JPS59193593A - デ−タの圧縮および緩衝用装置 - Google Patents

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

【発明の詳細な説明】 ［発明の分野］ 本発明は、計算機システム中の大量のデータを圧縮し緩
衝（バッファ）するための装置、さらに具体的に言えば
、ハードウェア・データ収集装置で収集された主記憶ア
ドレスを実時間で受は取り、アドレス追跡を容易にする
ため、緩衝されたデータをより低速のデータ記憶装置に
転送する、かかる装置に関するものである。

本発明は、比較的高速で作動し、仮想記憶アドレスなど
の大きな主記憶アドレスを利用する、計算機システムに
特に有用である。

［先行技術の説明］ 計算機システムの設計段階および計算機システムの運転
開始後に、主記憶アドレスなどのデータを収集してその
オペレーションを監視することが望ましい場合がしばし
ばある。収集されたデータは、計算機システムの設計変
更およびチューニングに有用である。最も望ましい構成
は、計算機が正常に作動している間に計算機に対する干
渉を最も少くしてデータを収集するものである。従来、
低速の計算機システムを監視するために、充分な記憶容
量をもつより高速の計算機システムが使用された。もち
ろんこのような構成は高価であり、現場用として特に便
利ではなかった。

もう１つの方法は、求めるデータのサンプルだけを収集
するものであった。この方法は、アドレス追跡が必要な
場合には適当でなかった。本発明は、全ての主記憶アド
レスを収集できるようにするものである。データ収集を
実施するための装置としては、ＩＢＭ　Ｔｅｃｈｎｉｃ
ａｌ　Ｄｉｓｃｌｏｓｕｒｅ　Ｂｕｌｌｅｔｉｎ、１９
７７年５月、４６２５頁に記載されている型式のものを
使用することができる。

［発明の概要］ 本発明の主目的は、仮想記憶シろテムにおいて全ての主
記憶アドレスを実時間で収集することである。このこと
により、大量のデータを受は入れ記憶するという問題な
いし要求が生じる。

この目的は、記憶アドレスを計算機システムのオペレー
ションと並行して実時間で圧縮し、圧縮されたアドレス
を大容量バッファにロートすることによって達成される
。バッファが一杯になると、制御装置が計算機システム
の中央演算処理装置（ＣＰ　Ｕ）を停止させ、その後計
算機システムの状態を乱すことなくより低速の記憶装置
に内容を転送することによってバッファが空になると、
ＣＰ、Ｕを再始動させる。

［実施例の説明コ 図面特に第１図には、本発明が、米国特許第４２５８４
１７号に記載されている型式の計算機システムのＣＰＵ
ｌ０に接続したものとして、示しである。圧縮し緩衝す
べきデータは、ＣＰＵｌ０から取り出される。ＣＰＵｌ
０からのデータは。

この特定の例では、主記憶アドレス母線２５へ出される
実主記憶アドレス、ｆｉ３１および３２へ出されるバッ
ファ選択ビットＢＳＯおよびＢＳＩ、線３５」二の読取
り／書込み制御信号Ｒ／Ｗ、および線４０上のタスク切
替え信号ＴＳが含まれている。

圧衝し緩衝すべき実際のデータは、主記憶装置５０の実
アドレスではなくて仮想アドレスである。

しかし、仮想アドレス線はＣＰＵｌ０の外部では使用で
きず、従ってデータ収集論理１００がＣＰＵｌ０で行わ
れたアドレス変換プロセスを逆に実施する。仮想アドレ
スから実アドレスへの変換を実施するための機構は、米
国特許第４２１８７４３号に記載されている。アドレス
変換プロセスを逆にするための装置は、ディレクトリ・
アレイ１２０（第２図）を含んでいるが、これは上記に
引用した特許第４２１８７４．３号に記載されているペ
ージ・ディレクトリと同じ機能を果すものである。アド
レス母線２５上の実主記憶アドレスは、線路終端器、ラ
ッチおよび論理レベル変換器を含む、論理ブロック１１
０（第２図）に印加される。

これらの装置は、当技術分野で周知のものであるから、
詳細については省略する。実主記憶アドレスの上位ビッ
トがアレイ選択レジスタ１１５にセットされ、ディレク
トリ・アレイ１２０へのインデックスとして使用される
。レジスタ１１５中のインデックスによって指定される
、ブイレフ１〜リアレイ１２０中の項目は仮想アドレス
の上位ビットを含んでおり、仮想アドレスの下位ピッ１
〜は実主記憶アドレスから与えられる。

ページ・ディレクトリの内容は、処理の進行につれて絶
えず更新されているのでディレクトす・アレイ１２０の
内容をそれと同期して更新する必要がある。これは書込
み動作の間に書込み記憶位置がページ・ディレクトリ内
にあるかどうかを決定することによって実現される。母
線２５上の実主記憶アドレスは、線１２９上の主記憶装
置書込み信号によって条件付けられるゲート１３０に印
加される。ゲー１−１３０は、ページ・ディレクトリの
境界を示すレジスタ１６０からの入力をもつ比較器１５
０にアドレスを印加する。データがページ・ディレクト
リに書込み中であることが比較器１５０によって決定さ
れると、ディレクトリ・アレイ１２０へのデータ書込み
を制御する書込み制御装置１７０が、比較器１５０から
の信号によって条件付けられて、主記憶データ母線２６
上のデータを通過させ、それによってディレクトリ・ア
レイ１２０の内容が更新される。

この特定の列では、実主記憶アドレスを再変換すること
によって形成される仮想アドレスは、４８ビツト（６バ
イト）であるが、２つの下位ビットは、アドレス追跡を
行うのに不必要なので、保管されない。主記憶装置５０
（第１図）中のアドレス指定されるワードは４バイト・
ワードであり、２つの下位ビットは通常は、ワード内の
どのバイトがアクセス中である・かを指定するのに使用
される。この機能は、アドレス追跡を行う際には、不必
要である。しかし、計算機システムを分析するために興
味ある、保管すべき追加ビットがある。

これらのビットには、第３図に示すように、監視されて
いるアドレスが読取りまたは書込みに使用されたかどう
かを示す１ビツト（Ｒ／Ｗ）　、タスク切替えがＣＰＵ
中で起こったかどうかを示す１ビツト（ＴＳ）、および
ＣＰＵによって主記憶装置に書込まれ、またはそれから
読取られるデータのＣＰＵ中での発生源または宛先を示
すための２つの選択ビット（ＢＳＯ，ＢＳＩ）が含まれ
ている。記憶読取りまたは記憶書込みを示すヒ：ットは
、線１３５からくるもので、ブロック１１０によってラ
ッチされた読取り書込み線３５の状態を表す、同様に、
データの発生源または宛先を示すピッ１へは、それぞれ
線１３１および１３２上にあり、それらのビットの状態
はそれぞれ線３１および３２上のバッファ選択０信号お
よびバッファ選択１信号から生じる。これらの選択信号
は線３０上のアドレス入力ゲート信号の制御の下で、ブ
ロック１１０のラッチによってラッチされる。線１４０
上のタスク切替えビットＴＳは、記憶装置作動時の、線
４０上のタスク切替え信号の状態を表すものである。

データ収集論理１００は、このようにアドレス圧縮論理
２００に５０ビツトのデータ（ビット０〜４９）をもた
らす。アドレス圧縮論理２００の機能は、第３図のワー
ド１５に含まれる５０ピッ１−のデータから、長さ３２
ビツトの２つのワード１６および１７を形成することで
ある。圧縮は、後でわかるように、必ずしもワード１６
と１７の両方を記憶する必要がないために実現される。

事実、セグメント識別子（Ｓ　Ｉ　Ｄ）を表わすワード
１６は複数のワード１７（オフセット）に対して同じで
あることが多く、そのような場合はこれら複数のワード
１７と１つのワード１６とを記憶しておけばよい。即ち
、多くの例では、データの５０ビツトが実際に３２ビツ
トに圧縮され、それによってバッファ中に記憶すべきデ
ータの量が減る。

もちろん、この圧縮は、データを伸張して元の仮想アド
レスを生成する能力を保持していなければならない。デ
ータ圧縮論理２００の詳細を第５８５図〜第５ｆ図に示
す。仮想アドレスの」二位アドレス・ビット即ちビット
Ｏ〜３１はアドレス圧縮論理２００の上位アドレス・レ
ジスタ２０２（第５ａ図）に入力され、下位アドレス・
ビットは読取り／書込みビットＲ／Ｗ、選択ビットＢ５
０１ＢＳＩおよびタスク切替えビットＴＳと共に下位ア
ドレス・レジスタ２０４（第５ｃ図）に入力される。デ
ータ圧縮論理２００の機能は、セグメント識別子（ＳＩ
Ｄ）１６およびオフセット１７を記憶しなければならな
いか否か、あるいはオフセットのみを記憶すればよいか
どうかを決定することである。オフセット１７は、下位
アドレス・レジスタ２０４中のビットならびにオフセラ
ｌ−１７を５ＩＤ１６から区別するための２つの上位ビ
ット０〜１およびオフセットの関係するＳＩＤを示すた
めの２つの下位ビットからなる。

この目的のため、アドレス圧縮論理２００は、レジスタ
２１１，２１２，２１３，２１４からなるＡレジスタ・
ファイル２１０（第５ａ図）および、レジスタ２２１．
２２２．２２３．２２４からなるＢレジスタ・ファイル
２２０（第５ｃ図）を含んでいる。レジスタ・ファイル
２１０および２２０の各レジスタは、解読器２２５に印
加さ九る、下位アドレス・レジスタ２０４中のバッファ
選択ビットＢＳＯおよびＢＳＩによって選択即ちアドレ
ス指定される。解読器２２５は、２ビツトをそれぞれ０
０．０１．１０．１１の４つのビット状態に解読する。

レジスタ２０２からの上位ア１くレスが、比較器２３１
によって、Ａレジスタ・ファイル２１０から選択された
レジスタの内容と、また比較器２３２によって、Ｂレジ
スタ・ファイル２２０から選択されたレジスタの内容と
比較される。」二位アドレス・レジスタ２０２の内容が
レジスタ・ファイル２１０および２２０のいずれの内容
とも一致しない場合、その状態がレジスタ・ファイル制
御回路２４０のＮＯＲ回路２４１（第５ｂ図）によって
検出される。ＮＯＲ回路２４１の出力は不一致信号であ
り、ＡＮＤ回路２４４および２４５に印加される。

ＡＮＤ回路２４４は、反転器２４３を介して選択機構２
４２の出力によって条件付けられ、その出力はＡＮＤ回
路２５１．２５５．２５９．２６３に入力として供給さ
れるＡファイル書込み信号である。ＡＮＤ回路２４５は
、選択機構２４２の出力から直接条件付けられ、その出
力はＡＮＤ回路２５３．２５７．２６１．２６３に入力
として供給されるＢファイル書込み信号である。選択機
構２４２は、下位アドレス・レジスタ２０４がらＢＳＯ
およびＢＳ１ビットを受は取るための入力およびラッチ
２５２．２５６．２６０．２６４からの入力をもつ。

ラッチ２５２，２５６，２６０，２６４は、それぞれＡ
ＮＤ回路２５１と２５３，２５５と２５７．２５９と２
６１．２６３と２６５の出力によってセットされり°セ
ットされる。ＡＮＤ回路２５１および２５３は、解読器
２２５からのＯＯ解読出力によって条件付けられ、ＡＮ
Ｄ回路２５５および２５７は、解読器２２５からのＯ］
Ｍ読出力によって条件付けられ、ＡＮＤ回路２５９およ
び２６１は、解読器２２５からの１ＯＮ読出力によって
条件付けられ、ＡＮＤ回路２６３および２６５は、解読
器２２５からの１１解読出力によって条件付られる。こ
の配置により、ＮＯＲ回路２４１が比較器２３１および
２３２における不一致を検出したとき、上位アドレス・
レジスタ２０２の内容が、最後に使用されてからの経過
時間が長い方のレジスタ・ファイル２１０または２２０
にロートされる。

ＡＮＤ回路２４４からのＡファイル書込み信号およびＡ
ＮＤ回路２４５からのＢファイル書込み信号は、またＡ
ＮＤ回路３１２および３１３（第５ｆ図）にも印加され
る。これらのＡＮＤ回路３１２および３１３は不一致信
号があり、カウンタ３０６が特定のカウントに達したと
きに条件付けられる。ＮＯＲ回路２４１からの不一致信
号はＡＮＤ回路３０８に印加される。ＡＮＤ回路３０８
は、基本的にはデータが上位アドレス・レジスタ２０２
（第５ａ図）にラッチされた後に始めて働く２ピツｈ（
ＡＢ）のカウンタ３０６からの入力も受は取る。カウン
タ３０６は、ＡおよびＢ出力をもち、ＡＮＤ回路３０８
は、カウントが２のとき、即ちＡが１でＢが０のときに
不一致信号を通過させる。カウンタ３０６からのＢ出力
は、反転器３０７を介してＡＮＤ回路３０８に印加さ熟
る。

かくてＡ　Ｎ　Ｄ回路３１２または３１３からのＡファ
イル書込みパルスまたはＢファイル書込パルスが、それ
ぞれファイル２１０または２２０のレジスタに印加され
る。

ＡＮＤ回路３０８の出力は、またＯＲ回路３１０に印加
される。ＯＲ回路３１０の出力はシングルショット・マ
ルチバイブレータ３１１に接続されている。ＯＲ回路３
１０は、またＡＮＤ回路３０９からの入力をもつ。シン
グルショッ１−・マルチバイブレータ３１１の出力は、
アレイ３２０の書込み制御ＷＲＴを活動化するために使
用されるアレイ３２０には、データ選択機構２７０（第
５Ｃ図）から５ＩＤＬ６またはオフセラ１へ１７が供給
される。データ選択機構２７０は、線３１４上の選択信
号の状態に応じて、」三位アドレス・レジスタ２０２ま
たは下位アドレス・レジスタ２０４のどちらかのデータ
を通す。データ選択機構２７０は、レジスタ２０２およ
び２０４からデータを受は取る他に、ＯＲ回路２４６お
よび２４７（第５ｂ図）からのビットも受は取伜。これ
らのビットは、それぞれ第３図のオフセット１７のＡフ
ァイルおよびＢファイル・ピッ１〜（ビット３０および
３１）である。これらのピッ１−の状態は、ＯＲ回路２
４６および２４７に入力される信号の状態に依存する。

ＯＲ回路２４６は、比較器２３１からの入力およびＡＮ
Ｄ回路２４４からの入力をもつ。ＯＲ回路２４７は、比
較器２３２からの入力およびＡＮＤ回路２４５からの入
力をもつ。線３１４（第５ｆ図）上に選択信号は、ＡＮ
Ｄ回路３０２の出力によって付勢される２２０ナノ秒の
シングルショット・マルチバイブレータ３０３からくる
。ＡＮＤ回路３０２は、１００ナノ秒のクロック入力と
ラッチ３０１からの入力をもつ。ＡＮＤ回路３０２の出
力はまたＡＮＤ回路３０５にも印加される。Ａ、　Ｎ　
Ｄ回路３０５の出力はカウンタ３０６のタロツク端子Ｃ
に接続されている。カウンタ３０６のリセット端子Ｒは
、反転器３０４を介して、ランチ３０１の出力端子Ｑに
接続されている。かくして、５ＩＤ１６は不一致のため
にレジスタ・ファイル２１０または２２０に書き込まれ
る他に、アレイ３２０にも書込まれる。

伸張の目的でオフセット１７を５ＩＤ１６から区別する
ための、オフセラ１−１フ中の２つノ上位ビットは、デ
ータ選択機構２７０で設定される。

オフセット１７の最上位ビット０は、論理Ｏを表す電位
に結ばれ、次の上位ビット１は論理１を表す電位に結ば
れている。オフセット１７のＡおよびＢピッ１−は、前
述のようにＯＲ回路２４６および２４７によってデータ
選択機構２７０に供給される。第６図に示すように、デ
ータ選択機構２７０は、ＡＮＤ回路２７１によって代表
される３２個のＡ、　Ｎ　Ｄ回路で５ＩＤ１６の選択を
制御する。

これらのＡＮＤ回路は線３１４上の選択信号の１状態に
よって条件付けられる。オフセラ１−１７の選択はＡＮ
Ｄ回路２７２によって代表される別の３２個のＡＮＤ回
路によって制御される。これらのＡＮＤ回路は反転器２
７４を介して線３１４上の選択信号のＯ状態によって条
件付けられる。３２組のＡＮＤ回路２７１および２７２
の出力は、ＯＲ回路２７３によって代表される３２個の
ＯＲ回路にそれぞれ供給される。

第５ｆ図に戻って、アレイ３２０は、５ＩＤＩ６および
オフセット１７を一時記憶する、即ち第１図のバッファ
５００に送るべき圧縮済みのデータを含なディる。アレ
イ３２０は、通常ＡＮＤ回路２９１からのチップ選択信
号Ｏ８がＯ状態のときに読み取られ、シングルショット
・マルチバイブレータ３１１からの書込みパルスがある
ときにだけ書込まれる。プレイ３２０をアドレス指定す
る２つのレジスタ２８０および２８１（第５ｅ図）があ
る。これらのレジスタは電源オン・リセッ１−ＦＯＲに
よりリセットされる。レジスタ２８１は入力アドレス・
レジスタであり、レジスタ２８０は出力アドレス・レジ
スタである。レジスタ２８０および２８１の値は比較器
２８６に印加される。

この比較器２８６は値が高いか低いかまたは等しいかを
決定し、すぐ後でわかるように、この決定がアレイ３２
０のあふれ状態を検出するのに使用される。レジスタ２
８０および２８１がらのアドレスは、またアドレスの１
つを選択してそれをアレイ３２０に印加するアドレス選
択機構２８７に印加される。アドレス選択機構２８７は
、ラッチ３０１（第５ｆ図）がセットされているとレジ
スタ２８１からのアドレスを選択し、ラッチ３０１がリ
セットされていルとレジスタ２８０のアドレスを選択す
る。

ランチ３０１は、ＡＮＤ回路２９９の出力によってセッ
トされ、カウンタ３０６のＢ出力を反転する反転器３０
０がらの信号に正遷移が生じたとき、即ち、カウンタ３
０６のＢ出力が１状態がら０状態に切替わったときにリ
セットされる。ＡＮＤ回路２９９は、ラッチ２８９のリ
セッ１〜出カによって条件付けられ、線１４１を介して
データ収集論理１００のブロック１］、ｏがらデータ有
効ストロープを受は取る。

ラッチ２８９は、アレイ３２０のあふれ状態を検出する
ためのあふれ検出ラッチである。あふれ状態が起こらな
い限り、アレイ３２０は連続的に読取りおよび書込みが
行われる。またすぐ後でわかるようにアレイ３２０の読
取り間の間隔は６゜Ｏナノ秒に固定されているが、アレ
イ３２０への書込みは非同期的に行われる。

あふれ状態を検出し、さらにアレイ３２０のアドレスを
循環できるようにするため、入力アドレス・レジスタ２
８１の出力がＡＮＤ回路２８３に印加され、その出力が
ラッチ２８４のセット入力端子Ｓに接続されている。ラ
ッチ２８４は、入力アドレス・レジスタ２８１の付加ビ
ットのように機能する。ラッチ２８４のリセット入力端
子Ｒは、ＡＮＤ回路２８２の出力に接続される。ＡＮＩ
）回路２８２は出力アドレス・レジスタ２８０の出力を
受は取る。この配置によって、あふれ状態を生じること
なくアレイ３２０の入力アドレスを循環させることがで
きる。

ラッチ２８４のセット出力はＡＮＤ回路２８５に印加さ
れ、そのリセット出力は比較器２８６のカスケード入力
に印加される。比較器２８６は、レジスタ２８１および
２８０からの入力アドレスと出力アドレスが等しいかど
うかを決定する機能をもつ。この機能は、ラッチ２８４
の状態によって影響を受ける。入力アドレスと出力アド
レスが等しく、ラッチ２８４がリセットされている場合
には、比較器２８６の一致出力（＝）が１となって、ア
レイ３２０中のデータが全て、バッファ５００に記憶さ
れたことを示す。入力アドレスと出力アドレスが等しく
、ラッチ２８４がセットされている場合は、比較器２８
６の一致出力は０となり、それに代って２つの不等出力
（〈および〉）が１となってＡＮＤ回路２８５を条件付
け、あふれ状態を示すためにラッチ２８９をセットする
。

あふれ状態が生じると、アレイ３２０へのデータ書込み
を阻止する必要がある。

アレイ３２０から読み取られたデータは、バッファ５０
０がストローブされている場合にのみ、バッファ５００
に入力される。従って、線３１５（第５ｆ図）上のスト
ローブ信号を制御することが必要である。この例では、
バッファ５００は、ス１−ローブ間に６００ナノ秒の期
間がなければならないような書込みサイクル時間をもつ
。ストローブ・パルスは、ＡＮＤ回路２９４の出力を受
は取るシングルショット・マルチバイブレータ２９７か
らくる。ＡＮＤ回路２９４は、線３１６上に１００ナノ
秒のクロック信号が発生されているときに、ＯＲ回路２
９２、反転器２９３およびラッチ２９８の出力によって
条付けられる。ＯＲ回路２９２は、反転器２８８（第５
ｅ図）およびランチ２８９（第５ｆ図）からの入力をも
つ。かくして、あふれがある場合、即ちラッチ２８９が
セットされている場合、あるいは入力アドレスと出力ア
ドレスが等しくない場合には、ＯＲ回路２９２は信号を
ＡＮＤ回路２９４に通す。

反転器２９３は、ラッチ３０１がリセットされていると
き、ＡＮＤ回路２９４を条件付けるための信号を発生す
る。ラッチ３０１は、データがアレイ３２０に書込み中
でないとき、リセットされる。ラッチ２９８の出力は、
ＡＮＤ回路２９４を制御して、ストローブ間に６００ナ
ノ秒の期間を維持するためのものである。線３１６上の
１００ナノ秒のクロックは、また３ビツトの２進カウン
タ２９５に送られ、そこで２および４の重みをもった出
力ビットがＡＮＤ回路２９６に印加される。

ＡＮＤ回路２９６の出力は、ラッチ２９８のリセット入
力端子Ｒに印加される。ラッチ２９８は、シングルショ
ット・マルチバイブレータ２９７からのストローブ・パ
ルスによってセットされる。

この配置によって６００ナノ秒が経過した後、ラッチ２
９８がリセットされ、それによってカウンタ２９５もリ
セットされる。それに加えて、ＡＮＤ回路２９４に対す
る他の全ての入力条件が満された場合、パルスがシング
ルショット・マルチバイブレータに印加され、ストロー
ブ信号が線３１５に発生される。

あふれ状態が存在する場合、即ちラッチ２８９がセット
されると、ラッチ２８９のリセット出ヵを受は取るＡＮ
Ｄ回路２９９は、もはや条件付けられず、こうしてラッ
チ３０１は線１４１上のデータ有効ストローブ信号でセ
ットされることはなく、従ってアレイ３２０への書込み
は行われない。

しかしながら、あふれ状態が存在したとしても、アれイ
３２０からの読取りは可能である。ラッチ２８９がセッ
トされていなければ、そのリセット出力は４ビツトにカ
ウンタ２９０をリセットされた状態に保持する。

従って、あふれが存在するとき、カウンタ２９０は条件
付けられる。カウンタ２９０は、線３１５上のストロー
ブ信号によって増分される。この配置によって、データ
がアレイ３２０から読み取られ、この例ではアレイ３２
０は１５回の読取りで空になる。ＡＮＤ回路２９１は、
カウンタ２９０の値が１５に達したときに条件付けられ
て、アレイ３２０へのチップ選択信号を１状態にする。

アレイ３２０は３状態出力をもっており、チップ選択信
号Ｃ８が１状態のとき、アレイ３２０の出力は高インピ
ーダンス状態にあり、それによって終端抵抗器３２６が
母線３２５の出力を全て１状（銹下宛白） 態にする。線３１５上にはデータ・ストローブ信号が依
然として発生されているから、その結果全て１のデータ
がバッファ５００に書込まれる。このデータは、あふれ
状態が存在したことを示す。

バッファ５００からのデータを分析する際、この情報が
使用される。

以上のように、あふれ状態になると、アレイ３２０中に
あるデータが読み取られ、読取りが完了するとすぐに、
ラッチ２８９がリセットされ、それによりカウンタ２９
０もリセットされるので、ＡＮＤ回路２９１はもはや条
件付けられない。従ってチップ選択信号Ｃ８が０状態に
なり、アレイ３２０へのデータの書込みおよびそこから
のデータの読取りができるようになる。もちろん、読取
りはラッチ３０１の状態に依存している。ラッチ３０１
はあふれラッチ２８９がリセットされるとすぐにＡＮＤ
回路２９９を介してデータ有効ストローブ信号によりセ
ットされる。

アレイ３２０から取り出された圧縮データは、バッファ
制御論理４０ｏ（第７ａ図および第７ｂ図）の制御下で
バッファ５００に入力される。圧縮データは、ストロー
ブ信号が線３１５上に発生されているとき、データ入力
バッファ４７６（第７ｂ図）に入力される。次にこのデ
ータは、バッファ５００においてバッファ・アドレス機
構４５０（第７ａ図）からのアドレスによって選択され
た記憶位置に書込まれる。バッファ・アドレス機構４５
０は、入力アドレス・レジスタ４５１と出力アドレス・
レジスタ４５２を含んでいる。線３１５上のストローブ
信号がデータ人力バッファ４７６に印加されると、その
中のラッチがセラ１−され、それによってデータ・レデ
ィ信号が線４１６を介して制御状態シーケンサ４１０に
印加される。

制御状態シーケンサ４１０は、ラッチおよび後で説明す
る信号をもたらすための、組合せ論理がらなり、第８図
に示した順序で作動する。制御状態シーケンサ４１０は
、データ・レディ信号に応答して、データ人力バッファ
４７６への線４１８」二にラッチ２信号を出す。データ
人力バッファ４７６は２つの内部バッファをもち、ラッ
チ２信号によってデータが第１バツフアから第２バツフ
アに転送される。従って、入力された圧縮データの第１
ワードがバッファ５００に転送される前に、圧縮データ
の第２ワードがデータ人力バッファ４７６に入力できる
ようになっている。

次にシーケンサ４１０は、入力アドレス・レジスタ４５
１への線４１１上に増分信号を出す。入力アドレス・シ
リスタ４５１はどのような状態にあってもよく、増分信
号の立上りでラッチし、立下りで増分される。入力アド
レス・レジスタ４５１は最初にシーケンサ４１０によっ
てリセットされており、初めて増分信号が発生されたと
き、その立上りで全てＯのアドレスが使用可能になり、
続いてレジスタ４５１が増分される。従って、次の増分
信号が発生されるとすぐに次のアドレスを使用すること
ができる。この配置は、高速化を目的としたものである
。

入力アドレス・レジスタ４５１にあるアドレスは、Ｒ／
Ｗラッチ４１５から信号を受取るアドレス選択機構４５
５によって選択される。Ｒ／Ｗラッチ４１５は制御状態
シーケンサ４１０がら線４２８を介して送られてくる書
込めオン信号によりセットされる。Ｒ／Ｗラッチ４１５
がらの信号はバッファ５００にも印加されて、バッファ
５００を書込み状態にする。アドレス選択機構４５５で
選択されたアドレスは、アドレス母線ドライバ４５６へ
供給される。シーケンサ４１０は次に線４１７ヘデータ
・ゲート信号を出方し、データ人力バッファ４７６にあ
ったデータを両方向母線４８０ヘゲートさせると共に、
線４２０へアドレス・ストローブ信号を出方し、選択さ
れたアドレスをバッファ５００へ通過させる。バッファ
５００は自身のクロックをもっており、データの書込み
が終ると、線５１０へ終了信号を出方する。この結果、
終了ラッチ５１１がセットされて、シーケンサ４１０へ
向がう終了線４１９を１状態にする。

シーケンサ４１０はこれに応答して線４２０上のアドレ
ス・ストローブ信号をターンオフする。更番Ｊシーケン
サ４１０は線４１７上のデータ・ゲート信号をターンオ
フすると共に、線４２１ヘリセット信号を出力して終了
ラッチ５１１をリセットし、次のデータ書込み動作に備
える。

バッファ５００中へのデータ書込みは６００ナノ秒間隔
で続き、入力アドレス・レジスタ４５１中のアドレスが
この例では「限界１」と呼ぶ予め定めた限界に達すると
、即ちバッファ５００が入力アドレス・レジスタ４５１
中のアドレスによって決定された充満度に接近しつつあ
るとき、限界１信号が線４２２を経てシーケンサ４１０
に送られる。シーケンサ４１０は、限界１信号に応答し
て、線４４１へＣＰＵ停止信号を出力し、更にシーケン
サ４１０中の遅延タイマ（図示せず）がセットされて、
バッファ５００のアクセスが書込みから読取りに切替え
られる前に、ＣＰＵｌ０内のオペレーションが完了でき
るようにする。バッファ５００へのデータ書込みは、第
２限界に達するまで、あるいは遅延が時間切れになるま
で続く。

通常は遅延タイマは、限界２に達する前に終了するが、
ともかくも限界２はバッファ５００の容量限界直前でセ
ットされ、あふれを起こさないようになっている。この
配置は、例えば６４にバイトのデータを転送する指令が
ＣＰＵｌ０で丁度出されたときという最悪ケースにも対
処できる。

シーケンサ４１０は、線４２３上の限界２信号または遅
延タイマの時間切れに応答して、書込みから読取りへの
モード切替えを行い、入力アトレス・レジスタ４５１を
増分したのと同じやり方で出力アドレス・レジスタ４５
２を増分する。次にシーケンサ４１０は、線４２９に書
込みオフ信号を出して、ラッチ４１５をリセットする。

ラッチ４１５のリセットにより、アドレス選択機構４５
５は出力アドレス・レジスタ４５２からのアドレスを選
択し、バッファ５００は読取りモードに置かれる。

次にシーケンサ４１０は線′４２０にアドレス・ストロ
ーブ信号を出し、それによって出力アドレス・レジスタ
４５２からのアドレスが、アドレス母線ドライバ４５６
およびアドレス母線４５７を介してバッファ５００に転
送される。アドレス指定されたデータは、バッファ５０
０から両方向母線４８０を経てデータ出力バッファ４７
７に読み取られる。バッファ５００は、読取りが終ると
線５１０に終了信号を出して、ラッチ５１１をセットす
る。シーケンサ４１０は終了信号に応答して、データ出
力バッファ４７７への線４２６にデータラッチ信号を発
生、し、その中のデータをラッチさせる。シーケンサ４
１０は、また線４２１上のリセット信号で終了ラッチ５
１１をリセットする。

シーケンサ４１０は、線４２０上のアドレス・ストロー
ブ信号をターンオフする。次に、レジスタ４５２中の出
力アドレスがレジスタ４５１中の入力アドレスよりも大
きくないことが比較器４５３で検出されると、シーケン
サ４１０は線４２７を介して出力開始信号を出力データ
・マルチプレクサ４８５に送る。比較器４５３は、線４
３０上に、比較の結果すなわち出力アドレスが入力アド
レスよりも大きいか否かを示す信号を出す。入力（書込
み）から出力（読取り）へのモード切替えが行われてい
るため、レジスタ４５１中の入力アドレスは変更されて
いない。出力データ・マルチプレクサ４８５は自身のク
ロックをもち、シーケンサ４１０への線４３５上に使用
中信号を出すことができる。線４３５上の使用中信号は
、バッファ５００から読み取られたデータが、磁気テー
プ装置などの収集装置に転送されるまで、シーケンサ４
１０による出力アドレス・レジスタ４５２の増分を抑え
る。この例では、データ出力バッファ４７７中のデータ
が所定単位ごとに収集装置に転送されるので、出力デー
タ・マルチプレクサ４８５が使用される。収集装置がバ
ッファ５００から読み取られたデータのワード全体を受
は取ることができる場合には、出力データ・マルチプレ
クサ４８５を使用しなくてもよい。

シーケンサ４１０は、線４３５上の使用中信号がターン
オフするのに応答して、線４３３上に読取リアドレス増
分信号を出して、出力アドレス・レジスタ４５２を増分
させ、上述のサイクルが繰り返される。バッファ５００
からのデータ読取りは、出力アドレス・レジスタ４５２
中のアドレスが入力アドレス・レジスタ４５１中のアド
レスよすも大きくなるまで続く。そうなると、シーケン
サ４１０は線４４２にＣＰＵ再始動信号を出し、モード
が読取りモードから書込みモードに切替えられ、線４３
１上のアドレス・リセット信号がレジスタ４５１および
４５２に印加される。次に、ｃｐｕｌｂがそのオペレー
ションを開始した後、データをバッファ５００に書き込
むことができる。

線４４１上のＣＰＵ停止信号は、ＣＰＵ始動／停止制御
回路５５０のラッチ５５１（第９図）のセット入力に印
加される。ＣＰＵｌ０は、始動および停止のための操作
卓スイッチ１をもち、それがシステム・ロード押しボタ
ンと共同でＣＰＵの始動および停止を制御する。セット
されたラッチ５５１の出力を受は取ったドライバ５５２
はスイッチ１の出力を停止値に変える。

ＣＰＵ停止信号は、またＯＲ回路５５３を介してシング
ルショット・マルチバイブレータ５５４にも印加される
。この例では、シングルショット・マルチバイブレータ
５５４は持続時間が約５０マイクロ秒であり、その出力
がドライバ５５５に印加され、それからの出力がシステ
ム・ロード押しボタンに印加され、それによって、シス
テム・ロード押しボタンが、実際には押されていなくて
も、充分な時間押されたままの状態を表わす信号が発生
され、それによってスイッチ１がらの信号でＣＰＵが停
止する。

線４４２上のＣＰＵ再始動信号は、ラッチ５５１をリセ
ットし、その結果スイッチ１の値がｃＰＵＩＯを始動す
るための値に変えられる。ＣＰＵ再始動信号は、またＯ
Ｒ回路５５３を介してシングルショット・マルチバイブ
レータ５５４に印加され、ドライバ５５５が再度活動化
されて、システム・ロード押しボタンを必要な時間作動
させ、それによってＣＰＵｌ０が再始動する。

以上の説明かられかるように、本発明は、高速ハードウ
ェア監視環境中で収集された大量のデータを圧縮および
緩衝し、このデータを磁気テープなどの低速記憶装置に
転送するための装置をもたらす、バッファが一杯のとき
ＣＰＵが停止され、次にバッファが低速記憶装置への転
送により空にされ、ＣＰＵはそれが停止したのと厳密に
同じところから再始動される。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の実施例を示すブロック図である。 第２図は、第１図のデータ収集論理１００の細部を示す
ブロック図である。 第３図は、データ収集論理１００からのデータの書式、
およびアドレス圧縮論理２００からの出力データの書式
を示す図である。 第４図は第５ａ図乃至第５ｆ図のつながりを示す図であ
る。 第５ａ図乃至第５ｆ図は、アドレス圧縮論理２００の細
部を示す回路図である。 第６図は、データ選択機構２７０の一部の回路を示す回
路図である。 第７ａ図および第７ｂ図は、バッファ制御論理４００の
構成を示すブロック図である。 第８図は、バッファ制御論理４００の動作を示す流れ図
である。 第９図は、ＣＰＵ始動／停止制御回路５５０を示す回路
図である。 出願人　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・
コーポレーション 代理人　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名） ＦＩＧ、　１ １Ｕ’ ＦＩＧ、　３ ５ ＦＩＧ、　６ ２７０ ＦＩＧ、　７　ａ ＦＩＧ、　７ｂ ＦＩＧ、　８ 第１頁の続き ０発　明　者　マール・ニドワード・ハウデック アメリカ合衆国ミネソタ州ロチ ニスター・ノースウェスト・サ −Ｆ・ストリート４１２１番地 ０発　明　者　フランク・ジエラルド・ソルテイス アメリカ合衆国ミネソタ州オー ムステッド・カランティ・ロチ ニスター・サウスウエスト・マ ヨウラド・ヒルス・ドライブ２８ ０４番地 ［相］発　明　者　ニージン・リース・ジョーンズアメ
リカ合衆国ミネソタ州オー ムステッド・カランティ・ロチ ニスター・サウスウエストーフ オーティフォー・アベニュー６４ １番地 ０発　明　者　ジョン・アーサー・ソイリングアメリカ
合衆国ミネソタ州オー ムステッド・カランティ・ロチ ニスター・バイキング・ドライ ブ１９１１番地 ０発　明　者　トーマス・ミルトン・ウォーカアメリカ
合衆国ミネソタ州オー ムステッド・カランティ・ロチ ニスター・サウスウエスト・エ イティーンス・ストリート５１８ 番地 手続補正書動幻 昭和５９年５月２２日 特許庁審査官　若　杉　和　夫　殿 １、事件の表示 昭和５９年　特許願　第１７２５９号 ２、発明の名称 データの圧縮および緩衝用装置 ３、補正をする者 事件との関係　特許出願人 ４、代理人 ６、補正の対象 明細書全文 ７、補正の内容 別紙のとおり

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ＣＰＵからの実アドレスを、セグメント識別子およびオ
   フセットを含む仮想アドレスに変換するアドレス変換手
   段と、 前記オフセットを前記セグメント識別子から区別するた
   めのビットおよび前記オフセットを特定のセグメント識
   別子と関連づけるためのビットを前記オフセットに付加
   するビット付加手段、前記セグメント識別子が前にも使
   用されたかどうかを調べる検査手段、ならびに前記アド
   レス変換手段から供給されるすべてのオフセットを前記
   ビット付加手段によって付加されたビットと共に一時記
   憶し、前記検査手段で前に使用されていないと判断され
   たセグメント識別子だけを一時記憶する一時記憶手段、
   を含むデータ圧縮手段と、前記一時記憶手段に一時記憶
   されているセグメント識別子およびオフセットを読取っ
   て記憶する緩衝手段と、 前記緩衝手段の充満度を監視し、前記緩衝手段が予め定
   められた充満度レベルに達すると前記ＣＰＵを停止させ
   、前記緩衝手段の内容を外部へ読出した後前記ＣＰｔＪ
   を再始動させる制御手段と、を具備するデータの圧縮お
   よび緩衝用装置。