターフェイスの珊在の状態を含み: (FROMシ
ーケンサ100−P5
の中の)カウントレジスタは、転送カウンタ100.、の現在の値を含み;GE
T FIF’O命令が、ホストコンピュータ100から受取られた(FIFO1
005,の中の)データをアクセスするために用いられる。
クリアレジスタが″PUT″命令を通してアクセスされると、FIFOloo、
3、垂直方向パリティエラーフリップフロツブおよびカウントレジスタはリセッ
トされる。
“PUT’″FIFOレジスタ:このレジスタ100,2(第10A図)は、F
IFOloo、3に、ステートマシンプロセッサーコントローラから“PUT”
または″繰返しPUT″命令のいずれかをロードするために用いられる。
ネットワークサポートプロセッサからホストコンピュータへ、転送の要求が起こ
ると、このFJFOloo、は、記述子リンクの3つのワード、その後のメツセ
ージテキスト、さらにその後のデータメツセージ長さ方向パリティワード(LP
W)がロードされなければならない。このFIFOloo、、は、それぞれ16
ビツトの64ワード、ないしは”128バイトを保持する。
“GET″FIFOレジスタ:ホストコンピュータによって送られたデータは、
1@10図のデータリンクインターフェイスに到看したとき、FIFOloo;
rの中にストアξれる。このデータは、ネットワークサポートプロセッサーおよ
びそのステートマシンプロセッサーコントローラ)によって、FIFOレジスタ
100.への“GET”ステートメントの使用を通じてアクセスされることがで
きる。
それぞれのタイムデータはFIFOloo、:からとられ、FIFOは次のワー
ドへと進む。
″PIJT″ア゛レスレジス 2二のレジスタ100:r(第10A図)を用い
て、マイクロコードシーケンス開始アドレスおよびワードカウントをインターフ
ェイス!理回路にロードすることにより、データリンクインターフェイス論理回
路を初期化する。低順位の8ピツトが、MLIカウンタ100orにロードされ
るべき値を教理する。レジスタの高順位の8ピツトを用いて、実行されるべきM
LTシーケンスを特定する。カウンタを用いて、メツセージレベルインターフェ
イスを越えて転送されたワードをカウントする。
“GET”カ ントレジスタ:“GET″カウントレジスタの、表下位の8ピツ
トは、補数形式で、転送カウンタ160t:のカウント値を含む。
“GET” レマスタ:状態レジスタ(114図、200〉は、MLJインター
フェイス論理回路およびDLJインターフェイス論理回路の炭柱の状態について
の情報を与える。状態レジスタの16ビツトは、次のように定義される。
敷A二ニー組
ビット 1
0 DLP状憇1
1 DLP状112
2 DLP状s4
a DLP状118
J PROM状W10
5 PROM状111
6 PROM状112
7 DLP接続
8 DLPサービス要求
9 DLPクリア
10 アドレス拒絶
11 DLP垂直パリティエラー
12 常に1
LSP300uDLP (データリンクプロセッサ)のタイプであり、後にDL
Pとして引用されるときは、LSP〈ラインサポートプロセッサ)300を含む
ものと理解されるべきである。
注、!−
DLP状111.2.4.8は状態ビットであり、DLPが珊在、ホストコンピ
ュータに与えているものである。PROM状110.1.2はインターフェイス
が発生したDLPサービス要求が存在するときに、ステートマシンへのMLlプ
ロトコルの条件を指示するために用いられる3つのビットである。アドレス拒絶
は、そのアドレスおよびカウントレジスタをロードする試みの失敗を指示するフ
ラグとして使用される。
LSPへのスーートマシンインターフエイス 9△ニソフトウエアに対しては、
このインターフェイスは、ステートマシンからの“GET″および“PUT”命
令を通じてアクセスされる、レジスタおよびドライバの組として見られる。ML
Iを越えたデータ転送の速度を上げるために、直接メモリアドレス(DMA>能
力が与えられるが、ステートマシンンフトウエアが、MLIプロトコルの実行に
重要であり、すべてのMLI動作を制御しなければならは、MLI SIOライ
ン上に、62マイクロ秒のパルスを発1し、これは、出力データをクロックし、
入力データの受取りに対する肯定応答を行なうために用いられる。
゛°ス1〜D−ブー受取)1ノソブンロンブ°°と呼ばれるフジップフロンブが
リセット−される。
′ダー レシス ;ステートマシンから、”送信″データレジスタ60/\の°
’PtJT”命令は、)/′0バスからのデータの16ビツトと1つのパリティ
ビットを149図のデータレジスタ60へロードする。このデータは、それから
、駆動されてMLIデータラインへと向かう。
−一タレジスターこのレジスタからの’GET″は、MLJデータラインの境在
の内容をI10パス1o上のステートマシンに転送することになる。
に対するPUTは、インターフェイスの動作を制御する、種々のフリップフロッ
プをセットする。これらのビットは次のとおりである:
思Jに1」L
ビット 作用
OMIIパリティエラーフリ・ツブフロップをセ”/ト1 アドレス選択
21g!了またはマスタクリア
3 アクセス許可
4 伝送
5 チャネル選択
6 DMA能動化
7 1矯モード
8 期待されたDLP状態1
9 期待されたDLP状112
10 期待されたDLP状態4
11 期待されたDLP状!!18
12 使用されず
13 使用されず
14 使用されず
15 DLPストローブフリップ7Oツブをリセット注[
(a )制御レジスタ6o6rへのどのような’ P tJ T ”も、MLI
リセンーフリτlブフロ・ツブをリセットするわ(t・・ MLIパリティエラ
ーフリップフロップ(600)は、誤ったパリティを持ったワードが、MLIデ
ータラインからステートマシンへと転送されたときはいつでも、セットされる。
このリセットビットは、セットされ、そしてリセットされるべぎものである。(
gなりち、このビットは、ノリツブフロップのリセット入力に対するレベルを発
失し、パルスは発生しない。)
(C) アドレス選択、終了またはマスタークリア、アクセス許可およびチャネ
ル選択ビットは、麹密に、メツで一ジレベルインターフエイス(MLI)上の同
じ名前の信号に一致する。
((Iン 転送ピン1−は、;vj L 2インターフエイスを能動化して、M
LI)11!方向ラインを駆動する。このビットの制御は、MLIプロトコルと
、綿密に*mされなければならない。
(e) DM、6.能動化ビットは、DMA動作を開始させるためにセットされ
、そうでない場合はリセットされな昏ブればならない。ビット8,9,10.1
1 (期待されたDLP状態ビット)は、受取られたDLP状態ピットと比較さ
れ、一方、MLIは、直接メモリアクセスDMAモードにある。もし、DLP状
態ビットが変化すると、MLrはDMAモードを出る。1鯛モードピットがリセ
ットされたとき、I〜ILItQM回路は、メインテナンスモードに置かれる。
メイ〕ノテチンスモートでは、〜・IL1インターフェイスの上の、乙、DDS
EL、1、AGブラシ′ε、r c 、−’ −+ t’よびTRMブフスMC
/1信号ラインは、°°ハイ″状膠とぎれる。また、受取られたDLPストロー
ブは、通常、Mllインターフェイス上にSIOパルスを発生するような、どの
ような条件に対しもシミュレートされる。したがって、メインテナンスは、ML
Iケーブルが存在しなくとも実行されることができる。
(f ) “期待されたDLP状態”の4つのビットは、ラッチされ、MLIケ
ーブルから受取られた現実のDLP状態と比較される。期待された、および珊実
の状態は、DMA動作に入り、そこに留まっているためには、同じでなければな
らない。
(0) リセットDLPストローブピットは、信@DLPSTSを受取ると通常
セットされ、ストローブレジスタへのPUTSによってリセットされる、DLP
ストローブフリップフロップをリセットするために用いられる。
MAア゛レスレジスタ 9A :DMAアドレスレジスタカウンタ160へのP
UT命令は、16ビツトアドレスカウンタに、DMA動作の闇、データを受取り
、またはデータを与えるメモリ(668,90>の中のバッファfi域のアドレ
スをロードする。アドレスレジスタカウンタ160は、それぞれのワードの転送
ごとに1だけ増加する。DMAサイクルの間、アドレスレジスタカウンタの内容
は、ステートマシンアドレスライン16の上に置かれる。
メモリ制御カード66 aの、すべてのアドレスマツピングおよびすべての再配
励の性質は、i[接メモリアクセスDMAサイクルの間、能動化される。ステー
トマシン上のPROM50は、DMA動作の闇、アクセスされなくともよい。
セットM Iカ ント:これは、DMA転送カウンタレジスタ160tcにおい
て行なわれる。これは、PUT命令を用いて、直接メモリアクセス(DMA)動
作の闇、転送されたワードの最大数を特定する。この数は、補数形式でロードさ
れ、読取られたとき、0ないし255ワードの範囲にあってよい。レジスタの最
上位8ピツトは使われない。
GETNITカウント°これは、D M A転送−力ウンタレジスタ160.S
の部分を用いる命令である。このレジスタのより低い8ビツトは、DMAカウン
タレジスタ160、。の値を補数形式で含む。最上位8ピツトは常に“真”にセ
ットされる。
MLI レジスタ(9A>:このレジスタ60ケは、ドライバ160dを能動化
して、アドレスを、ステートマシン50aおよびメモリ制御カード66aに運ぶ
。このMLI状態レジスタは、下に定義されるものとしてのMLl状態を指示す
るいくつかのビットを含む。
五五ニ二口E
ビット 意味
0 受取ったDLP状Il!11
1 受取ったDLP状1i2
2 受取ったD L P状態4
3 受取ったDLP状118
4 DMA11了
5 DLPストローブな受取ったフリップ70ツブ6 MLIパリティエラー
7 Mllリセットされず
5 −
状態レジスタには、次に示されて、説明された意味をもつヒツトフィールドが与
えられる。
見二上よ=≦L二こうのビットは、5TC1,5TC2゜5TC4,5TC8と
呼ばれるラインの上のデータリンクプロセッサ(DLP)によってMLIに与え
られた状態を指示する。
ビット7:このビットは、DLPが“ハードクリアされている″ときにクリアさ
れ、MLIインターフェイスが初期化されたときにセットされる。このインター
フェイスが初期化されるまでは、どの双方向MLI信号ラインもMLIによって
、駆動されない。
ビット5:このビットは、信号DLPSTが、SIoパルスを発生するストロー
ブレジスタへのPUTまたは、SIOパルスを発生ないMLI制御レジスタ60
.□のMLI制御のNo、15のビットのいずれかによって受取られ、クリアさ
れたときにセットされる。
ビット6:このビットは、MLIから、誤ったパリティを持つワードが受取られ
たときはいつでもセラI・される。
これは、Mll制御レジスタ60cF−のNO,Oのビットによってリセットれ
る。
ビン1〜4:このビットは、DMA動作の終了の原因を確認するために用いられ
る。このDMA動作は、エラー条件を示してもよく、またそうでなくともよいタ
イムアウト条件(2マイクロ秒)によって止まってもよく、または、データリン
クプロセッサまたはバソファオーバフロー条件による状態変化のいずれかによっ
て終了してもよい。もし、D M Aが、DLP状態変化またはDMAカウント
オーバフローによって終了すると、信号DMA0VERは“ハイ”と呼ばれる。
二y]」ばLL
DMA ’配置−!ニー“DMA1!込み”動作を開始させるために、ステート
マシンは、次に示すように、DMAハードウェアを初期化させる必要がある。但
し、必ずしもそこに示された順序でなくともよい:
1、 データリンクプロセッサ(DLP)へ書込まれるデータを含むバッファの
ワードアドレスより1だけ小さい値を、DMAアドレスカウンタ160(第9A
図)へロードする。このアドレスは、それぞれのワードが送られる前に1だけ増
加される。
2、 次のように計禅される値Cを、DMAカウントレジスタ160□。へロー
ドする:
C−カウントから1を引いた補数、但し、この“カウント”は、任意状態変化が
期待される前に、データリンクプロセッサへ送られるべき、いくつかのワードで
ある。
3、 ステートマシンは、データリンクプロセッサに、“接続され”なければな
らない。
l M111IJillレジスタ60cつは、次のデータをロードされなければ
ならない:
(a ) 伝送ビットの@(ビット4)(シ) DMA能動化ビットの組(ビッ
ト6ン(c) DLP状態へと初期化された、期待されたDLP状慝〈ビット8
,9,10.11>
(d ) 1隋モードの組(ビット7)(e) 他のすべてのリセットされたビ
ット一旦、MIIハードウェアが初期化ぎれると、次のシーケンスが発生する:
1、 ハードウェアは、FETC8/が“’ [J −”となるのを持つことに
よって、ステートマシンが取出サイクルに入るの(・持つ。これjj: I!き
たとき、MIIインターフェイスが割込みを発生するrpWを整えていないと仮
定すると、その後、信@ S CI M /’、 RQ Bは“ハイ″どなって
、D M A制a F’ ROM(i 0 C111+1 ンニ入ルa ”tシ
テ、PROMal力SDMAP、Q<DM7〜要求)は、′へ1′”となる。
2、WTCLK<〜I T CL Kは、それぞれのメモリサイクルの終わりに
F!始する62マイクロ秒パルス)の次の主エツジで、DMARQノリツブフロ
ップ60「はセットする。D〜<A?Qがセラ1−されると、ステートマシンへ
のクロック能動化信号が偽”状態となり、したがって、ステート7シンを“凍結
°°する。
3 、W;−CL V、の次の主エツジで、D J、’l A G N丁フソン
ブフロツブはセットする。このD M A G N Tフリ・Iブフロップがセ
ラ(へ3入するこ、次のことが起こ心・(a > ステートマシンアドレスドラ
イバが3状態となり、DNAアドレスドライバは能動化されて、メモリアドレス
を、160のDMAアドレスカウンタから駆動させる。
(b ) ステートマシンI10バスドライバが3状態となる。
(C) サイクルフリップフロップへの、非同期クリア信号が、取り除かれる。
(d> もL、DMA制御!lPROM出力“AINCEN”(アドレス増加能
動化)が“真”であれば、DMAカウントレジスタ160f、、およびDMAア
ドレスレジスタカウンタ(160)がカウントを行なうことができるようになる
。
4、 主エツジにおける4Aまたは4B(以下を見よ)のいずれかの条件を持つ
。
4△、 もし、DLP 5YNCH信号がハイ(すなわち、DLPが、メモリバ
ッファからのデータのワードを受取る準備ができている)であり、信号DMA0
VR/がハイ(これは、DLT状態が、期待されたDLP状態に合致し、DMへ
カウントレジスタが0でないこと)であり、そして、ホストMIIインターフェ
イスが割込みの準備を完了していないならば、次のWTCLKの主エツジで、次
のことが起こる:
1、 サイクルフリップフロップのセット。
2、DMAカウントレジスタ160□。を1だけ増加。
3、DMAアドレスレジスタカウンタ160を1だけ増加−
次のWTCLKの主エツジを侍っている間は、次のとおりである。
(a) DMAデータラッチに、メモリバッファからのデータをロード。
(b) データリンクプロセッサ(DLP)へのsI。
ストローブを発生。
(0) 信@DLPSYNCHおよびフリップフロップで受取られたDLPスト
ローブをリセット。
4B、もり、DLP 5YNCHが”ハイ”T−あV)、信@DMA0\/R1
/が“ロー″であるが もしくはタイムアウトが′寞”である、またはMLIホ
ストインターフェノスが割込みの準備を完了していると、次のことが起こる:1
、DMARQをリセッF−にれによってステー−マシンは実行を再び始めるっ
2、 DMAGNTをリセット、これによって、ステートマシンは、アドレスお
よびr10ベスを駆動するDへM動作がここで終わる。もし、ステートマシンが
(MLr状態レジスタの内容を間合わせることにより)、DMへの終了の原因が
、DM、へが再び入れられる二とが望ま机るタイムアウトによるものであったこ
とを確認すると、D M 、ヘモードを再び入れるために望コ、れるすべては、
ML■制御レジスタ60 をくどのビ・ントも変化させずに)再叶
ロードすることである。
DMA ・ 9A :DN1A″読取り”動作を開始させるためには、ステート
マシンは、MLIハードウェアの中の種々のレジスタを、次のように初期化しな
ければならない:
i 、CN< z、アドレスレジスタ160に、メモリバッファのワードアドレ
スをロートし、LSP300のような、データリンクプロセッサ<DLP)から
のデータを受取る。
2、DMAカウントレジスタ160工に、読取られるべきワードの数の補数をロ
ードする。
3、 データリンクプロセッサ(LSP300)に接続する。
4、ML IN@レジス’)60.、 に次のデータをロードする:
(a) DMA能動化ビットの組(ビット4)。
(b ) 正規モードビットの組(ビット7)。
(C) DLP状態へ初期化された、期待されたDLP状態ビット(ビット8.
9,10.11)。
(d ) すべてのビットをリセット。
一旦、MLIハードウェアが初期化されると、次のDMA読取シーケンスを発1
させる:
1、 ステートマシンが、取出状態へ入る(すなわち、FETCH,ly’:D
−となる2のを持つ。F E T Ch 、カD −ノトキ、信号SDMARQ
BF)よびSDMARG)がハイとなる。
2. 次のWTCLKの主エツジにおいて、DMARQフリップフロップはセッ
トされ、ステートマシンへの゛クロック能動化の取り除きによって、ステートマ
シンが凍結する。
3、 次のWTCLKの主エツジにおいて、DMAGNTフリップフロップがセ
ットされ、種々のことが起こる:(a ) ステートマシンアドレスドライバが
3状態となり、DMAアドレスドライバが能動化されて、メモリを、DMAアド
レスカウンタによって駆動させることを許す。
(b) ステートマシンI10バスドライバが3状態となり、MLIレシーバ−
データバッファが能動化されて、NZOバスが、(MLI)メツセージレベルイ
ンターフェイスを越えて、DLPから受取られたデータによって駆動されること
を許す。
(C) サイクルフリップフロップから、非同期クリア信号が取り除かれる;ま
た、
(d ) DMAIIJIIIPROMからのAINCEN信号が真”であると
き、DMAカウントレジスタ160−およびDMAアドレスカウンタ160がカ
ウントを行なうことが許される。
4、WTCLKの主エツジの時刻において、以下の5または6のバラクラフの条
件のいずれかが満足されるまで持ち、それに従って動作する。
5、 もし、(i)タイムアウトが“″偽1であり、かつ(白)MLIホストイ
ンターフェイスに割込みの準備ができておらず、かつ(lii、)DL、P 5
YfNCHが“輿パであり(すなわち、DLPが、M L Iケーブルの上に妥
当なチー タラ4 エ’T: イル) 、かつ、(iv)DMA0VR/がハイ
(すなわち、DLP状態が、期待されたDLP状態にマツチしており、メモリ中
のバ〉・ファが充満していない>S合には、“メモリ書込サイクル”を開始させ
るサイクルフリップフロップをセットして、データをメtり中にストアする。W
TCLKの次の主エツジにおいて、次のサイクルの準備を行なう:
(a) SIOパルスを発生し、DLPからのワードの受取りに対して肯定応答
を行なう。
(b) DMAカウントレジスタを増加させる。
(C) DMAアドレスカウンタを増加させる。
(d ) DLP 5YNCHおよびDLPストローブ−受信フリップフロップ
をクリアする。
(e) CYCL、Eフリップフロップをクリアする。
<f ) 上記バラグラフ4により繰り返しを行なう。
6、 もし、(aj “タイムアラi・°′が“真”、ま1;は(b)MLIホ
ストインターフェイスが、ステートマシンアシスタンスが要求されているM L
rプロトコル内の位置にあり、または< Ct D L P ’OY N C
Hが“′真°゛であり、DMAVR,’が”ロー” であZT、DLPが状*ヲ
i;tでいることまたはバッファが充満していることを示している場合、D M
A RQおよびD M A G N Tフリップフロップをリセットする。こ
れは、DMA動作を発生させ、ステートマシンがアト!7・スおよびI Oバス
を駆動し、クロックを受取り、そのプログラム実行を再び始めることを許11″
Ijる。タイムアウト条件が発生した後に、DMA動作を再スタートさせるため
に要求されるすべては、MLI制御レジスタ60.を再ロードすることである。
これは、自動的にタイムアウト論理回路をリセットし、DMAシーケンスが、そ
れが止めた場所で継続する。
DMA lllPROM<第9A ):DMA読取りおよびDMA書込動作のた
めの一制御論理回路60S(1)中心部は、DMA制御(60,、)FROMの
中に含まれ、このため、そのFROMのプログラミングをここで議論する。この
PROMには、5つの入力があり:それらは、
SDMARQ−DMA要求をセット:この墳は、以下の条件がすべて満たされた
ときにハイになる:(a ) ステートマシンがF E T CHサイクルにあ
る。
(b ) タイムアウトが”偽”である。
(c) MLI制御レジスタのDMA能動化ビットがセットされる。
illML、lホストインターフェイスが、ステートマシンの注意(atten
tion )を要求しない。
DMA0VR−′−この項は、次の状態でなければ“偽”である:
(a) MLIII’御レジスタ中しシスA能動化ビットがリセットされ、また
は、
(b) 期待されたDLP状態が、瑣爽に受取られたDしP状態にマツチしない
、または、
(C) DMAカウントレジスタがオーバーフローとなり、メモリバッファの上
限が到達されていないことを示す。
XMITDTA−この項は、データの方向がMLIからDLPへ向かっていると
き“真゛、その他の場合は“偽”である。
DLPSYNCH−この項は、DLPストローブが、DLPから受取られた後の
、クロックの第1の主エツジにおいて″真′°となる。
CYCLE−この項は、FROMによってセット・リセットされ、DMAlt作
を同期化するために用いられる。
SDMARQ−DMAI求フリラフリツプフロツプト−この出力は、DMAモー
ドに入り、これに留まるためには“真”てなGプねばならない。
A I N CE N−アドシノス増加能動化−二のビットは、それが“真″で
あり、才た、D M 、A G N Tフリップフロップがセットされたとき、
DMAカウントレジスタおよびDMAアドレスレジスタを、WTCLKの次の主
エツジにおいて1だけ増加させる。
5ETCYCLE−“真”のとき、次のWTCLKの主エツジにおいてサイクル
フリップフロップを、セットさせる。
5ETSIO−次の5TCLKの主エツジで、S■Oパルスを発生させる。また
、DLPSYNCHおよびDLPストローブな受取ったフリップフロップをリセ
ットさせ、メモリ出力バスの内容を、DMAデータラッチにロードする。
PROMプログラミングは:
SDMARQ = (SDMARQS、DMA0VR/) + (SDMARQ
B、XMITDTA 。
DLPSYNCH/)
AINCEN = (SDMARQB、XM工TDTA/ 、CYCLE/)
+ (SDMARQB、DMA0VR/、XMITDTA 、DLPSYIQC
)(、CYCLE、’)1
SETCYCLE = (XMITDTA/、DT、PSYNCH、CYCLE
/)+(SDMARQB、DMA0VR/、、XMITDTA、DLPSYIQ
C+1゜5ETSID = (XMITDTA、CYCLE) + (SDMA
RQB、XMITDTA/ 、CYCLE)−タリンクプロセッサ(DLPS>
のうちの任意の1つ、または、データ通信制御のために用いられるラインサポー
トプロセッサ300をアドレスするためのDLP’ S 、ディステリごューシ
ョンカードによって用いられる841の背面ラインがある。同様に、ディストリ
ビューションカードに対するサービス要求を指示するための、DLP″Sによっ
て用いられる8個の背面ラインがある。これらのラインはまた、唯一のものであ
り、1つのデータリンクプロセッサのみが、任意の与えられた要求ラインを使う
ことができる。これに加えて、双方の組におけるラインは、優先順位によって階
級化されている。したがって、データリンクプロセッサの優先順位が、与えられ
たベースモジュールの中で一但決定されると、この優先順位要求は、ノンターフ
ェイスボードの上のデータ1ノンクブロセソザ(:よる使用のプ;めL: 71
1iび越される。対応するアドレスライフ・b汝I“こシーン/
【2!れる。
メインテナンス 理 :メインテサ〉スカート20 t(第18図)は、i10
ベースモジュールの中の32の装置をアドレスする、アドレス能力をもっている
。メインテナンスカードからのm*位アドレスラインは、データリンクプロセッ
サをアドレスするために“偽″でなければならない。その他の4つのアドレスラ
インは、データリンクプロセッサ選択にのための16ラインの1をエンコードす
る。
IA−4図は、種々の“メインテナンス“アドレシングモードを示す。
見ノL二AJL
ベース アドレス アドレス コメントlJL LL 同等 コメント
0 0 No 1清オンラインモード
o OYeS 正規オンラインモード
0 1 NO正規オンラインモード
0 1 YeS 局所モード
1 0 NO単一パルスだけ
1 0 YeS 単一パルスだけ
1 1 NO停止ストップクロック
1 1 yes 局所モード
クロック 理回 :データリンクプロセッサを鍋える種々のボードの間のクロッ
クスキューを最小化するために、りOツクは、同様の態様で、それぞれのボード
の上に受取られる。それぞれのボードは、ショットキNANDゲートの1つの入
力によってクロックを受取り、それから、要求されるように、終了した反転また
は非反転バッファによって種々の論理エレメントに対するクロックを駆動する。
メインテナンス診断上の目的で、データリンクプロセッサに対するクロックは、
特定の条件が満足されたときに止められねばならない。クロック能動化信号は、
インターフエイスポード1051の上で発生され、これは、クロックを受取った
データリンクプロセッサ中のすべての他のボードに与えられる。この信号は、種
々のボードの上の、レジ一バと名付けられたゲートにおいて、背面クロックによ
ってゲートされる。ステートマシンへのクロックは、また、DMAサイクルが進
行しているときに、止められねばならない。特別のステートマシンクロック能動
化信号が、ステートマシンクロック上で発生される。
2!と2!輪」1厘口に−クリア論理回路(図示せず)によって、2つのクリア
信号が発生される。1つの信号は、DLIインターフェイスをクリアさせ、また
、これがホストコンピュータへクリア状態を与えるようにさせる;他方の信号は
、DLIの中のすべての論理回路をクリアさせる。このクリア信号は、FROM
で発生され、FROMの入力および出力は、望まれないまたは偽のクリア信号が
発生するのを防止するための背面クロックエツジトリガされたレジスタによって
完全にバッファされている。このFROMは、次のようにプログラムされる。
思A−二上」L
OMCLR/ クリアレジスタへの“PtJT″1 LOCAL/ 局所モード
2 C0NNECT/ホストに接続されたDLP3 LCLCLR/ 局所クリ
ア
4 5ELCLR/ 選択的クリア
5 8ELMCLR/選択的マスタクリア6 MSTCLR/ マスタクリア
7 PWRCLR/ パワーアップクリア8 CLPMLI/ DLPインター
フェイス論理回路をクリア
OCLRMLI/ DLIインターフェイス論理回路をクリア
1 0L/ 全DLPをクリア
2 OL 全DLPをクリア
3 用いられず
CI−PWRCLR
+5ELCLR,CON+’、1ECT+LCLCLR,LOCAL
CLRML I−CL
+MSTCLR,C0NNECT
/ホストML 1.MCLR/
MLI lj回 −一一二
MLIインターフェイス論理回路は、第9A図に描かれているように種々の主デ
ータバースおよび機能ユニットから構成されている。
1、 ステートマシンアドレスバス(16)ステートマシンアドレスバスは、D
MAモードにある閣、MLI論理回路によって駆動ぎれる。このアドレスは、■
7′0パスから、P OT命令を経由して、、D〜1Aアドレスレジスタ160
にロードされた16ビツトカウシタから−られるeDMAモードで、このカウン
タは、ワードがMLIクープルの上に転送されるたびごとに、自動的にまた番ブ
増加する。
2、Mllデータバス(105p、第9A図)情報転送の方向はMLI(読取り
)に向かっているが、いずれかのD M Aが活性的または、読取データレジス
タに刻して発行された“’ G E T ”であるとき、データはMLIデータ
バネからI10バスへとケートされるeN′+、 +がデー今ラインをt勅して
いるとき、この子−クは、犀−今しシスタロ (J =だs= L) M△モー
ドのとき、ステートマ>シメモリ出力バス(12)のいずれかから駆動される。
3、DMA転送カウンタ160(<は、′PUT”が実行されるとき、I10バ
スから、補数形式でロードされる。
このレジスタは、ワードがMLIを越してDMAモードで転送されるたびごとに
、′突き当たる(bumped) ”ものであり、オーバフローを起こしたとき
に、D M Aからの出口を与える。補数形式による、レジスタの内容は、GE
TMflカウントレジスタからのGET”が実行されたときI10バスの上へと
ゲートされる。
4、 制御論理回路60sとステートマシンとの間のインターフェイスは、それ
ぞれI10パス10を受取りまた駆動するGETおよびPUTの組を経由する。
DLIインターフエイスーータ 衰回 10A1L二
DLIインターフェイスの内部データバス10(第10A図)は、3つのソース
から駆動されることができる:背面データライン、i10バスおよびFIFO出
力。データのための5つの“シンク(sink)”がある:背面データライン、
1.10バス、FIFO入カレシカレジスタカウンタ、およびパリティツリー1
00t、次の表は、実行される種々の動作のためのソース/シンクの組合わせを
示す。
凱f−ヱ」L
11 ソース シンク
S、 M、 PLJT I 、’OハスF I FOIFO
8,%%、GET F I FOI10バス。
FIFOパリティツリー
読取(ホストへの FIFO背面
データ)
寵込(ホストから 背面 FIFO
のデータ)
記述子のW41の 背面 パリティツリーワードAを送出
PUT MLI I10バス MLIカウンタ動作コード
110記述子の 背面 MLIカウンタ。
111117)’17−トBe FIFO送出
m−一つ X の :
データがFIFOヘロードされたとき、それは主DLPクロックエツジにおいて
レジスタ1001:ヘラッチされ、次の半クロックにおいてFIFOloo、、
へ転送される。
ずべてのFIFO出力が逆転される。FIFOは、逆転された背面バスおよび逆
転されないI /’○バスからの経路中にあり、また、戻りの経路中にある。2
つのバスの闇のデータ転送(どちらの方向でも)のすべては、FIFOを通って
進まねばならない。
パリティツリーは常に内部バスに接続されているが、パリティは、(1)データ
がFIFOからI10バスへと転送され、また(2>I10記述子の第1のワー
ドが読取られ、ワードの最下位バイトから、MLIカウンタのロードを行なうか
否かが決定されな(プればならないときに、パリティはチェックされるのみであ
る。
L インターフェイス 10△ :
D−Llインターフェイス制御論理回路は、シーケンシャルステートマシンから
構成されており、(こでは、−」御シークンスがPROM100+aにある。2
4のラッチされたPROM出力は:(1)MLJインターフェイス制御信号を駆
動し、(2)内部タイミングおよびデータ経路を制御し、また(3)FROMコ
ートの中の条件分岐を与え、MLlプロトコルの後にシーケンスを続げtせる。
PROM100H,cは、それぞれが27ビツト(D、1o24ワードを含み、
10のアドレスライン(AOないしA9)によってアドレスされる。動作を行な
うとき、7つのアドレスライン(A3ないしA9)が、PROM出力からラッチ
された次のアドレスラインから道筋を与えられる。ビットA1およびA2は、2
つの“分岐制御“ビットによって選択された条件で、“条件分岐”として発生さ
れる。最下位ピット(ビットAO>は、常に、ラッチされたシステムストローブ
(STILL/)の後に続く。
ステートマシンがPtJT命令をPUT ADDRESSおよびC0LINTレ
ジスタに発行することにより、新たなシーケンスアドレスをロードし、UIO8
MにPROMアドレスを変化させる条件が満足されたとき、ビットA3ないしA
9がI10バスから取出され、ビットA1およびA2はゼロにセットされ、また
、常に、アドレスラインAOは、ラッチされたシステムストローブの後に続く。
P oM ビット:
PROM1001.、によって発生された、24ピツトのそれぞれの機能は、次
の表に示されている。
凰Δ二旦五
く二二各1 堕
00 #5TC1DLP状態ビット#101 #5TC2DLP状態ビット#2
02 $5TC4DLP状態ピット#403 #5CT8 DLP状態ビット#
8DLPが接続されたとき、DLP状態ピットがホストに送り出される。
これらはそれぞれ、DLPインターフェイス状態レジスタのビット0.1.2.
3として、ステートマシンによって読取られる。
これらのビットの機能と値は、MLIプロトコルによって特定される。
04 #LFIFOZf)と’lトは、5TIOL/がo−で、DLPSTR/
がローであるときに、データをFIFOの中にロードさせる。
05 #AFIFOこのビットは、5TIOLがローのとき、FTFOの出力を
進める。
06 #5ERREQ このビットは、ビット08.09.10について記述さ
れる機能を不能化する;そして、ステートマシンに割込みを発生させる。
07 #l08ND DLPが接続されたときに、ベース背面108ND/信号
を制御し、また、受信または伝送のための、データ経路の制御を行なう。
08 #PSOこれらのビットは、サービス要求ライン(ピッ09 #PS1
ト06)が“偽゛′であるときに、7つの内部制御0 1PS2 何重号のうち
の1つをエンコードし、またはサービス要求が“真”のときに、ステートマシン
についての特定の状態をエンコードするために用いられる。内部制御信号は“
ら夏剋脛1旦
旦ヱ±、五艷 コメント
0 #5BST 後続のブロック上の、バーストモード動作を開始。
1 #REQ 背面を経由してディストリビューションカードへと送り出される
、DLP要求信号を発生。
2 #ZERO“ゼロ”データワードを発生する、背面データラインへと、ドラ
イバを不能化。これは、いくつかのMLIシーケンスにおいて、用いることがで
きる。
3 #EREQ 背面の上に、緊急要求信号を発生。
4 #FORCEAF このビットは、FIFOを、5TIOL/の状態にかか
わらず進めさせる。
5 #C0LIN丁 このビットは、活性的なとき、カウンタを1だけ増加させ
る。これは、これを用いて、PROMコードが、実行されるMLIデータ転送の
数のトラックを維持するものである。
5 1−oad Cntr このビットは、内部データバスの、最下位の8ビツ
トを、カウンタにロードさせる。この動作は、最下位のバイトの中のワードの2
進値としてエンコードされた記述子の長さを含む、I10記述子の第1のワード
が受信されたときに、実行される。
7NOrIIB ビット08,09.および10の値は、上記動作のいずれもが
行なわれるべきでないときに、“すべて1″でなければならない。
ィピットが背面データラインへと送られたときに、これらを逆転させるものであ
る。これは、MLIを越えて伝送されるべき“拡張された状態°゛を要求するよ
うな、MLIプロトコルシーケンスにおいて要求される。
12 #DLPSTRDLPが接続されたとき、LCPSTB/背面ラインが、
BUR8Tフリップフロップの論理ORおよびDLPストローブに続く。
13 #BCNTRLOPROMブランチ制御。
14 #BCNTRL1 PROMブランチ制御。
これらのビットの値は、FROMアドレスピットA1およびA2が、どのように
発生されるかを決定する。
るときの、次のアドレスビットA1.、16NA#2−ビット13および14が
、それぞれ0゜1または1.0であるときの、次のアドレスビットA2゜
17−23−#N△3から#NA9゜これらのビットは、新たなアドレスが、ス
テートマシンによってロードされ、または、背面からのDLPクリア動作によっ
てセットされるときを除き、次のFROMアドレスを与える。
ッセーぐ゛レベル ゛ −フエ ロ l:ネットワークサポートプロセッサ(N
SP>80と、任意の個々のラインサポートプロセッサ(LSP)300との間
のデータ転送は、インターフェイスカード1051の上の、通常のMLI論理回
路によって実行される。これは、第7図、第8図および第9図に示されている。
実行されたこのデータ転送は、DMAモード、非DMAモードのいずれであって
もよい。
DMAモードでは、DMAアドレスカウンタは、“ポインタ”としてのMLIス
テートマシン50aによって、転送されるべきメモリ中の第1のワードへと初期
化される。
同時に、転送カウンタは、ステートマシンプロセッサ50aによって、転送され
るべきワードの数の補数とともに初期化される。そして、DMA論1111路は
、ステートマシンプロセッサ50aによる、なおの上の干渉なしに、データ転送
を取扱う。それぞれのワードが転送されるとき、DMAアドレスカウンタは増加
され、DMA“転送カウンタ”が減少される。そして、DMA動作は、DMA“
転送カウンタ”がオーバーフローを起こすとき、すなわち、この値が“0″のと
き、通常、終了する。DMA論理回路はまた、DMAタイムアウトまたは期待さ
れていないLASP状態信号のような、異常条件が検出されたとき、DMAモー
ドを終了する。
直接メモリアクセス動作(DMA)のすへては、MLIステートマシンプロセッ
サ50aによって初期化され、DM A Ill iml P RO〜1によっ
て制御される。D M A動作の閣、ステートマシンプロセッサへのクロックは
止められ、ステートマシンPUTレジスタ、GETレジスタおよび■710バス
が不能化される。
−DMAモー゛二非DMAモードにおいては、データは、ワードごとにラインサ
ポートプロセッサ(LSP)300(特に、選択されたLSP300a 、30
0b 、300ctたは300d >へと転送される。この非DMAモードでは
、データ転送41.MLIステートマシンプロセッサ50aの直Nl1lIIl
lの下で実行される。データは、■、10バス10から保持レジスタ(第9図)
へと転送され、それから、インターフェイスカード1051のML1回路100
−を経由してLSP300へ向かう。
メツセージレベルインターフェイス論理回路1001は、第9図のブロック図に
おいて示されている。DMAレジスタ120は、前面メモリパスに訃つてデータ
を受取り、このデータは、その模トランスミッタTXそれからレシーバR×を通
ってヌテートマシンプ「tフサカード50Bl\と運ばれる。ラインサポートプ
ロ七ツ+j300は、D L、 Tを紅白(て、接虻モジュール1oebおよび
電気的インターフェイスEI<ラインアダプタ)にm続り、ML iW&N回銘
ラインからレシーバRX t=向りう。スラートマシンブロセッ+t5Q8$t
、I / O/’: ス10 ’G F EI LテC) hiA 7 トL/
スレジスタ160および、保持データレジスタ60へ接続される。アドレスレジ
スタ160の出力は、メモリアドレスバス16を経由した後、メモリ制御カード
66およびステートマシン50aへと運ばれる。
デー 1ンクインターフエイス 理回 Dl):l1ll!10図は、最初に第
8図において回路100iとして示したデータリンクインターフェイス論理回路
のブロック図である。このデータリンクインターフェイス論理回路は、第88!
lのMLIステートマシンプロセッサ50aを伴った011回路である。第10
図において、ファースト−イン−ファースト−アウト(first −In−f
lrst −out 、F f l:○)スタックレジスタ100.、が示され
ている。これは、64−ワードレジスタであって、これのそれぞれのワードは1
6ピツトである。このレジスタは、ホストコンピュータ100に転送されるデー
タを保持するか、そうでなければ、ホストフンピユータから受取られるデータを
も保持する。3状態ドライバ一レシーバ回路ioo、は、背面を経由して、コン
ピュータ100への、またはこれからのデータを送り出し、受取る。これはまた
、内部データバスの上のデータを受取る。データの他のソースは、制御カード6
6aであり、これは、3状態ドライバーレシーバ1001=l\の前面接続を持
っている。3状態ドライバーレシーバ100 i、7は、内部データバスを経由
して、スタックレジスタ10013への入力を与える保持レジスタ10012に
接続する。スタックレジスタ]00.の出力は、3状態ドライバノ3
−レシーバ100−および100゜、のいずれに対しても出力を供給するインバ
ータ100 に供給される。
1+
FROMシーケンサニFROMシーケンサ100 は、5
第8図のインターフェイスカード105iとのブロック関連において示されてい
る。このF ROMシー・クンサは、ステートマシンプロセッサ50aを、ホヌ
(・コンピュータシステムに尚けられた、通常のDLI動作を実行するために要
求されるオーバヘッド操作から切り離すように設計されている。PROシーケン
サの中の論理回路は、ホストシステムデータ転送のための通常のMLIプロトコ
ルを与え、これを堅持するよう設計されている。このPROMシーケンサは、ス
テートマシンプロセッサによって初期化された、開始アドレスレジスタからの、
開始PROMアドレスを受取る。それから、このF ROMシーケンサは、一連
の制御状態を通って、殻求されたデージ転送i17#を実行する制御信号を与え
る。シーケンシングは、F ROMシーケンサが、与えられたタスクを完了する
まで、またμ、期待されていない条件が検出されまで続行すイ・。ステートマシ
ンプロセッサは、割込信号および状態レジスタ信号によって、期待されτいない
条件についての通知を弐番プる。状献しタスクは、割込みの売先を11る。
モリか゛ カート’fMLl=40−巳ン第2図に開運して前に第Iしたように
、オツド9−り廿ボートプロセッサ80は、メモリーjIiI)J−トロ6aお
よび66bを保持している:ま、た、これらの制御カードのそれぞれは、ネット
ワークサポートプロセッサの2つのステートマシン(50a、50b)プロセッ
サカードの特定の1つを伴っている。メモリ制御カード66の基本的エレメント
のブロック図が、第1111に示されている。
第11図かられかるように、メモリ制御カード66は、8にワードの局所メモリ
を与える。この局所メモリは、それに伴ったステートマシンプロセッサによって
、独占的に使用されるもので、これは、すなわち、メモリ制御カード66a L
tML Iプロセッサ50aの独占的使用のためのものであり、一方、メモリ制
御カード66bは、NDLプロセッサ50bの独占的使用のためのものである、
ということである。メモリ制御カードはまた、特定のステートマシンプロセッサ
が共用メモリ90の最^132にワードまでをアドレスすることを許容する論理
回路を含む。ネットワークサポートプロセッサ80の中で許容された、瑛実の共
用メモリは、NSPソフトウェアの束縛によって、115にワードまでに制限さ
れる。ネットワークサポートプロセッサの中の他のカードとの通信は、第1B図
に示された前面コネクタを経由して行なわれる。
第11図に示されたメインテナンスカード信@ (PRIF、DSIM、MAJ
NT、5EL)の使用は、ここに援用して含ませた引用参照特許においてIll
論されている。
W、11図かられかるように、MLIメモリ制御カード66aが、破線によって
囲まれて示されている、付加されたモジュール選択論理回路を持っていることを
除き、それぞれの場合のメモリ制御カードは同一である。
メモリ制御カード(66a )のみの破線の中に示されているモジュール選択論
理回路は、ステートマシンカードの1つがマスクプロセッサ(50a )であり
、一方、他方のステートマシン、NDLプロセッサ50bが従プロセツサである
ために、必要なものである。したがって、モジュール選択論理回路は、マスタプ
ロセッサカードを従プロセツサカードから区別し、それぞれのカードが共用メモ
リ90を用いることができる時間を選択する。
ステートマシンプロセッサからのメモリアドレスバス16は、暮術論理ユニット
66u1局所メモリ66閣およびアドレス選択レジスタ663へも与えられる。
アドレス選択レジスタ66Sの出力はベースアドレスレジスタ66rへ運ばれ、
ベースアドレスレジスタ66rのデータ出力はALU66uへ与えられる。AL
U661Jは、アクセスのために共用メモリ90へ送られるメモリアドレスを与
える。
メインテナンスカード20■ (第1B図)からのシミュレートされた信号もま
た、ゲートされてALU66uおよび局所メモリ66期へ向かってもよい。
1 、、’ Q /′ス10は、データを、ベースアドレスしジスタロ6r、局
所メモリ66−およびデータパスコ0□、ノ、へ運ぶことができる。
U色2二立−記一エエメモ1し番J1[!カード6Gの局所メモリ66馳(第1
1図>it、RAMの8.コ92の17じツ!〜ワードを、そのカードに伴った
af@定のステートマシンプロセッサに与える。このRA〜1メモリは、メモリ
アドレスバス16からのアドレス情報を受取り、才た、I、’Oバス二〇からの
入力データも受取る。局所メモリ6611からのデータ出力は、共通メモリデー
タ出力バス、MEMCIT”!2を通る。
、%−E土I糺二メモリ1111111カード66の共用メモリ“制W″セクシ
ョンは、ステートマシンプロセッサのアドレシング能力を131Kまで広げるこ
とを可能とする回路を持っている。!!哩回路は、MAR発生器PROM(図示
せず)および16のベースアドレスレジスタ(BAR)66r、および′17ビ
ツト算術論狸回路(ΔLU)66Uから11度されTいる。
コ(7) M l−P Rケ1a ハ、32バーi’8 (32by8)PRO
Mであって、これは、バス″!6の上のメモリアドレスの最上位4ビツトをデコ
ードする、このデコーディングは、共用メモリ90がアドレスされるべきもので
あるか否かを決定する。
ベースアドレンレジスタ(BAR)66ru、8BAR8の2つのクループに等
分きれる。したがって、これらのベースアドレスレジスタが16存在する。これ
らの1つのグループ(BARO−BAR7)は、共用メモリ90が、ステートマ
シンプログラムカウンタ41によってアドレスされているときに用いられる。ベ
ースアドレスレジスタの他のグループ(BAR8−BARl 5)は、共用メモ
リが、ステートマシンプロセッサのメモリレファレンスレジスタ(MRR)40
によってアドレスされているときに用いられる。
ベースアドレスレジスタ66rの任意の1つは、ソフトウェアによってI10前
面バス10を通り、共用メモリ90の中の4に領域を包含するベースアドレスへ
と向がう。
ALU66Llへのベースアドレスレジスタ出力は、ステートマシンアドレスバ
ス制御ライン16をデコードすることにより選択される。このデコーディングは
、8ベースアドレスレジスタの1つのグループを選択する。3つの、高順位メモ
リアドレス<14:03)をデコードすることにより、その特定のグループの中
の8ベースアドレスレジスタの1つが選択される。
環ユニット LU :メモリ制御カード66のALU66Uは、17ビツト加暮
器である。へ入力は、ベースアドレスレジスタから引き出され、8入力はメモリ
バス16から引き出される。このデータ出力は、共用メモリアドレスバス(XM
ADRiに与えられる。16ビツトベースアドレスレシスタは14ピント<15
:14)を、算術論理ユニットのへ入力のビット位[16:14に与える。
ビット位10および1が接地されている。16ピツトメモリアドレスバス(MA
DDR)16は、12ビツト(11:12)を、算術論理ユニットB入力のビッ
ト位[11:12に与える。ビット位[16: 05は接地されている。選択さ
れたベースアドレスレジスタの最上位14ピツトと、メモリアドレスバス16の
最下位12ピツトとの和である、ALU出力は、115にワードの1つを選択す
る、17ビツト共用メモリアドレスXMADRである。
メモリ ち 衰回 :特定の状態の下では、メモリ制御カード66は、そのメモ
リ制御カードに接続された、随伴ステートマシンクロックを停止させる、WAI
T信号を発生する。このクロックは、WAIT信号が“活性的”である限り、停
止させられている。WAIT条件の1つは、メモリ制御カード66が共用メモリ
90に書込みを行ない、またはこれらの読出しを行なっているとき、発生するも
のである。このメモリ制御カードは適当なWAIT信号を挿入して、適当な遅延
を与える。それは、共用メモリが遅すぎて、ステートマシンプロセッサおよびメ
モリ制御カードの、より早い作用を維持することができないためである。
メモリ制御カード66aおよび66bのいずれもが、同じ共用メモリカード90
を同時にアクセスしようとするとき、他の条件が発生する。優先順位発生器<P
RIGEN)PROM、または、MLIメモリIIIJ御カード668が競合を
解き、適当なWAI下状態を発1させる。
釦3の条件は、ステートマシンプロセッサが、メモリパリティエラーを検出した
ときに生ずる。メモリパリティエラーに起因するW A I T信号は、“ゲー
トされず”、これは、すなわち、通り抜けされない。このWAIT信号によって
、ステートマシンクロツタは、ステートマシンがクリアされるまで停止し、たま
まとなる。
旦A11)二上−
W412図かられかるように、118図の90として示し。
たRAMカードの[要因が示されている。
カードのそれぞれば、共用メモリ9oに対する寄与分として用いられる32KB
容量をもっている。RAM90の全体のメモリ容量は、2つのステートマシン5
0a (MLI)および50b (NDL)によって共用されている。第1B図
かられかるように、この容量は、4がら7のRAMカードのどの場所によっても
与えられ轡るものである。
共用メモリRAMカードの1つの特定のユニットは、共用メモリアドレスライン
およびメモリー出力(M E M O(lT)バスへの終端抵抗をもっていると
いう点でユニークである。この特定のカードは、RAMIt端カードと呼ばゎ、
3pKB RAM TERどして示される。a端RAMカードは、ネッ1−ワー
クサポートブロセッザの中のメモリバスの毅蜆に位駅されねばならない。
Z (7) RA、 M tJ t’ Lt、6817) 409.6 ハイi
(11096b)11)RAMチップを含むCイれぞれのカードは、MLIメ
モリ制御カード66aに接続された1つのデータおよび1つのアドレシングボー
ト(第12図)を持ち、RAMカードの上の第2のデータおよびアドレシングボ
ートは、NDLメモリ制御カード66bに接続される。これによって、共用メモ
リが、どちらのステートマシンプロセッサによってもアクセスされることが可能
となる。メモリ制御カードとの通信は、前面コネクタを通して行なわれる。
第12図に示されているようm、MLIステートマシンおよびNDLステートマ
シンのメモリ制御回路からのアドレスは、それぞれ、Bボート901,7シおよ
びAボート90514、に入り、そこから接続されて90.のようなRAMカー
ドのアドレス入力となる。入力データフェーズ上の、第1と12のステートマシ
ン(マスク50aおよび従50b)からのデータは、ボー1−8.、および△d
ヨに運ばれ、そこからカード90.のデータ入力となる。RAMカード90.の
データ出力は、ボート町、およびA+I=に供給され、そこから、それぞれデー
タライン上をMLIステートマシマシモリ制a装!!lおよびNDLステートマ
シマシモリ制御I装置へ運ばれる。
ットワークサポートプロセッサの :
ネットワークサポートプロセッサの種々の機能を統合することは、バスを用いる
ことによって達成され、第13図からかわるように、3つの基本的リンクから構
成されているe3つのリンクは、MLIリンク、NDLリンク、およびINTE
Rリンクによって構成される。これらのリンクによって、ネットワークサポート
プロセッサの構成要素となっているカードの結合が、全ユニットとして、統合さ
れた形で機能することが可能となる。
ネットワークサポートプロセッサ(NSP>80は、本質的に、多プロセッサコ
ンビコータであるalつのブロセljiMLIコントローラと呼ばれる)は、第
2図に示すように、MLIステートマシンカード50a、MLIメモリ制御カー
ド668および、インターフェイスカード1051から構成される。
jI2のプロセッサ(NDLコントローラ50bと呼ばれる)は、NDLステー
トマシンカード50bおよびNDLメモリ!1lIII]カード66bから構成
される。これらのプロセッサーコントローラの双方は、同様の方法で構成され、
ともに共用メモリ90をアクセス可能である。
情報を運び、種々のカード(第13図)の中でアドレスを行なう3つの主要なバ
スはI10バス10.メモリアドレス(M A D D R)バス16およびメ
モリデータ出力バス(MEM○し’T)12である。さらに、追加の制御l情報
が、前面コネクタ(第185?に示されている)を用いて、それぞれのコントロ
ーラのカードの中を通る。
113図に示されて(・るように、M LIリンクはMllコントローラの3つ
の九−ド<105i 、 65a 、50a )に接続する。こねはまた、ML
’lコントローラと共用メモリ90どの間の接続を与える。NDLリンクは、カ
ード66bおよび5011を接続する。INTERリンクは、共用メモリ90を
668および66bへ接続する。
入力/ 力(1,/ 0 )バス:I、10バス10aは共通データバスであり
、これは、MLIコントローラの3つのカードを接続する。このバスの上の情報
は、次のものを含む:(8> MLrステート7シン50aから、インターフェ
イスカード1051への制御情報。
(b) ステートマシン50aからML IメモリーJwカード66aへの制御
情報。
(C) インターフェイスカードから、ステートマシンへの状態情報。
<6 ) インターフlイスFIFOレジスタ(第10図)においてス]−アさ
れ、その後ステートマシンまたはメモリ90のいずれかに送り出される、Dll
の上の、ホストコンピコ−−9100から受取られたデータ。
(e ) ステート−1・シンまたはメモリのいずれかから、インターフェイス
カード1051に送り出され、Dllを越えてホストコンピュータへの後続のf
i、逆の1;めk、トIFOレジスタI、: i、 t・アイるためのデータ。
ff>Is弓L ]の」二のLSP300から受取られ、スラー−1へマシ′シ
まには、非DMAモードてメモリ9(1、も、しくはDMAモードでメモリ90
へ送り出εJi、 ?・データ。
(p) ステートマシン508またにメモ1喝90のいずれかからのものであっ
て、非DMAモードでインターフェイスカード1051に送られ、MLTの上の
ラインサポートプロセッサ300へ伝送されるデータ。
B1 ) 局所6611または共用メモリ9oの中に■込まれるべき、ステート
マシン50aからのデータ。
メモリアドレス(MADDRバス:メモリアドレスバス16aは、共通アドレス
バスであって、カード50a、66aおよび105iがら構成される1MLTコ
ントローラのための3つのコントローラカードを接続する。以下の情報が、メモ
リアドレスバス16aの上を運ばれる:(Q ) ステートマシン50aの上の
FROM回路またはメモリ制御カード66aの上の局所メモリ66−をアドレス
するときの、ステートマシンのプログラムカウンタ41の出力(または、メモリ
レファレンスレジスタ4oの出力)e
(b) メE!J制御n−t’ (ME\4CTL> 6617)上の局所メモ
リ66mをアドレスするために用いられる、・インター7エイスカード105;
の上のD1〜1Aアドレスレジスク(第9図)、
(CI 共用メモリ90を7sHノスするために、ベースアドレスレジスタ(B
AR66r )をアドレスし2.メモリ制費回路6θlL!J)上の[ジュール
選択論理回路(第11邑)を7ドレスする、プログラムカウンタ41の出力、ズ
テ・−1−マシンM RR40の出力またはMLlインターフJイス(第9図〉
の上のD M A71〜レスレジスタ16oe第11図のモジュール選択論理回
路を用いて、カード50aまたは50bのいずれが、任意の与えられた期間に、
メモリ90へのアクセスを博るがを確認する。
メモリアドレスバス16bを共通アドレスバスとして用い、NDLコントローラ
(ステートマシンカード50bおよびメモリ制御1]66b )を接続する9、
ここで、以下の情報データが、バスの上に転送される:
(a ) NDL PROMをアドレスし、または、メモリ制御カード66bの
上の局所メモリ66mをアドレスするために用いられる、NDLステートマシン
50bの出力−プログラムカウンタ41の出力(t′たはMRR40の出力)。
(b) 共用メモリ90をアドレスするために、ベースアドレスレジスタ、BA
R66r (第11図)およびメモリ制御カード66bの上の論理回路へと情報
を転送する、NDLステートマシンのプログラムカウンタ41の出力(またはM
RR40の出力)。
2+匹劃側二人工穎旦止主史LLユメモリ出力バス12aは、MLI:lントロ
ーラの3つのカード(50a 、66a、105i)を!&続する共通データバ
スである。このバスの上の情報は、次のものから構成されている:(a ) メ
ツセージレベルインターフェイスを越えてラインサポートプロセッサ(L S
Ps )へデータを伝送するため“の、(ブ・ログラム情報まf:林データの光
◆めの)ステート7シン50aまた′はインターフェイスカー(ド1051の上
のD ’M Aレジスタ120(第91)のいずれがへの、メモリ1llI11
カード668の上の局所メモリ66mの出力。
(b> ステートマシン50a/\の、またはインターフェイスカード1051
およびLSP300への、共用メモリ90の出力。
(C) プログラム情報法たはデータのいずれかをMLrステートマシン50a
へ転送する、メモリ制御カード66aの上の局所メモリ66和の出力。
(d ) 情報をNDLステートマシン50bへ転送する、共用メモ・2190
の出力。
同様ニ、M E M OU T ハス12 b )2、N D L 7. テー
トマシン50b (第13図)に対して、同様のIIを与える。
メモリインターフェイス: !VI L Iメモリ制御カード66aは、メモリ
90の中の共用メモリワードを選択するために用いられる共用メモリアドレスを
発生するために、ベースアト1.・スレシスタ<BAF!>の出力とともにメモ
リ、アドレス(M A D D R)を足し合わせる。このMEMCLカード6
6a&3また 書込データを共用メモリ90へ転送し1.共用クモ1ノ9 (i
から読取データを戻(、双方向共用メモリデータバフ′102を取扱う、l込デ
ータは、〜lLjリンクL1.・′Oバス′10aによって与えられる。読取デ
ータはアイソレータを通し・て、it@13aのMLIリンクのメモリ出力バス
12aへと転送されるわ
NDLメモリ制御カード55’bは、ベースアドレスレジスタ(BAR)の出力
を、メモリアドレスに足し合わせるが、これはロードされてメモリ90からのメ
モリワードを選択する共用メモリアドレスを発生するものである。メモリ制御カ
ード66bはまた、書込データを共用メモリ90に転送し、共用メモリ90から
の読取データを戻す、双方−共用メモリデータバスをも取扱う。書込データは、
NDLリンクのI、10バス10bによって与えられる。読取データは、アイソ
レータを通して転送され、N’DLリンクのメモリ出力バス12bへ転送される
。
NDLリンク:第13図に示、されているN D Lリンクは、50bおよび6
6bから構成されるNDLコントローラの2つのカードを接続する。このリンク
はまた、NDLコントローラと共用メモリ90との間の接続を与えるヵNSPイ
ンターリンク:MLIコントローラ(カード50a、66at:iよび10’5
i>と、NDL、:IIントローラ(カード50bおよび66b”との闇の、曜
−の“データ”通信は、共用メモリ90を通して21なわれる。
MLIコントローラは M l−1リンクの中の共用メモリインターフェイスを
通して、共用メモリ90と通信を行なう。第13図に示され7:MLIリンイア
け、MLIコントローラの3つのカードを接続し、またコントローラを共用メモ
リ90へ接続する。同様に、NDLコントローラは、共用メモリ90と通信を行
なう。共用メモリ90の中のそれぞれのRAMカード(第12図)は、2つの(
MLIおよびNDL)共用メモリインターフェイスのそれぞれに対する、別個の
ボートと、固有のボート選択論理回路を持っている。
第12図のボート選択論理回路は、MLIメモリ制御カード66aの上に発生さ
れた信号によって制−される。制御フラグ〈第13図)は、メモリ90へのアク
セスを制御するために、2つのメモリ制御カード66aと66bとの間を通る。
MLIコントローラが共用メモリ90へのアクセスを要求したとき、これらのフ
ラグによって、MLIリンクボートが選択される。そうでなければ、NDLリン
クボートが活性化される。
同じRAMカード90は、MLIコントローラおよびNDLコントローラの双方
によって同時にアクセスされることはできない。ML■メモリ制御カード66a
の上の論理回路によって、同時にアクセスされることが妨げられる。
しかしながら、共用メモリ90の中の、2つの輿なったRAMカードは、それが
、同時にアクセスされようとしている、同じRAMカードでない限り、MLIお
よびN’DLコントローラによって、同時にアクセスされることができる。
ステートマシン ゛み
1F、?、、4.5および6図において1ik1.、たように、ステートマシン
プロセッサは、“フォアグランド”または“バックグランド”モードのいずれに
よっても動作する。フォアグランドモードは、正着動作に関して用いられ、イン
ターフェイスカード1051からの信号によって割込まれることかでざる。バッ
ククランドモードは、ステートマシンが“外部”割込みのサービスを行なうとき
に使用される。
バックグランドモードの間ステートマシンは、プログラムによってフォアグラン
ドモードまで初めに戻るまで、再び割込まれることはできない。
2つのモードを取扱うこの論理回路はそのうちの8つのアキュムレータが、それ
ぞれのモードに割当てられた、16のアキュムレータ:それぞれのモードに割当
てられたフラグレジスタ:および、ステートマシンがフォアグランドからバック
グランドモードへとスイッチしたとき、MRR40の内容を保持する、1つのM
RR−保持レジスタ47、から構成されている。第14図かられかるように、フ
ォアグランドアキュムレータは30fとして示され、一方、バックグランドアキ
コムレータは30bとして示されている。
このフォアグランドフラグレジスタは35として示され、一方、バックグランド
フラグレジスタは36で1MRR−保持レジスタば47として示されている。
“フォアグランド”モードで動作しているステートマシンが一割込みを検出する
と、ステートマシンの状態かfMされる。第1に、ブ0グラムカウンタPC41
の内容が、スタックメモリ45の中に保持され;第2に、ブOグラムカウンタ4
1へ、割込みのソース(インターフェースカード1051)によって与えられた
アドレスがロードされ:13に、フォアグランドアキュムレータ30fが不能化
されるとともに、バックグランドアキュムレータ30bが能動化され;第4に、
フォアグランドフラグレジスタ35が不能、化され、バックグランドフラグレジ
スタ36が能動化され;そして、第5に、MRR40のデータが、MRR−保持
レジスタ47(第14図)の中にストアされる。
したがって、ステートマシンのプレ割込状態が変化されることなく、将来の使用
のためにストアされる。そして、ステートマシンが、割込サービスルーチンを実
行することができる。ステートマシン状態は、割込サービスが完了した後、状態
保持手続きを逆にすることにより、再ストアされる。外部割込みが検出されたと
きに処理中であるファームウェアルーチンは、割込みが発止した点で実行を再開
する。
ネットワークサポートプロセッサ(NSP)においては、MLIステートマシン
50aのみが割込みを受けることができる。この割込みは、インターフェイスカ
ード1051の上で発生される。次のステップを決定するために、ステートマシ
ンの助力が要求される点に、PROMシーケンサ1oorsが到達したとぎ、割
込みが発生する。この点は、小ストコンピュータ100へのメツセージの伝送の
完了およびホストコンピュータからのメツセージの受取りの完了を含む。
インターフェイスカード1051は、MLIステートマシンをアドレス○○02
とさせる。このアドレスは、割込サービスルーチンへの分岐を保持する。このル
ーチンの最初の命令の中に、インターフェイスカード状態レジスタ200の内容
を取出す命令がある。この情報は、割込信号に対する、適当な応答を決定するた
めに用いられる。
2つのフラグレジスタ35.36は、ステートマシンの上の7ビツトレジスタで
あって、条件付き分岐動作を実行するか、そして条件付き呼出しか条件付き戻り
を実行するか:または、サブルーチンを呼出すか、サブルーチンからの戻りを行
なうかを決定する。
フラグレジスタには、ビットの2つの組が存在する。3つのビットの1つの組は
、“外部”フラグである。この組は、カードの外部にあるデータを受入れるため
に用いられる。第2の組は、4ビツトから構成されている。この組は、最後の輝
術動作の後の、ALU出力の状態を保持する。これらのビットは、全ALU出力
がゼロ(最上位ALU出力ビットおよび、最下位ALU出力ビットの状WA)か
どうか、およびALUの状態が出力を“′持って”いるがどうかを記録する。
ステートマシンは、動作モードを選択する、バックグランド−フォアグランド制
御フリップフロップ(114[)を持っている。このフリップフロップは、NS
Pが開始されると、フォアグランドモードへ、自動的にセットされる。
これは、外部割込みによってバックグランドモードへとセットされる。フリップ
フロップがバックグランドモードに残っている限り、さらに別の割込みが肯定応
答されることはない。このフリップフロップは、割込サービスルーチンの終了に
おいて、フォアグランドモードへとリセットされる。それから、新たな割込みが
受入れられる。
ステートマシンは2つのプログラム−割込命令に肯定応答する。
(1) 割込不能化のための命令
(2) 割込検出能動化のための命令
この命令は、外部割込みの存在に依存しない。割込命令は、プログラムの特定の
領域を、外部割込みから守る。第14図において、FROMシーケンサ100う
か、PUT命令からの開始アドレスによって開始される、NSP割込論理回路が
示されている。
メモリア゛レシン :第15図に示されているように、リネットワークサポート
プロセッサのブロック図が、それぞれが共用メモリ90へ共通接続するMLIコ
ントローラ(508,66s )およびNDLコントローラ(50b。
66b)を示すN5P80の主要エレメントを示している。
ネットワークサポー1−70セッサの中には、次のような3つの区別可能なタイ
プのメモリがある。
(a ) それぞれのステートマシンカードは、ステートマシンプログラムの一
部を保持するFROMを持っている。
w415図において、MLIステートマシン508は、そのプログラムを記憶す
るたの8K FROM50mを持っていることが示され:同様に、NDLステー
トマシン50bは、そのプログラムを2にワードで記憶するためのFROM50
nを持っていることが示されている。
<b > それぞれのメモリ制御ll(MEMCTL)カードは、ステートマシ
ンプログラムの一部を含み、また、それぞれのステートマシンに対する局所メモ
リも含んでいる。
たとえば、1415図において、MLIメモリコントローラ66aは、固有の局
所メモリを持っており、これは16KRAM66−を含んでいる:同様に、ND
Lメモリ制御66bは、16K RAMを含む固有の局所メモリ66mを持って
いる:さらに、第15図のそれぞれのメモリ制御カードもまた、ステートマシン
プログラムの一部を含み、局所メモリ66−の一部分であるFROMを含んでい
る。
(c ) 第15図(第1B図も児よ)のメモリ90は、一連のRAMカードで
あって、そのそれぞれは32キロバイトの容量をもっている。これらのRAMカ
ードは、ステートマシンの双方に対するプログラムの一部分を保持でき、また、
それらに随伴したメモリIIJIl17カードを用いて、双方のステートマシン
によってアクセスされることのできる共用メモリ90を与える。
このステートマシンは、PROMメモリの中に、16にだけのプログラムワード
を持つことができるゎ好麟しい実施例にあっては、MLIステートマシン50・
bは8にプログラムワードを持っており、NDLステートマシン50Ilはプロ
グラムの2にワードを持っている。それぞれのメモリーj御カードは、随伴した
ステー1−マシンに利用できる、局所メモリの8にワードを持っている。共用メ
モリ90のワードの数は、第1B図に示した、ネットワークサポートプロセッサ
の中に取付けられたRAMカードの数とともし二液化する。この共用メモリは、
ステー1〜マシンのいずれによってもアドレスされることができる。
第1B図に中に示した好ましい実施例の場合、もし、4つのRAMカードがある
と、共用メモリは65.り36ワードおよび131,072ハイドを与え;5つ
のRAMカードがあると、共用メモリは、81,920ワードと163.840
バイトを与え:6つのRA Mカードがあると、コノ共用メモ1.J ta、9
8.304’;)−ドと196,608バイトを与え;7つのRAMカードがあ
ると、この共用メモリは114.688ワードと229.376パイ1〜を与え
る。
P ROMおよび メモリ°P ROIVIメモljおよび局所RA Mは ア
ドレシングの目的に対し’(4にワードのプロ=lりに分割される。このPRO
Mは、4つのアドレス可能9
ブ0ツク: PROM0.PROM1.PROM2.PROM3に分割される。
PROMアドレスブロックのすべてが用いられるわけではない。局所RAMは、
2つのアドレス可能ブロック:RAM0−4におよびRAM4−8Kに分割され
る。
このFROMおよび局所RAMは、メモリアドレスMADDRバス16からの1
6ビツトによって、直接にアドレスぎれる。メモリアドレスバス(15:4)の
上の、11i先の上位ビットを用いて、4にワードのブロックを選択する。そし
て、そのブロックの中のワードが、12の、最下位ビット(11:12)を用い
て選択される。
用メモリア゛レシン :(メモリアドレスバスの上の)16ビツトは、最高64
にワードをアドレスする。ネットワークサポートプロセッサは、最高162にワ
ードまでのメモリを持っており、基本アドレスlli域を広げる方性が要求され
る。
第11図において、メモリ制御カードが、16ピツトメモリアドレスを、17ビ
ツト“共用メモリ”アドレスに転挟・するための論理回1K (66S 、66
r 、66u )@持つものとして示されている。この論lI!回路は、16の
ベースアドレスレジ29 (BAR66r >および17ビツi−p、 1しe
6uから桐成されている。BARには、ALL“66しの八−人九に与えらtす
るベースアドレスが、ソフトウJアによって、予めロードぎれている。メモ1−
)7ドレ7、 、、+ 7T6の最下位12ビツトは、8−人力へ与えられる。
共用メモリ90へ17ヒント7′(ζレスを与えるために、2つの値がともに△
1−シの中で足し合わさt1514のベースアドレスレジスタ(BAR)が用い
られ、ベースアドレスの開に、ソフトウェアによって予めロードされることがで
きろ。
このBARは、共用メtりのすべての領域をアドレスすることができる。しかし
ながら、これは、2つのアドレシング制限の下で行なわれる;
(a) BARの中にロードされたベースアドレスは、モジュラス4でなければ
ならない。それは、八LLJへの2つの最下位8へR入力が、ローとされるため
である。
(b) ベースアドレスは1敗付けられた共用メモリ90の制約の中で、4にメ
モリブロックに向けられねばならない。
ALIJ66aが17ビン1〜の幅をもち、BARは16ビツトの幅であるため
に、ALIJl’\のBAR入力は1ピツトによってオフセットされねばならな
いう換言すれば、BARピッ(−15は、AL(Jピッ1〜16t\与えられる
。このオフセラi・のfi!i東どじで、共用メモリベースアドレスは、BAR
の中に保持されている絶対値の2倍である。A L Uへの余分なビット(′ニ
ットーOj ii接地される一8ARからALUへのビット−1うまた、共用メ
モリボードの上のタイミング問題を防ぐため;:、接地さnる。
メモリ制御回路(第11図〉のベースアドレスレジスタ(BAR)は、PLiT
5TROBEI命令によって、ヌテートマシンからの】710バスを用いてロ
ードされる。この例として、次のPUT命令を示す:
PUT X”A7V XX0Onnn nnn nnn nno○但し:
Xビットは、′注意するな”というビットであり;■ビットは、16のBARの
うちの1つを選択するために用いられるビットであり:
nビットは、BARの中にロードされるデータビットである。
特定のベースアドレスレジスタBAR(66r >は、メモリアドレスバス16
F3よびMRR出力能動化信号の、ビットの組合わせ(15:04)によりて、
アドレスのために選択される。メモリアドレスがプログラムカウンタ、PC41
から引き出されたとき、MRR出力能動化信号(MRROE)は、“偽”であり
、ビット選択は、BAR7を通した、BAROのそれである。
メモリアドレスがMRR40(第4図)から引き出されたとき、MRR出力能動
化信号は“真”であり、そして、ビット選択は、BAR15を通したBAR8で
ある。次の第1表は、プログラムカウンタ4コおよびメモリアドレスビット15
:04の機能としての、ベースアドレスレジスタ選択を示している。
凰ユ」L
プログラムカウンタアドレシング
注1[:BAR6は用いられず。
次の第n*u、MRR40の機能としての、ベースアドレス選択を示している。
兇」」1
メモリレファレンスアドレシング
注1 : BA、 (q 14は用いられず、共用メモリ90へ与えられる17
のアドレスビットは、3つのグループに分割される。1つのグループ(16:0
3〉は、8個の可能なRAMカードのうちの1つを選択するために使用される。
第2のグループ(13:12)は、選択された頁の中の4にワードブロックの1
つを選択するために用いられる。第3のグループ(01:02)は、選択された
カードの上の4jjから1つを選択するために用いられる。
プロ ラムア゛レシン :それぞれのステートマシンの上に置かれたプログラム
FROM50は、メモリアドレスの最初の16Kを保持する。しかしながら、プ
ログラム情報を含むPROMのその一部のみが、プログラムカウンタPC41ま
たはメモリレファレンスレジスタMRR40のいずれかによって直接にアドレス
される。前に注意したように、MLIステートマシンはPROM8にワードを持
っており、一方、NDLステートマシンは、ネットワークサポートプロセッサの
好ましい実施例において、PROMの2にワードを持っている。
鼠皇!」1」
ネットワークサポートプロセッサ<NSP>へ、データ通信能力を与えるのは、
′ファームウェア″である、この″ファームウェア″は、プログラムP P、
OM 50の中にストアされた命令に開運する:ファームウエアは、−ハードウ
ェア形式でのソフトウェア”に琴似したものと考えることができる。ストアされ
た命令によって、ハードウェアが、フロントエンド通信プロセッサとして実行を
行なう。
ホストコンピュータ100の中では、NSP通信は、DCCまたはデータ通信制
御として知られている、MCP(マスク制御プログラム)ルーチンによって取扱
われる。
別個のホストコンヒュータDCCルーチンが、データ通信サブシステムのそれぞ
れ、およびすべてのNSPに対して存在し、これは、l0DCまたは入力出力デ
ータ通信サブシステムと呼ばれる。DCCは、メツセージをネットワークサ1i
c−トプロセッサ(h<SP)へと開始させ、また、NSPから戻ったメツセー
ジを受取る。゛″メツセージは、メツセージの内容の有効性をチェックする、長
さ方向のバリライワード(L PW ’)が後続する、情報ブロックである。
通信は、゛′要求″および“結果′″と呼ばれるメツセージによって行なわれる
。このメツセージ(第m表に示す)は、I/′0記述子ワードのデータ成分とし
て何カnすれる。5ENDメツセージ1./′O記述子が開始されたどき、請求
メツセージがホス1−コンビコータ100からN5pt\と送り出される。GE
Tメツセージ11052述子がTFJ始されたとざ、結果メソセージがNSPか
らホストコンピュータl\と送り出される。いず航のメツセージのS合でも、特
定のI10100結果を記体する結果記述子が、NSPからホストコンピュータ
へと送り出される。結果記述子は一第■表に7を芒れた゛結果メソセージ”と同
じではない。
凰IJL
要求および結果メツセージ
ホストコンピュータおよびネットワークサポートプロセッサ(NSP)は、第■
表に示すような、8つのタイプの興なったメツセージを用いる。
LE
メッセージタイプ
I10記述子は、N5P80が特定の動作を実行することを要求する、ホストコ
ンピュータ100からのコマンドである。このコマンドの後には、“ジョブ識別
子”として用いられる、記述子リンク(D/L)が続く。このジョブ識別子は、
その間に情報がI10記述子の結果として転送され、記述子リンクが最初に伴っ
ていた、すべての期間の開始においてホストコンピュータへと戻される。結果記
述子は、I10記述子実行サイクルの結果を記述するメツセージである。結果記
述子、記述子リンクおよびI10記述子は、援用して含められた、前に引用した
特許の中において議論され、説明されている。
残りの5つのメツセージのタイプは、■10記迷子の種々のタイプに応答して実
行されるデータ転送である。
次のように呼ばれる、3つの特定のメツセージタイプが存在する:
1、C0DE FILE;
2、DUMP FILE;
3、NSP 5TATE。
コードファイルメツセージは、ホストコンピュータから、ネットワークサポート
プロセッサ・\と、ファームウェアデータを転送する。ダンプファイルメツセー
ジは、NSPメモリの部分を、ホスI−コンピュータに書き戻づために用いられ
る。NSP状態メツセージは、ネットワークサポートプロセッサの坦在の状靜を
ホストコンピュータへと報告す8゜ 特表昭58−5旧ア42 (30)残りの
メツセージのすべては、゛要求”または“結果”メツセージのいずれかである。
妥当(valicl )メツセージは、第7表および第■表に掲げて示しである
。これらの表において、掲げていないメツセージコードは用いられない。
要求メツセージは、5ENDメツセ一ジ動作のデータ部分として送り出される。
結果メツセージは、GETメツセージ動作のデータ部分として、ホストコンピュ
ータへと戻される。
ADD GROUPメツセージは、サブシステムにグループを加える。グループ
はステーションの組の東まりである。ステーションの組は、共同で、また物理的
に受入れることのできるステーションの1組として定義される。それぞれのステ
ーションは、ただ1つのステーションの組に加えられている。したがって、サブ
システムにグループが加えられると、ステーションの組の全体的な集まりおよび
それぞれのステーションの組の中のステーションが、システムに加えられる。
第v表
第Vll(続き)
wV表(続き)
第■表
、161拒絶された要求 ; 無効情報または必須条件が満足されないこと注釈
Fコラムのアスタリスクは、結果メツセージが、ハードウェアではなく、ファー
ムウェアのみに適用杢れることを示す。
ネットワークサポートプロセッサの中では、種々のファームウェア成分が共同し
て、ホストコンピュータ6よびラインサポートプロセッサ(LSPs )との通
信を保IEする。
これらのファームウェア成分は、次のように分類できる=(a ) マネージャ
(b ) ホスト依存ボート(HDP)制御(C) イグゼキュテイブ
((1) エディタ
(e) ライン制御プロセス
8@1A図(MLI)中の、ホストコンピュータメツセージレベルインターフェ
イス15は、ホストコンピュータおよびネットワークサポートプロセッサ(NS
P)との闇の通信に用いられ、一方、ネットワークサポートプロセッサメツセー
ジレベルインターフェイス100璽(ML I )は、ネットワークサポートプ
ロセッサおよびラインサポートプロセッサ(LSP)の間の通信に用いられる。
’jlJ16図に、別個のファームウェア成分が、どのようにして、ラインサポ
ートプロセッサ、ネットワークサポートプロセッサおよびホストコンピュータの
闇の情報の転送に用いられるかが示されている。
w417図に、興なった成分が位置する場所およびその相対的なサイズを示すフ
ァームウェアブロックが示されている。
第16図のメツセージ転送ブロック図において、ラインサポートブOセッサ30
0が、メツセージレベルインターフェイス100■を経由して、ネットワークサ
ポートプロセッサ80に接続される。このN5P80が、イグゼキュティブファ
ームウェア80gx、ライン制御プロセスファームウェア80□(p、およびエ
ディタ80gI:lとともに示されているわN5P80は、本ストML l 1
5を通って、ホストコンピュータ100へ接続するが、これはファームウェアO
CC<データ通信制@)を含んでいる。
第17図のファームウェアブロック図は、2つのコントローラすなわち、MLI
コントローラおよびNDLコントローラから構成されるものとしてのネットワー
クサポートプロセッサ80を示している。これらのコントローラの双方は、メモ
リ90を共用している。NDLコントローラは、ブースストラップ80bと呼ば
れる、ステートマシンの上の2にのPROMを持つており、また、オペレーティ
ングシステムカーネル80にと呼ばれる32にのRAMをも持っている。
MLIコントローラは、マネージv80■と呼ばれる8K(7)PROM4r持
ツt” $5 V)、マタ、HDP制御[180j+と呼ばれる32にのRAM
をも持っている。マネージャ80mは、MLI”+5を経由して、ホストコンピ
ュータ100へ接@する。)−IDP111Jl180hは、MLJ100顕を
経由して、ラインサポートプロセッサLSP300へN杭亨る。
マネージャ:マネージャ(第17図)は、メツセージレベルインターフェイスM
L I 15を横切った、NSPとホストコンピュータとの闇の通信を制御する
。これは、MLIの制御を有し、I10100行なう。ファームウェアコード8
0mの主な部分は、50として示されるMLIステートマシンPROMの8にワ
ードの中に保持される。
HDP制御:HDP11]11](第17図)は、ネットワークサポートプロセ
ッサおよびメツセージレベルインターフェイスを駆動し、イグゼキュテイブ80
eアへのインターフェイスを与える。HDPIIIIIに対するファームウェア
は、特定のMLIステートマシンを伴ったメモリ(661e)制御カードのRA
M部分の中に置かれている。
イグゼキュティブ:イグゼキュテイブ(第16図)は、NSPデータ通信機能の
ほとんどを実行する、ソフトウェアモジュールである。これは、0UTPLJT
要求メツセージを除き、ホストコンピュータからの要求メツセージのすべてを処
理する。この特定のメツセージは、ラインー1111プロセスユニツト801j
、’と通つTいく。ホストコンピュータが状態の!!i果を要求しT;とき、二
のイグゼキュテイブは、OU T P U T 請求カ完fしり後、 □g T
PUT S 1−ATし18帖果メツセージを戻プ、このイグゼキコティ1は、
前に受取られI=要求メツセージおよび自発的サブシステムイベントの双方に応
答して、結果メ・lセージをホス1コンピユーに送り出す。
イグゼキュティブ80eイを作り出すコンポーネントは、大きく分けて、永久独
立ランナ、割込子、S−プロセスおよびオペレーティングシステムに分WAされ
る。
イグゼキュティブ80..に対するファームウェアコードは、NDLメモリ制御
カード66bのRAM66−の中と、共用メモリ900部分の中に置かれている
。共用メモリの残りの部分は、ネットワークの要求におけるアクティビティとし
て、動的に割当てられ、また、割当てを外される。
ランナ:永久独立ランナは、N5P80に対するパン1ラ機能を行なう。これら
の機能は、ネットワークの配列およびステーションのタイプに依存しない、独立
ランナに対するコードは、初期化の闇にロードされ、共用メモリ90の、固定さ
れた場所に存在する。3つの永久独立ランチがあり、(れは:
(a) )−IDPハンドラ
(b) 要求ハンドラ
(C) 状態ハンドラ
である。
それぞれのハンドラのamを要約すると次のようになる:1−IDPハン゛う:
1−iDPハンドラは、N5P80とし5P300との間の■/′○動作のすべ
てをII!理し、110エラーに対すそれぞれの動作を解析する。それは、HD
P制御ll(ファームウェア)によって、ラインサポートプロセッサ300’\
のIloの適当なルーチンを調整する。それは、LSP300からのすべての@
果記述子を受取って解析し、ホストコンピュータ100へ、すべてのN5P−L
SP■10#作の状態を報缶する。
ts>”7二要求ハンドラは、ホストコンピュータ100からの要求メツセージ
持ち行列を管理し、すべての要求メツセージ(O4JTPCITI!求メツセー
ジを除く)のサービスを行なう。0UTPUT要求メツセージは、それが特定さ
れると、適当なエディタコンポーネントへ送り出される:そして、それは適当な
ステーション到着先への道筋をとる。要求ハンドラは、マネージャコンポーネン
ト80―からの、順番に並んでいない要求メツセージを受取る。
/’t)”5二状態ハンドラは、“HDPハンドラ”によって駆lllされる。
このハンドラの主な機能は、HDPハンドラに対するI10100行なうことで
ある。特に、状態ハンドラは、ラインサポートプロセッサ(LSP)によって拒
絶されているようなI10100検査を行ない、含まれてるラインアダプタの状
態を補正するためのLSPの問合わせを行なう。それは、この情報を用いて、H
DPハンドラが元のI10100完了するように能勅化させる。
S/プロセス:S−プロセスは、ユーザの定めたコードの集まりである。この機
能は、ネットワーク配列およびステーションのタイプに依存し、そのコードは、
特定のネットワークに対して、NDLプログラムによって特定される。
S−プロセスに対するコードは、個別に、イグゼキュティブ80e、にロードさ
れてネットワークに関係した特定のりスフを実行し、必要とされなくなると、割
当てを外される。
それぞれのS−プロセスを実行するには、割込子が発動されることが必要である
。割込子は、S−プロセスの中のコードを、NDLステートマシン50bによっ
て実行されるように能動化する。II集およびライン制御lta能は、S−プロ
セスの桑型的な例である。エディタおよびライン制御プロセスの機能をIl!す
ることによってS−プロセスの範囲が理解される。
LL二二割込子は“一時的(transient ) ”独立ランナである。永
久独立ランナと違って、この一時的独立ランチは、S−プロセスが存在する場合
に限って活性化され、存在するそれぞれのS−プロセスに対して発動される。こ
の割込子は、S−プロセスに含まれるコードを翻訳して、オペレーティングシス
テムルーチンに対するインターフェイスを与える。
オペレーデイン システム:ネットワークサポートプロセッサに対するオペレー
ティングシステムサポートが、2つのルーチンの形で与えられる:それらは:<
a> カーネルルーチン
(1ノン 2次的ルーチン
である、
カー ルルー ンニη−ネル、ルーチン線、それぞれ力・年−のオペレーティ〕
ツクシステムタスク管實行Vるルーチンなル)し4手軽きり集、象りであるやた
とえば、#仰メモシ9Oの中にスペースを獲得するために、”GET−スペース
と呼ばれる手続きが活性化され、また、これらのスペースを解除するために、“
フォゲットースペース”と呼ばれる手続きが活性化される。カーネルルーチンは
、設計のモジュール性を増すために、7つのレベルないしはサブグループで組織
される。カーネル80には、NDLメモリ制御カード66bの高速RAM (6
6■)部分(ある。
2 )L−−5−>二2次的ルーチンは、それぞれが共通サブシステム機能を与
えるルーチンないしは手続きの集まりである。これらは:クリアーアダプタ;ク
リアーステーション;および通知ラインのようなタスクガ、このグループに属す
る手続きによって達成されるようなものである。
LLLLニエディタは、NDLプログラムの中で、ユーザが与え、ユーザが特定
するルーチンである。これは、データ通信ネットワーク中の特定のターミナルタ
イプの要求に従った、要求メツセージおよび結果メツセージのテキスト部分を取
扱うために用いられる。エディタに対するコードは、S−プロセスの集まりとし
て、供用メモリ90の中に存在する。したがって、このコード稔、ネットワーク
に対してユーザが書いたNDLプログラムカ翫ら得られるものであり、ネットワ
ーク配列に依存する。NDLコンパイラ社、エディタの、S−プロセスの集まり
の中への変換を保iiE′tjるゎ
NDLによって特定されると、エディタは、″要求メツセージ1が律ストコン・
ピユータによってターミナルに送り・出さaf、とき【、実行コンポーネントか
らの劃−を受取るヵこれ門、エディタを能動化して、″“I!京メツセージ″の
テキスト部分のil集を行なわせる。。1来されたメツセージは、その後に、フ
ァームウェアライン制御プロセス80 へとユC1F
進み、ターミナルへと送り、出される。ホスト入力がネットワークから受取られ
たとき、同様のプロセスが、逆方向に発生する。このエディタは、ライン制御プ
ロセスからの制fを受取り、ホスト入力゛結果メツセージ”のテキストをlIl
集することができる。
ライン プロセス:このファームウェアコンポーネント80ユ。、もまた、ND
Lプログラム中に、ユーザによって与えられ、ユーザによって特定される。ライ
ン制御プロセスは、ラインと、このラインを者してサブシステムに接続したすべ
てのターミナルの双方を瞥珊する。これは、ラインプロトコルを順行し、エラー
検出を取扱い、また他の機能を行なうなどの責務を負っている。このコンポーネ
ントに対するコードは、S−プロセスの集まりとして、N5P80の共用メモ’
i’ 90の中に存在する。ライン制卸プロセスを*mt−るこのS−プロセス
は、ネットワークに対してユーザの■いたNDLプログラムに源を発するもので
あり、ネットワーク配列に依存するにのNDLコンパイラは、ラインー1wプロ
セスの、S−プロセスの謝まりl\の変換を保証する、
第16図のラインIIIIIIプロセス尊うネットワークに加えられたそれぞれ
のラインに向けて活性化され、ラインがネットワークに取付けられている限り、
N5P80の中で実行を行なう。これは、もし特定されれば、イグゼキュテイブ
コンポーネントまたはエディタコンポーネントからの0LJTPUT要求メツセ
ージを受取る。次に、これはINPUT″結果メツセージ”のフォーマットを行
ない、これをイグゼキュティブまたはエディタに送り出して、ホストコンピュー
タ100への引き渡しを行なう。
ライン制御プロセスは主として、N5P80とLSP300との間の通信をつか
さどる。この通信は、NSPからLSP (第16図)への、“5IGNAL”
と呼ばれるメツセージおよび、LSP300からN5P80への、″″応答Re
c+ly) ”と呼ばれるメツセージを使用する。ホストコンビコータとNSP
との閣の通信は、全体としてNSPファームウェアによって特定ぎれるが、NS
PとLSP300との間の通信は、ネットワークに対するNDLプログラムを過
し゛て、ユーザによって特定されるわ“S I G N! A L”は、ライン
制御プロセスによって作り出され、LSP300へと送り出きれるメツセージで
ある。
ライフサボー1−プロセッサ< L、 S I” )300は、信号を、ネット
ワーク中の適当な到看先へと向ける、5JCrN△しは、2つのフィールドを持
っている。
くa) メッセージテキストフィールド(b)I)lJl[1情報フイールド
メツセージフイールドは、ホストからの出力要求メツセージのテキストから構成
されている。制御情報フィールドは、NDLプログラムによって特定される、L
SPに対するルーチンおよびその他の情報から構成されている。
“応答”は、N5P300によって作り出され、ネットワークサポートプロセッ
サ80の中の、ライン制御プロセス80.□へと送り出される。“応答”は、2
つのフィールドから構成されている。
(8) テキストフィールド
(b) 制御情報フィールド
テキストフィールドはネットワークに入っている実際のテキストから構成される
。制御情報フィールドはテキストフィールドに付加されており、ライン制御プロ
セッサ801cpによって用いられて、テキストを正しく取扱うとともに、テキ
ストをホストコンピュータ100へと伝送する。
ットワークゝ へのホストコンピュータネットワークメツセージは、ホストコン
ピュータ100に由来する。このメツセージは、′要求”として、5ENDメツ
セ一ジ動作によって、MLIを横切ってネットワークサポートプロセッサ8oへ
送り出される。もし、NDLプログラム中でエディタが特定されると、N S
P I+3、メツセージのテキスト部分を編集することだできる。そして、lI
集戸れたメツセージが、LSP3001\の伝送のために準働される。この準I
Iは、ラインυj紳70セスファームウェアの制御の1・で、このメ〉セージを
S!GhALk:、再フォ−マツトすることによって構成される。モして、この
5iGNALは、NAP80とLSP300の間のML二100■を横切って、
ラインサポートプロセッサッサ00へと進む。このう1′ンサボ一トプロセツ勺
300は、信号)三受取り、それを、ネットワーク中の適当な到T先へと向ける
。
ホストコンピュータ゛ への−ントワークラインサポートプロセッサ(LSP3
00ンは、ネットワークからのテキストを受取り、これを、ネッ1〜ワークサボ
ー1プロセソfj(N S P 80 ンへの伝送のための応答メツセージへと
フォーマットする。ネットワークサポートプロセッサが応答メツセージを受取る
とき、それは、テキスト部分を、“入力結果メツセージ″へと再フォ−マツトす
る。もし、エディタが特定されると、テキスト部分が編集される。そして、編集
された“入力結果メツセージ゛′は、ホスト100への伝送の*備が完了してい
る。ホストコンピュータ100が、N5P80がらM L Iを慣切って、°°
入力結果メツで一ジ”を受取るためにば、” G E TメツセージI 、、’
0記述子′°が、ホストコレピユータ100によって発行されな番プればなら
ない。
WjLL=翻訳表は、データ通信サブシステムによって使用ξれるE8CDIC
キ↑・ラクタセットを、特定のデータ通信ラインの上で用いられるキャラクタセ
ットに翻訳するメカニズムを与える。これらの翻訳表は、NDLプログラムによ
って必要とされる。
一一タ゛ ットワーク
I10データ通信ネットワーク(IODC>サブシステムは、ホストコピユータ
あたり、最高で256デ一タ通信ラインをインターフェイスすることができる。
最高配列は、〈第1A図に示されているように、)ホストコンピュータあたり4
つのネットワークサポートプロセッサ(NSP)、それぞれのネットワークサポ
ートプロセッサ<NSP>あたり4つのラインサポートプロセッサ(LSP)
、およびそれぞれのラインサポートプロセッサ(LSP)について、16の電気
的インターフェイス(ラインアダプタ)によって与えられる。バロースのデータ
通信プロトコルは、データ通信デバイスを、電列または並列に接続して、それぞ
れのデータ通信ラインに、多数のく公称10はどの〉デバイスをサービスさせる
ことができる。理論的には、1つのホストコンピュータへは、2560のデータ
通信デバイスを取付けることが可能である。
デバイスのインターフェイスを行なうにあたっての制限因子は、収容され、ソフ
トウェアによって利用されることのできる処理能力比であるciODCサブシス
テムの場合には、制限因子は、ラインサポートプロセッサ(LSP)のバンドパ
ンである。このLSP300は、]秒あたり約50にビットを処理することがで
きる。ネットワークサポートプロセッサ<N5P)は、TD830のような、1
0ないし15のターミナルをサポートすることができ、9600ボーまたは、同
等のワークロードを表現する任意のミックスで動作する。収容できるターミナル
の厳密な数は、平均ターミナル処理能力比に依存する。これは、また、平均メツ
セージ艮、データのタイプ、キーボードまたはくカード)受容応答時間などの因
子に依存する。
ラインサポートプロセッサ300は、ベースモジュールに適合可能な、いくつか
のスライドインカードによって構成されるユニットである。このユニットは、u
ro−ステートマシンプロセッサ、そのカードへ組み入れられる4つのラインア
ダプタを意味する“Q uad L A ”と呼ばれるカードの組、およびメツ
セージレベルインターフェイスバスへのラインアダプタインターフェイスを示す
、MII/LAと呼ばれるインターフェイスカードによって、構成されよう。
データ通信ラインアダプタは、基本的に、一方で、データ通信ライン電気的イン
ターフェイスへと、また他方で、ステートマシンプロセッサ((llo−8M)
へとインターフェイスするデバイスである。このラインアダプタの主な機能43
、バイト情報への、/がらのビット情報を連続さゼ、タイミングを与え、サービ
ス要求を発生L1RAMメモリ記憶を与え、自動呼出インターフェイシングを与
え、デ−夕通信ラインに適合するレベルチェンジ↑への接続を与える。
バイト配向うインアダプタは、基本的配列:4ラインアダプタおよび単一ライン
アダプタへと゛調整されることができる。単一ラインアダプタは、ラインサポー
トプロセッサ300の一部分であり、同じ回路ボードをMLIと共用し、ライン
サポートプロセッサによって制−される通信ラインの質と無関係に、常に要求さ
れる。4ラインアダプタカードは、1つのボードの上に4つのラインアダプタを
含む。
これらのボードは、ベースモジュール背面へ差し込まれる、スライドインボード
である。
ラインアダプタカードは、ともに、前面ケーブルを用いて、ステート7シンプロ
セツサ(UIO−8M)へ接続される。デ〜り通信ラインへの接続は、ラインア
ダプタへケーブルでつながれる電気的インターフェイスポードを通して行なわれ
る。4ラインアダプタの上の興なった組合わせへとケーブルでつながれることの
できる、存在する電気的インターフェイスボードの賛なったタイプが存在する;
したがって、電気的インターフェイスポードのみが、データ過信ラインの電気的
特性に依存する変化を要求する。
1ないり、16ラインアダプタが、ラインサポートプロセッサのステートマシン
プロセッサによってアドレスされることができる1それぞれのラインアダプタは
、そのア1ぐレスを特定ブるために、独特のジ↑ンバを受ける。
ステートマシンプロセッサが、璽込/′読取データまたは“FW”の形で通信を
行ない、または、制御を与える、ラインアダプタの上に、同様のアドレス可能コ
ンポーネントが含まれる。ラインアダプタの中の、それらのアドレス可能コンポ
ーネントは、以下のとおりである: (a ) USART:(b)タイマ;
(C)自動呼出出カニ(d)自動呼出al;(e)コンポーネントリクエスタ:
(f)メモリ。
USART (汎用同期7/非問期のレシーバ/トランスミッタ)は、ステート
マシンプロセッサからのデータバイトを受け、それらを、伝送のための、直列ビ
ットに変換する;それは、1列ビットデータを受け、これを並列データバイトへ
と変換する。このデバイスは、それが動作するようなS様を特定する2つの!1
llIipレジスタの中に書込むことによって初期化されるeI制御レジスタの
種々のビットは、次のような事柄を特定する:(1)同期/非同期モード;(i
l)キャラクタごとのビット; (lli )パリティ;(iv)ボー速度:
(V > トランスペアレントモード;(vi)エコーモード。
したがって、ラインアダプタカード ステートマシンプロセッサカードおよびラ
インアダプタインターフェイスカードの組合わせは、ベースモジュールの背面と
、また、前面フネクタを通して、ネットワークと接続されるラインサポートプロ
セッサを形成する。
ここで用いられているデータ通信ラインアダプタは、[5P300のステートマ
シンプロセッサによっ1111mlされる、アプリケーション依存デバイスであ
る。利用できるものとして、ラインアダプタの2つの基本的タイプが存在する;
(a)キャラクタ配向および(b )ビット配向、である。
これらのそれぞれは、データ通信ラインへの種々の電気的インターフェイスを持
つことができる。
1ないし16ラインアダプタは、1つのLSPステートマシンプロセッサによっ
てサービスを受けることかできる。
アドレス可能であって、PUTまたはGET命令によって、ステートマシンプロ
セッサによるサービスを受けることのできるコンポーネントを、それぞれのライ
ンアダプタは含んでいる。このラインアダプタの上のコンボーネン1は、ある場
合には、コンポーネントに対してシーケンシャル制御を与える、1つの命令また
は一連の命令によってサービスを受ける。
【
FIG、9A、MLエイン7−フLイス橘U里回豚主デニ7経石シFIG、15
. メ−E−’/4rl−L国際調査報告
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1゜ データ転送ネットワークのための周辺コン(・ローうであって、前記周辺 −コントローラはプロセッサ手段、外部メモリ手段およびインターフェイス回路 手段を含んで、ホストコンピュータと複数の周辺端末装置との間の、前記周辺端 末装置への転送を制御するライン通信プロセッサを通したデータ転送を制御する 動作を行なう周辺コントローラにおける、 (a ) 前記主ホストコンピュータと前記周辺端末装置を前記ライン通信プロ セッサを軽重して接続するDMA論理ユニット: (al) 前記ライン通信プロセッサから受取られた連続したデータワードの蓄 積のために前記コントローラーメモリ手段をアドレスする手段; (a2) 転送されるべきデータワードの数をセットしカウントする手段; (a3) 前記ライン通信プロセッサから前記コントローラーメモリ手段へのワ ード転送の直接バーストのために直接メモリアクセスモードを、選択されたライ ン通信プロセッサへと能動化する制御手段; (a4) 前記プロセッサ手段、前記コントローラーメモリ手段、および前記ホ ストコンピュータを接続するバス手段、 を鍋える、li接メモリアクセスシステム。 2、 11記アドレスのための手段は゛(a > 前記コントローラーメモリ手 段に接続されたアドレスバスへとアドレス信号を与えるDMAアドレスカウンタ レジスタ、 を含み、前記アドレスカウンタは、それぞれのワードが前記コントローラーメモ リ手段へと転送された後に、前記制御手段によって増加される、請求の範囲第1 項記載の直接メモリアクセスシステム。 3、 セットし、カウントする前記手段は:(a ) 前記プロセッサ手段によ って、転送されるべきワードの数を表わす儲がロードされた転送カウンタレジス タ、 を含み、前記転送カウンタは、転送されたそれぞれのワードの後で減少される、 請求の範囲第2項記載の直接メモリアドレスシステム。 4、 前記転送カウンタレジスタは、ワードの所望の数が転送されたときに、割 込信号を前記プロセッサ手段へ開始する、請求の範囲第3項記載のシステム。 5、前記制御手段は: (B) 前記プロセッサ手段からの信@によってロードされ、直接メモリアクセ ス゛読取り゛′モードを開始する、制御レジスタ、 を含む、請求の範囲1f!311記載のシス+ム、6、 <a) 前記制御Lノ ジスタによって活性化され、選択された通信プロセッサを、前記コントローラー メモリ手段に直接に接続されたデータバスへと接@−する制御論理回路、 をさらに含む、請求の範囲第5礒記載のシステム。 7、 前記−JIll論理回路は前記転送カウンタレジスタおよび前記アドレス カウンタレジスタを特徴とする請求の範囲第6項記載のシステム。 8、 データ転送ネットワークのための周辺コントローラであって、前記周辺− コントローラはプロセッサ手段、外部メモリ手段およびインターフェイス回路手 段を含んで、ホストコンピュータと複数の周辺端末装置との間の、前記周辺端宋 装[l\の転送を制御するライン通信プロセッサを通したデータ転送を制御I] する動作を行なう周辺コントローラにおける: (a> 前記プロセッサ手段にm統され、次のものを含むメソセージレベルイン ターフlイス論理手段:(al) 前記外部メモリ手段を前記複数の周辺端末装 置のうちの任意の選択された1つに接続する双方向メッセージレ12ルデータパ ス; (C2) 前記プロセッサ手段を前記インターフェイス論理手段へと推級するl 、/ Oバス、を鍋える、ll接メモリアクtスジステム。 9、 前記メッセーシレヘル1ンターフェイス(MLf)論理ffflは: (2ン 前記プロセッサ手りがらのアドレステータを受取り、前記ライン通信プ ロセッサから転送されるデータを受取る前記メモリ手段の領域を選択するDMA アドレスレジスタ; (b) 転送されるべきワードの数をセットしカウントするDMAカウントレジ スタ: (C) 前記ライン通信プロセッサを経由して、前記双方向メツセージレベルデ ータバスへとN統された周辺端末装置を選択する手段: (d ) 前記ライン通信プロセッサを前記外部メモリ手段へと接続する手段、 を含む、請求の範囲第8項記載の直接メモリアクセスジズテム。 10、@記うイン通信プロセッサを前記外部メモリ手段へと接続する前記手段& !: (a) 前記ライン過信プロセッサからのデータを受取って前記外部メモリへと 運ぶレシーバ手段、を含む、請求の範囲#!9墳記載のシステム。 11、 前記MLI論理手段は: (a) (al) 前記1.10バスに接続され、前記プロセッサ手段からのD M A能動化ビットを受取ることによってDMAモードへとセット可能な制御 レジスタ:(C2) 前記制御レジスタからの入力を持ち、次のものを含む制御 回路: (a 2−1 > DAM動作のために制御信号を与えるDMA制御1FROM ; (C3) DMA要求フリップフロップ、を含む制御論理回路: を含む請求の範囲第91j記載のシステム。 12、 前記DMA制御11FROMは:(a) 前記DMAモードの持続を与 える前記DMA要求フリップフロップをセットする制御出力信号(SDMARQ >、 を含む、請求の範囲第11項記載のシステム。 13、 前記D M A Ill III F ROMはざらに:(a) 前記 DMAアドレスレジスタの増加および前記DMAカウントレジスタの減少を能動 化する制御出力信号、を含む、請求の範囲第11項記載のシステム。 14、 前記MLI論理手段は: (a) 前記ライン通信プロセッサを経由して、選択された周辺端末装置へと転 送されるべきデータの外部メモリアドレスを、前記プロセッサ手段を用いてロー ドするDMAアドレスカウンタ; (b> 前記ライン通信プロセッサへと転送されるべきワードの数を表わす値を 、前記プロセッサ手段によって、ロードするDMAカウントレジスタ: (0) (C1) 前記I7/′0バスに接続され、前記プロセッサ手段からの DMA能動化ビットを受取ることによって、DMAモードへとセット可能なIl j *レジスタ:(C2) 前記制御レジスタからの入力を耗ち、次のものを含 む制御回路: (C2−1> DMA動作のために制御信号を与えるDMA制御FROM: (c 3) 請求フリッラフリップフ ロップ制御論理回路: を含む、請求の範囲第8項記載の直接メモリアクセスシステム。 15、 前記D M A III a P ROMは:(a ) 前記DMA1 !求フリツプフロツプをセットする第1の出力信号手段 を含む、請求の範囲第141j記載のシステム。 16、 前記DMA要求フリップ70ツブをセットすることによって、メモリア ドレシングを能動化して前記DMAアドレスカウンタから発生させる、請求の範 囲第15項記載のシステム。 17、 前記DMA制御lPROM4;t :(a) 前記DMAカウントレジ スタおよび前記DMAアドレスレジスタによって、カウント動作を能動化させる 12の出力信号手段、 を含む、請求の範囲w415項記載のシステム。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US06/326,335 US4471427A (en) | 1981-12-01 | 1981-12-01 | Direct memory access logic system for a data transfer network |
US326335 | 1981-12-01 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS58501742A true JPS58501742A (ja) | 1983-10-13 |
Family
ID=23271782
Family Applications (2)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP83500316A Pending JPS6137662B1 (ja) | 1981-12-01 | 1982-11-29 | |
JP58500316A Pending JPS58501742A (ja) | 1981-12-01 | 1982-11-29 | デ−タ転送ネットワ−クのための直接メモリアクセス論理システム |
Family Applications Before (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP83500316A Pending JPS6137662B1 (ja) | 1981-12-01 | 1982-11-29 |
Country Status (5)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4471427A (ja) |
EP (1) | EP0080891B1 (ja) |
JP (2) | JPS6137662B1 (ja) |
DE (1) | DE3277390D1 (ja) |
WO (1) | WO1983002020A1 (ja) |
Families Citing this family (42)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
IT1151351B (it) * | 1982-01-19 | 1986-12-17 | Italtel Spa | Disposizione circuitale atta a realizzare lo scambio di dati tra una coppia di elaboratori operanti secondo il principio master-slave |
US4679166A (en) * | 1983-01-17 | 1987-07-07 | Tandy Corporation | Co-processor combination |
US4814977A (en) * | 1983-10-18 | 1989-03-21 | S&C Electric Company | Apparatus and method for direct memory to peripheral and peripheral to memory data transfers |
JPH0616272B2 (ja) * | 1984-06-27 | 1994-03-02 | 株式会社日立製作所 | メモリアクセス制御方式 |
US4870566A (en) * | 1984-08-27 | 1989-09-26 | International Business Machines Corp. | Scannerless message concentrator and communications multiplexer |
US4752928A (en) * | 1985-05-06 | 1988-06-21 | Tektronix, Inc. | Transaction analyzer |
US5093910A (en) * | 1986-10-29 | 1992-03-03 | United Technologies Corporation | Serial data transmission between redundant channels |
US5142628A (en) * | 1986-12-26 | 1992-08-25 | Hitachi, Ltd. | Microcomputer system for communication |
JPS63216170A (ja) * | 1987-03-05 | 1988-09-08 | Mitsubishi Electric Corp | デイジタル信号処理プロセツサ |
EP0303751B1 (en) * | 1987-08-20 | 1992-05-20 | International Business Machines Corporation | Interface mechanism for controlling the exchange of information between two devices |
US5047923A (en) * | 1987-08-21 | 1991-09-10 | Siemens Aktiengesellschaft | Modularly structured digital communication system for interconnecting terminal equipment and public networks |
US4930069A (en) * | 1987-11-18 | 1990-05-29 | International Business Machines Corporation | Mechanism and method for transferring data between bus units having varying master and slave DMA capabilities |
US5201054A (en) * | 1987-12-23 | 1993-04-06 | Amdahl Corporation | Apparatus and method for controlling the transfer of digital information between service processors memories in a computer |
US4980846A (en) * | 1988-04-07 | 1990-12-25 | Impact Systems, Inc. | Process and apparatus for controlling on-line a parameter of a moving sheet |
US5517623A (en) * | 1988-05-05 | 1996-05-14 | International Business Machines Corporation | Flexible entry level or advanced level computer system |
US5276806A (en) * | 1988-09-19 | 1994-01-04 | Princeton University | Oblivious memory computer networking |
US5101347A (en) * | 1988-11-16 | 1992-03-31 | National Semiconductor Corporation | System for reducing skew in the parallel transmission of multi-bit data slices |
US5220516A (en) * | 1989-02-21 | 1993-06-15 | International Business Machines Corp. | Asynchronous staging of objects between computer systems in cooperative processing systems |
US5166872A (en) * | 1989-07-17 | 1992-11-24 | Ability Technologies Corporation | System and method for controlling devices through communication processors and pluralities of address-associated device controllers sharing each communication processor |
US5170477A (en) * | 1989-10-31 | 1992-12-08 | Ibm Corporation | Odd boundary address aligned direct memory acess device and method |
AU652371B2 (en) * | 1990-06-29 | 1994-08-25 | Fujitsu Limited | Data transfer system |
US5313623A (en) * | 1990-07-03 | 1994-05-17 | Digital Equipment Corporation | Method and apparatus for performing diagnosis scanning of a memory unit regardless of the state of the system clock and without affecting the store data |
US5255381A (en) * | 1990-07-03 | 1993-10-19 | Digital Equipment Corporation | Mode switching for a memory system with diagnostic scan |
AU1569392A (en) * | 1991-02-07 | 1992-09-07 | Data Card Corporation | Network interface circuit apparatus and method |
US5390302A (en) * | 1991-02-21 | 1995-02-14 | Digital Equipment Corporation | Transaction control |
US5305442A (en) * | 1992-03-27 | 1994-04-19 | Ceridian Corporation | Generalized hierarchical architecture for bus adapters |
US5412782A (en) | 1992-07-02 | 1995-05-02 | 3Com Corporation | Programmed I/O ethernet adapter with early interrupts for accelerating data transfer |
US5299313A (en) * | 1992-07-28 | 1994-03-29 | 3Com Corporation | Network interface with host independent buffer management |
JP3358254B2 (ja) * | 1993-10-28 | 2002-12-16 | 株式会社日立製作所 | 通信制御装置および通信制御用回路装置 |
US6304574B1 (en) | 1995-06-07 | 2001-10-16 | 3Com Corporation | Distributed processing of high level protocols, in a network access server |
US5850513A (en) * | 1996-01-05 | 1998-12-15 | Unisys Corporation | Processor path emulation system providing fast readout and verification of main memory by maintenance controller interface to maintenance subsystem |
US20080002735A1 (en) * | 1997-04-01 | 2008-01-03 | Paradox Security Systems Ltd. | Device network |
US6487196B1 (en) | 1998-05-29 | 2002-11-26 | 3Com Corporation | System and method for simulating telephone use in a network telephone system |
US6259691B1 (en) | 1998-07-24 | 2001-07-10 | 3Com Corporation | System and method for efficiently transporting dual-tone multi-frequency/multiple frequency (DTMF/MF) tones in a telephone connection on a network-based telephone system |
US6560652B1 (en) * | 1998-11-20 | 2003-05-06 | Legerity, Inc. | Method and apparatus for accessing variable sized blocks of data |
US7412619B2 (en) * | 2005-03-21 | 2008-08-12 | Intel Corporation | Integrated circuit capable of error management |
US7543179B2 (en) * | 2005-03-21 | 2009-06-02 | Intel Corporation | Error management topologies |
US7965734B2 (en) * | 2005-12-15 | 2011-06-21 | Paradox Security Systems Ltd. | Device network interface |
US20080002370A1 (en) * | 2006-06-30 | 2008-01-03 | Wai Shin Lau | Scalable memory DIMM designs with vertical stackup connector |
US8190699B2 (en) * | 2008-07-28 | 2012-05-29 | Crossfield Technology LLC | System and method of multi-path data communications |
US11037436B2 (en) | 2019-03-07 | 2021-06-15 | Stmicroelectronics S.R.L. | Three-level motion detector using accelerometer device in key fob application |
US10642766B1 (en) | 2019-07-15 | 2020-05-05 | Daniel Kilsdonk | Facilitating sequential data transformations via direct memory access |
Family Cites Families (9)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US4271466A (en) * | 1975-02-20 | 1981-06-02 | Panafacom Limited | Direct memory access control system with byte/word control of data bus |
US4181938A (en) * | 1975-10-15 | 1980-01-01 | Tokyo Shibaura Electric Co., Ltd. | Processor device |
US4137565A (en) * | 1977-01-10 | 1979-01-30 | Xerox Corporation | Direct memory access module for a controller |
IT1113771B (it) * | 1977-07-07 | 1986-01-20 | Sits Soc It Telecom Siemens | Unita' di interfaccia atta a consentire lo scambio di dati a velocita' elevata tra la memoria centrale di un elaboratore ed una unita' periferica |
US4196476A (en) * | 1977-08-30 | 1980-04-01 | Xerox Corporation | Reproduction machine with selectively disclosable programs |
US4181940A (en) * | 1978-02-28 | 1980-01-01 | Westinghouse Electric Corp. | Multiprocessor for providing fault isolation test upon itself |
JPS54129942A (en) * | 1978-03-31 | 1979-10-08 | Fujitsu Ltd | Direct transfer system between sub-systems |
DE3003340C2 (de) * | 1980-01-30 | 1985-08-22 | Siemens AG, 1000 Berlin und 8000 München | Verfahren und Schaltungsanordnung zur Übertragung von binären Signalen zwischen über ein zentrales Busleitungssystem miteinander verbundenen Anschlußgeräten |
US4428043A (en) * | 1981-08-24 | 1984-01-24 | Burroughs Corporation | Data communications network |
-
1981
- 1981-12-01 US US06/326,335 patent/US4471427A/en not_active Expired - Fee Related
-
1982
- 1982-11-29 JP JP83500316A patent/JPS6137662B1/ja active Pending
- 1982-11-29 WO PCT/US1982/001673 patent/WO1983002020A1/en unknown
- 1982-11-29 JP JP58500316A patent/JPS58501742A/ja active Pending
- 1982-11-30 DE DE8282306348T patent/DE3277390D1/de not_active Expired
- 1982-11-30 EP EP82306348A patent/EP0080891B1/en not_active Expired
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
EP0080891A2 (en) | 1983-06-08 |
DE3277390D1 (en) | 1987-10-29 |
WO1983002020A1 (en) | 1983-06-09 |
EP0080891B1 (en) | 1987-09-23 |
JPS6137662B1 (ja) | 1986-08-25 |
US4471427A (en) | 1984-09-11 |
EP0080891A3 (en) | 1985-06-26 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JPS58501742A (ja) | デ−タ転送ネットワ−クのための直接メモリアクセス論理システム | |
US5943481A (en) | Computer communication network having a packet processor with subsystems that are variably configured for flexible protocol handling | |
US4031512A (en) | Communications network for general purpose data communications in a heterogeneous environment | |
US5872919A (en) | Computer communication network having a packet processor with an execution unit which is variably configured from a programmable state machine and logic | |
US5093920A (en) | Programmable processing elements interconnected by a communication network including field operation unit for performing field operations | |
JPS58501923A (ja) | サブシステムコントロ−ラのためのインタ−フェイス回路 | |
CN1741430B (zh) | 用于防止时隙环网络中匮乏的方法和设备 | |
JPS62500902A (ja) | パケット・スイッチド・マルチポ−ト・メモリn×mスイッチ・ノ−ド及び処理方法 | |
EP0073710A2 (en) | Data communications network | |
JPS58134324A (ja) | インタ−フエイス・アダプタ | |
JPS5916072A (ja) | デ−タ処理システム用の特殊命令処理装置 | |
US4322792A (en) | Common front-end control for a peripheral controller connected to a computer | |
JPH06161932A (ja) | 入力/出力制御装置および方法 | |
JPS6361691B2 (ja) | ||
US4456970A (en) | Interrupt system for peripheral controller | |
US20020018470A1 (en) | Datapipe routing bridge | |
JPS5962253A (ja) | デジタル回路 | |
US20040100900A1 (en) | Message transfer system | |
US4177511A (en) | Port select unit for a programmable serial-bit microprocessor | |
US3287705A (en) | Computer system | |
JPS58222363A (ja) | 共用メモリの割振装置 | |
EP1987428A2 (en) | Real-time distributed processor environment | |
JPS6212550B2 (ja) | ||
JPS59103166A (ja) | 階層型並列デ−タ処理装置 | |
JPS6187451A (ja) | ディジタルデータ通信システム |