JPS5969826A - バツフア制御方式 - Google Patents
バツフア制御方式Info
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- JPS5969826A JPS5969826A JP57179843A JP17984382A JPS5969826A JP S5969826 A JPS5969826 A JP S5969826A JP 57179843 A JP57179843 A JP 57179843A JP 17984382 A JP17984382 A JP 17984382A JP S5969826 A JPS5969826 A JP S5969826A
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- units
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- 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
- G06F13/16—Handling requests for interconnection or transfer for access to memory bus
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
発明の対象
本発明は、バッファ制御方式に係り、特にマスタステー
ションとそれに接続される複数のスレーブステーション
から構成されるマルチステージ由）ンシステムの人出力
バツファ制御方式に関するものである。
ションとそれに接続される複数のスレーブステーション
から構成されるマルチステージ由）ンシステムの人出力
バツファ制御方式に関するものである。
従来技術
バッファ取得・解放制御は、基本的には、要求されたバ
ッファサイズでバッファ領域上の空エリ・アまたは解放
エリアを検索することである。
ッファサイズでバッファ領域上の空エリ・アまたは解放
エリアを検索することである。
しかし、この検索は反復処理か多いため、バッファ領域
が大きくなると、処理に多くの時間を要する。
が大きくなると、処理に多くの時間を要する。
そこで、従来、バッファを一定のサイズのブＲツクに分
割し、各ブロックが使用されているか否かを示すステー
タス情報を設けることにより、反復処理の軽減を図った
ものがある。
割し、各ブロックが使用されているか否かを示すステー
タス情報を設けることにより、反復処理の軽減を図った
ものがある。
しかしながら、上記の如き、従来の方法では、ブロック
サイズは一定であり、バッファの各ブロックごとの使用
状態を逐次検索する必要があり、かつ、該検索動作が処
理装置の基本命令に対応していないため、反復処理動作
を避けられず、依然としてバッファ制御処理に長時間を
要している。
サイズは一定であり、バッファの各ブロックごとの使用
状態を逐次検索する必要があり、かつ、該検索動作が処
理装置の基本命令に対応していないため、反復処理動作
を避けられず、依然としてバッファ制御処理に長時間を
要している。
発明の目的
本発明の目的は、このような従来の欠点を改善するため
、バッファ制御における反復処理の無駄を省き、高速か
つ効率的に処理することができるバッファ副部方式を提
供することにある。
、バッファ制御における反復処理の無駄を省き、高速か
つ効率的に処理することができるバッファ副部方式を提
供することにある。
上記目的を達成するため、本発明は、要求バッファサイ
ズを最小ユニットサイズで割ることにより、要求ユニツ
）Ｉ＆を算出し、該要求ユニット数に応じて要求チェッ
クディ・ジットパターンをセットシ、該要求チェックデ
ィジットパターンとステータス情報（以下ユニット状態
表示と呼ぶ）とを該ユニット状態表示の先頭アドレスか
ら順に比較し、もしバッファ領域の初めの部分から要求
ユ５ット数のバッファ空＠ｉ域が得られない場合は、該
要求チェックディジットパターンを要求ユニツル数だけ
シフトし、シフトした状態において該ユ三ット状剌袋示
と比較し、要求ユニット数のバッファ領域が得られるま
で該比較、シフト動作を行い、未使用ユニットを要求数
得られた時に、その取得ユニットを前記ユニット状態表
示に使用中と表示するとともに、バッファ取得可とし、
バッファ解放時は取得済ユニットを未使用とすることを
特徴とする。
ズを最小ユニットサイズで割ることにより、要求ユニツ
）Ｉ＆を算出し、該要求ユニット数に応じて要求チェッ
クディ・ジットパターンをセットシ、該要求チェックデ
ィジットパターンとステータス情報（以下ユニット状態
表示と呼ぶ）とを該ユニット状態表示の先頭アドレスか
ら順に比較し、もしバッファ領域の初めの部分から要求
ユ５ット数のバッファ空＠ｉ域が得られない場合は、該
要求チェックディジットパターンを要求ユニツル数だけ
シフトし、シフトした状態において該ユ三ット状剌袋示
と比較し、要求ユニット数のバッファ領域が得られるま
で該比較、シフト動作を行い、未使用ユニットを要求数
得られた時に、その取得ユニットを前記ユニット状態表
示に使用中と表示するとともに、バッファ取得可とし、
バッファ解放時は取得済ユニットを未使用とすることを
特徴とする。
発明の実施例
次に本発明の実施例につき、図面を用いて詳細・に説明
する。
する。
第１図は、本発明の実施例である人出カバッファの説明
図である。バッファ領域１はバッファ先頭アドレス２が
らバッファ終端アドレス３までの領域である。また、バ
ッファ領域１はユニットに分割されており、ユニットの
大きさによって＆ユ°：４１１）２１：５１ 籟：
６ ｔ ａ１１’ ７およびｅ、：８（Ｄ”サイズ名と
番号を持つユニットグループから構成されている。
図である。バッファ領域１はバッファ先頭アドレス２が
らバッファ終端アドレス３までの領域である。また、バ
ッファ領域１はユニットに分割されており、ユニットの
大きさによって＆ユ°：４１１）２１：５１ 籟：
６ ｔ ａ１１’ ７およびｅ、：８（Ｄ”サイズ名と
番号を持つユニットグループから構成されている。
各ユニットのビット幅は、第１図（ロ）、（ホ）に示ず
如く、ａｎ＜′ｂ□〈ｃｎ＜ｄ、ｎ＜ｅｎ であり、
ａｎ は５１２バイト、ｂ は２ Ｎ、 の１０２
４バイト、Ｃは４＆ の２０４８バイト、ｄ はδ＆□
のｎ ｎ
ｎ
４０９６バイト、ｅ は１６ ＆、の８１９２バイ。
如く、ａｎ＜′ｂ□〈ｃｎ＜ｄ、ｎ＜ｅｎ であり、
ａｎ は５１２バイト、ｂ は２ Ｎ、 の１０２
４バイト、Ｃは４＆ の２０４８バイト、ｄ はδ＆□
のｎ ｎ
ｎ
４０９６バイト、ｅ は１６ ＆、の８１９２バイ。
トである。又、各ユニットグループ数は１＜、１０〈〈
〈〈 ≦４８ ＋１＝ｂｎ＝ ２４１１ ＝ ａｎ＝ １２１
１≦・ｄ ”６．１≦０ ≦３ である。
〈〈 ≦４８ ＋１＝ｂｎ＝ ２４１１ ＝ ａｎ＝ １２１
１≦・ｄ ”６．１≦０ ≦３ である。
ｎ
刀。
刀。
最小ユニットａ 対応に１ビツトの使用・未使用表示を
有するユニット状態表示９は先頭アドレス１０から始ま
っている（第１図（ハ））。
有するユニット状態表示９は先頭アドレス１０から始ま
っている（第１図（ハ））。
！Ｖ、テーブル１１にはバッファ使用者、要求ユニット
数および取得バッファアドレスの情報が格納されている
（第１図に））。
数および取得バッファアドレスの情報が格納されている
（第１図に））。
第２図から第５図は、本６発明の実施例の動作を７ｐ−
チャートおよび遷移図によって図示したち〇のである。
チャートおよび遷移図によって図示したち〇のである。
第２図で示すようにバッファＧＥＴの要求が有っり場合
、要求バッファサイズを最小ユニットサイズ５１２バイ
トで割り、余りが出れば商に１を加えて要求ユニット数
を算出する（１０１）。ゲに要求ユニット数をサイズ名
Ｑ （４ユニツト）トする。
、要求バッファサイズを最小ユニットサイズ５１２バイ
トで割り、余りが出れば商に１を加えて要求ユニット数
を算出する（１０１）。ゲに要求ユニット数をサイズ名
Ｑ （４ユニツト）トする。
次に、ユニット状態表示の先頭アドレスおよびテストす
るユニット数のチェックディジット（Ｂ″’ １１１１
００００００ｏｏｏｏｏｏ ’″）およびくり返しカウ
ンタ（ＣＮＴｌ）に３（３ｗｏｒａ）をセットする（１
０２）。次にシフトカウンタ（ＣＮＴ２）に。
るユニット数のチェックディジット（Ｂ″’ １１１１
００００００ｏｏｏｏｏｏ ’″）およびくり返しカウ
ンタ（ＣＮＴｌ）に３（３ｗｏｒａ）をセットする（１
０２）。次にシフトカウンタ（ＣＮＴ２）に。
ヰをセットする（１０３）。次にユニット状態表示とチ
ェックディジットを比較する（１０４）。
ェックディジットを比較する（１０４）。
次に空バッファが有るが否が判定（１０５）ｔ、、有れ
ば１０６へ、無ければ１１０の処理を行う。
ば１０６へ、無ければ１１０の処理を行う。
判定の方法は第４図に示すようにユニット状１１４表示
３０１と要求チェックディジットパターン３０２のＡＮ
Ｄをとり結果が０であれば空バッファ有と判定し、０で
なければ空バッファ無しと判定する。
３０１と要求チェックディジットパターン３０２のＡＮ
Ｄをとり結果が０であれば空バッファ有と判定し、０で
なければ空バッファ無しと判定する。
第４図の場合は０でないため１１０の処理を実行する。
次にチェックディジットをシフトし、ＣＮＴ２を−１す
る（１１０）。次にＣＮＴ２がＯが否かを判定する （
１１１）。ＣＮＴｌＮ０ （３’４−１． ’）となる
ため１０４へ分岐する。次に上記で示したコ０４から１
１０の処理を行う。これを第４図を使って示すと、ユニ
ット状態表示３０丁と、要求チェックディジットパター
ンを４ビツト左ヘシフトしたパターン５０３とをＡＮＤ
Ｌ、結果がＯか否かを判定する。第４図の場合は１旧１
のシフトではＮＧであり２回のシフト３０４でＯＫとな
る。空バッファが有れば第２図の］、ｏ６の処理へ分岐
する。次にユニット状態表示の取得エリアを使用中に変
換する（１０６）。これは第４図で示すようにユニット
状態表示３０１とＯＫの要求チェックディジットパター
ン３０４のＯＲをとし、それを新しいユニット抄態表示
とすることである。
る（１１０）。次にＣＮＴ２がＯが否かを判定する （
１１１）。ＣＮＴｌＮ０ （３’４−１． ’）となる
ため１０４へ分岐する。次に上記で示したコ０４から１
１０の処理を行う。これを第４図を使って示すと、ユニ
ット状態表示３０丁と、要求チェックディジットパター
ンを４ビツト左ヘシフトしたパターン５０３とをＡＮＤ
Ｌ、結果がＯか否かを判定する。第４図の場合は１旧１
のシフトではＮＧであり２回のシフト３０４でＯＫとな
る。空バッファが有れば第２図の］、ｏ６の処理へ分岐
する。次にユニット状態表示の取得エリアを使用中に変
換する（１０６）。これは第４図で示すようにユニット
状態表示３０１とＯＫの要求チェックディジットパター
ン３０４のＯＲをとし、それを新しいユニット抄態表示
とすることである。
次に、取得バッファ先頭アドレスを取得状態表示位置と
ユニット単位を乗じて算出し、（１０７）管理テーブル
に要求ユニット数および取得、バッフ１先頭アドレスを
格納する（１０８）。次に、終了情報にバッファ取得可
をセット （１０９）し、バッファＧＥＴ処理を終了す
る。第２図の１１１に′おいてＣＮＴｌＮ０となった場
合は、くり返しカウンタ（ＣＮＴｌ）を−１（１１２）
Ｌ、ＣＮＴｌＮ０か否かの判定を行う （１１３）。本
実施例ではユニット状態表示は３ワード（４８ビツト）
としているため、ＣＮＴｌＮ０の場合は１０３へ分岐す
る。１０３では再度シフトカウンタ（ＣＮ’Ｔ２）を４
にセットし、１０４以降の処理を実行１する。また、１
１３でＣＮＴ ｌ ＝○と判定されれば、全ユニット状
態表示をテストしても要求サイズの空バッファは無いと
判断し、終了情報にバッファ取得処理をセット（１１４
）し、バッファＧＥＴ処理を終了する。
ユニット単位を乗じて算出し、（１０７）管理テーブル
に要求ユニット数および取得、バッフ１先頭アドレスを
格納する（１０８）。次に、終了情報にバッファ取得可
をセット （１０９）し、バッファＧＥＴ処理を終了す
る。第２図の１１１に′おいてＣＮＴｌＮ０となった場
合は、くり返しカウンタ（ＣＮＴｌ）を−１（１１２）
Ｌ、ＣＮＴｌＮ０か否かの判定を行う （１１３）。本
実施例ではユニット状態表示は３ワード（４８ビツト）
としているため、ＣＮＴｌＮ０の場合は１０３へ分岐す
る。１０３では再度シフトカウンタ（ＣＮ’Ｔ２）を４
にセットし、１０４以降の処理を実行１する。また、１
１３でＣＮＴ ｌ ＝○と判定されれば、全ユニット状
態表示をテストしても要求サイズの空バッファは無いと
判断し、終了情報にバッファ取得処理をセット（１１４
）し、バッファＧＥＴ処理を終了する。
第３図で示すようにバッファＦＲＥＥの要求が有った場
合、管理テーブルから解放するバッファの要求ユニット
数および解放バッファ先頭アドレスを取出す（２０１）
。次に、解放バッファ先頭アドレスからバッファ先頭ア
ドレスを減じてアドレス変位を算出する。また、アドレ
ス変位をユニットサイズで割って解放ユニット状態表示
位置を算出する（２０２）。次に、要求ユニット数から
解放するチェックディジットパターンを作成する（２０
３）。次に、チェックデイジットノぐターンを解放ユニ
ット状態表示位置だけシフトする（２０４） 。
合、管理テーブルから解放するバッファの要求ユニット
数および解放バッファ先頭アドレスを取出す（２０１）
。次に、解放バッファ先頭アドレスからバッファ先頭ア
ドレスを減じてアドレス変位を算出する。また、アドレ
ス変位をユニットサイズで割って解放ユニット状態表示
位置を算出する（２０２）。次に、要求ユニット数から
解放するチェックディジットパターンを作成する（２０
３）。次に、チェックデイジットノぐターンを解放ユニ
ット状態表示位置だけシフトする（２０４） 。
第５図で具体的に示すと、仮にユニット状態表示を４０
１で示すビットパターンとする。要求ユニット数をｂ
（２個）とした時、解放チェックディ〜シットハ３ｔ−
ンハＢ”１１００００００００００００００” トなる
（４０２）。次に、解放ユニット状態表示位置を６とし
た場合、解放チェックデイジットノぐターンを左へ６回
シフトする（４０３）。次に解放チェックディジットパ
ターンの１．０を反転する５（４０４）。
１で示すビットパターンとする。要求ユニット数をｂ
（２個）とした時、解放チェックディ〜シットハ３ｔ−
ンハＢ”１１００００００００００００００” トなる
（４０２）。次に、解放ユニット状態表示位置を６とし
た場合、解放チェックデイジットノぐターンを左へ６回
シフトする（４０３）。次に解放チェックディジットパ
ターンの１．０を反転する５（４０４）。
再び第３図の説明に戻って、ユニット状態表示の解放ユ
ニット表示を使用中の１”′から未使用の°゛Ｏ°”へ
変換する（２０５）。これを第５図で示すとユニット状
態表示４０１と解放チェックディジットパターン４０４
のＡＮＤをとりその結果を新しいユニット状態表示４０
５にする。以上でバッファの解放処理が終了する。
ニット表示を使用中の１”′から未使用の°゛Ｏ°”へ
変換する（２０５）。これを第５図で示すとユニット状
態表示４０１と解放チェックディジットパターン４０４
のＡＮＤをとりその結果を新しいユニット状態表示４０
５にする。以上でバッファの解放処理が終了する。
発明の効果
以上の如く、本発明によれば、バッファ領域のユニット
グループによる分割および最小ユニット毎に、１ビツト
の使用・未使用のユニット状態表示を持たせ、処理時間
のかかるバッファの取得および解放処理を、シフトおよ
び比較といった処理装置の基本命令に対応づけることが
できるので、くり返し動作の多いバッファ処理を効率的
にかつ高速に実行することができる。
グループによる分割および最小ユニット毎に、１ビツト
の使用・未使用のユニット状態表示を持たせ、処理時間
のかかるバッファの取得および解放処理を、シフトおよ
び比較といった処理装置の基本命令に対応づけることが
できるので、くり返し動作の多いバッファ処理を効率的
にかつ高速に実行することができる。
第１図は本発明の一実施例である入出力バッファの構成
を示す図、第２図は本発明のバッファ取）得処理の一実
施例を示すフローチャート、第３図は本発明のバッファ
解放処理の一実施例を示すフローチャート、第４図は本
発明のバッファ取得処理の一実施例に係るユニット状態
表示処理の遷移を示す図、第５図は本発明のバッファ解
放処理の一実施例に係るユニット状態表示処理の遷移を
示す図である。 １：人出力バツファ領域、２：バッファ先頭ｔドレス、
３：バッファ終端アドレス、４：ａタイプのユニット群
、５＝ｂタイプのユニット群、６：Ｃタイプのユニット
群、７：ｄタイプのユニツ）ｎ、８ ：θタイプのユニ
ット群、９：ユニット状態表示、１１：管理テーブル。 特許出願人 株式会社 日立製作所 第２図 第３図 手続補正書（自発） 昭和５７ 年特許願第 １７９８４３ 号発明の名
称 バッフ７ｉ１Ｊｌｌｌ方式補正をする者 ＺノＩｐ藷のｔｉｌｌ係 特許出願人 名 称 ｒ５１０）株式会計 日 立 製
作 折代 理 人 居 所 〒１００東京都千代田区丸の内−丁目５
番１号株式会社日立製作所内 電話”Ｊ！ｆＡ ２］２
−１１１１ （大代表）補正の内容 別紙の通り。 ゛ 以上 明 細 書 １、発明の名称 メモリ制御方式 ２、特許請求の範囲 （１） メモリ上に、少なくとも要求きれた容量のエ
リアを獲保するメモリの制御方式において記憶容量の相
違する複数種のユニットグループに分割されたメモリと
、前記分割された最小のユニットグルーフ対応に、該ユ
ニットグループの記憶エリアが使用されているか否かを
示すフラグ情報を設定する手段を有し、メモリ上にある
容量分のエリアを獲保する要求に従って、要求される容
量を含む最小のあるユニットグループを算出し、この算
出結果によって一意的に求められるディジットパターン
を所定単位ずつシフトしな７５：ら前記フラグ情報と比
較し、この比較給米によって未使用中のあるユニットグ
ループを氷めることを％徽とするメモリ制御方式。 （２、特許請求の範囲第１項において、メモリ上に記憶
エリアを獲保した要求先毎に、獲保されたユニットグル
ープ及びその先頭アドレスに関する情報を登鈴するテー
ブルを有することを特徴とするメモリ制御方式。 ３、発明の詳細な説明 〔発明の利用分野〕 本発明はメモリ制御方式に係り、特に各々入出力用デバ
イスを有するマスタステーションとそれに接続されるス
レーブステージ日ンから構成サレるマルチステーション
システムにおいて入出力データを一時的に記憶するため
のメモリエリアの獲保及び解放のバッファ制御方式に関
する。 〔発明の背景〕 この種の／ステムにおいては、各ステーシミンニマイク
ロプロセッサの如き処理装置が備えられ、入力デバイス
から入力されるデータを処理したり、処理装置で処理さ
れたデータを出力デバイスに出力したりしている。この
入出力動作に伴うデータはバッファメモリと称されるメ
モリに一担記憶され、処、理或いは出力されるのが一般
的である。最近では、このバッファメモリを単独に設け
るというよりも各ステーションが具備するＲＡＭ （
Ｒａｍｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ ） ノ一
部分にバッファエリアを獲保し、上記動作に供している
。 この場合、入出力動作に伴って、入出力デバイス又は処
理装置からの要求によって、メモリ上に要求されたサイ
ズのバッファエリアを獲保したり、又は獲保されたある
サイズのバッファエリアを解放すると言った様なメモリ
の制御が必要とされる。バッファエリアの獲保は例えば
入力デバイスから入力されるデータを処理装置で処理す
るため、このデータを一担バッファエリアに記憶してお
く際に行なわれる。この場合メモリは、その先頭アドレ
スがら空エリアがあるか否か順次サーチされ、しかる後
、要求された分のパン７アエリアーｌＪ：メモリ上に獲
保される。 一方、バッファエリアの解放は、既に獲保されたあるサ
イズのバッファエリアがある入出力デバイスで不要とな
った場合、そのエリアを他のデバイスに供する様に行な
われる。 この様なメモリの制御、と多わけバッファエリアの獲保
のための制御は、メモリの先頭アドレスから順次空エリ
アをサーチしていかなければならず、またたとえ空エリ
アカニあったとしても要求されたサイズ分のエリアが空
いているか否かのチェックを逐次性なわなければならな
いため、多くの時間を要することになる。 そこで、この種の欠点を解決するために、メモリを一定
のブロックサイズに分割し、バッファの獲保要求がある
毎に、空ブロックをその要求に割り当てる制御方式が知
られている。しかし、一般に、このブロックのサイズは
、要求されるであろうバッファサイズの最大容量を予め
考慮して固定的に設定しである。従って、小容量のバッ
ファエリアの獲保要求に対しても、最大容量分のブロッ
クが獲保されるため、メモリの使用効率の低下をまねく
ことになる。 〔発明の目的〕 本発明の目的はメモリ、の使用効率を低下させることな
く、要求されるサイズ分のエリアを比較的高速にメモリ
上に獲保することができるメモリ制御方式を提供するこ
とにある。 〔発明の概要〕 従って、本発明は、マスタステーションに設けられたメ
モリ上に、入出力デバイスからの要求に対処するために
、人出カバン７アエリアが設定される。このバッファエ
リアはサイズの異なる複数のユニットグループに分割さ
れ、かつ最小単位となるユニット毎に該ユニットカニ使
用中であるか否かを示すフラグ７５：設定される。 ある入出力テバイスからバッファエリアの使用要求カニ
あると、要求きれるバッファのサイズ（容量）を最小ユ
ニットのサイズで割って必要とされるユニットの数を算
出すると共に、このユニット数に応じて一意的に定まる
ディジットパターンを生成する。このディジットパター
ンと上記ユニット対応に設けられたフラグの示す情報と
を比較し、両者カニ一致すれば、未使用のユニットカニ
あるとみなして、そのフラグの対応するユニットの集合
として要求されるエリアカニ獲保される。一方、比較の
結果一致しなければディシンドパターンをあるユニット
グループブに対応する分だけシフトして生成された新ら
たなディシンドパターンと前記フラグ情報を比較する。 この様な動作を繰り返すことによって上記の如く一致す
れば未使用のユニットグループ７５：あると検出し、そ
れらを要求されるバッファエリアとして獲保する。この
様にして比較の結果一致するもの７５：なければ、各ユ
ニットはすべて使用中であり、必要とするバッファエリ
アは獲保されない。 一方、獲保されたユニット即ちあるサイズのバッファエ
リアを解放する場合には、解放すべきユニット数から前
述と同様にしてディジットパターンを生成して、解放エ
リアを示すアドレス以降でこのディシンドパターンをシ
フトすることにより、そのパターンに対応するフラグを
未使用に書き替える。これによっであるユニットを解放
し、以後の使用に備えられる。 〔発明の実施例〕 本発明の一実施例はマルチステーション７ステムに適用
される。 コノマルチステーションシステムは、概略マスタステー
ションとこれにンリアルインタフェースヲ介して接続さ
れる複数のスレーブステーションから構成される。 よく知られている様にマスタステーションにハ、アドレ
スを伝送するアドレスラインデータを伝送するデータラ
イン、及び種々の制御信号を伝送する制御ラインが設け
られ、これらのラインには、演算処理ユニットメモリ、
入出力コントｏ−５Ｅｔヒシリアルインタフエースコン
トローラ等が接続される。ここで、演算処理ユニットは
具体的にはマイクロプロセッサとしての構成をとり、マ
スタステージ目ンにおける種々のデータ処理を行なう。 メモリは、データ、プログラム、制御データ等々を格納
するものであり、その詳細については後述される。入出
力コントローラには、公知の表示装置、千−ボード磁気
記憶装置、プリンタ等の入出力デバイスが接＠される。 スレーブステーションモ、上記シタマスタステー７ヨン
の構成とほぼ同様である。ｂｕち、アドレスライン、デ
ータライン、制御ラインに、演算処理ユニット、メモリ
、複数の入出力デノくイスを制御する入出力コントロー
ラを有する。 本ｆ１１の場合、スレーブステーションの入出力デバイ
スカラ、マスターステーシコンに対して列理要求が発せ
られる。 さて、第１図を参照して、マスタステー１５ンのメモリ
の記憶構成の概略について説明するこのメモリは、プロ
グラムエリア、ノくンファコントロールエリア、入出力
（■１０）ノくソファエリア及びその他のエリアから構
成される。ここで、プログラムエリアには、マルチステ
ーノヨンにおける各ユニット及びそこの各入出力デノ（
イス等を制御するだめのプログラム７ｂ：格納される。 バッファコントロールエリア及ヒアドレス２か１−）３
４でのＩ１０ノ（ソ、ファエリア１が、本実施例によっ
て有意義とされる。 バッファコントロールエリアはＩ１０バッファエリアの
獲保又は解放のための処理に必要とされる制御情報が格
納される。 即ち、このエリアは、後述するカウンタエリア、管理テ
ーブル１１及びユニット状態表示エリア９から構成され
る。カウンタエリアは、後述するバッファエリアの獲保
、解放処理において使用されるプログラマブルなカウン
タ値即ちＣＮＴ１、ＣＮＴ２を記憶する。第１図に）に
示すように管理テーブル１１は使用者即ち１１０デバイ
スアドレス、要求ユニットの数、及び獲保されたバッフ
ァエリアの先頭アドレスを格納するエリアから成る。即
ち、各Ｉ１０デバイスは夫々異ったアドレス７５：付さ
れておりこれらのｌ／’０デバイスからバッファエリア
１に対して、あるサイズのバッファエリアの獲保要求か
あると、そのＩ１０デバイスアドレスがテーブル１１に
登０される。後述する様に要求されたバッファエリアの
サイズはユニットの数に変換はｎ、当該１１０デバイス
のために獲゛保されたユニットの数カニチーフル１に登
録される。またこのＩ１０デノくイスのために獲保され
たノ（ソファエリアの先頭アドレスが登録される。 ユニット状態表示９はアドレス１Ｕから設定サレバノフ
ァエリア１のユニット対対に、そのユニットが獲保埒れ
ているか否か、換言すれば使用中か否かを示すフラグを
記憶する。 バッファエリア１は）くノファエリアＷ保９求の対象と
なるもので、複数の１１０デノくイスｉ−らの要求に答
えられる程度の容量カニ予め設定される。このバッファ
エリア１は、複数のユニットに分割される。しかも、そ
の分割のサイズは夫夫異なり、本￥施例の場合４二（ｌ
□、５二５．６ ； ＯＡ 、 ７ ： ｄｌ、 ８
： −の ５ 種失自のグル − ブ力１ら成り、夫
々のユニットのビット幅は…）に示すように異なる。即
ち、最も小ざいユニットは−でありそのピント幅は５１
２ノ（イトである。この最小のユニット一対応にユニッ
トの使用状態を示すユニット状態表示９が設定される。 更に、ユニットへの２倍、Ｉｌｌ］チ１０２４ Ａｌ１
） （Ｄ−１−＝ ツに一’、同じ＜４倍即ち２０４
８バイトのユ、＝−７） ｃ＾８倍即ち４０９６バイト
のユニットラ、１６倍即ち８１９２バイトのユニット−
カニ設定される。また、ａ−＜の各グループの各々のユ
ニノ）数は例えば１≦−≦４８．１≦存≦２４．１≦Ｏ
Ａ≦１２、１：、−匂≦６．１≦シー≦３ の如く設定
でれる。尚、ここでｋは１〜４日、ｔけ１〜２４、Ａは
１〜１２Ｌは１〜６．７ｙＬは１〜乙の任意の自然数で
ある。 この様に、バッファエリア１をサイズの異なる幾つかの
ユニットグループに分割した意義は要求されたバッファ
サイズを含む最小の容量分のユニットグループを割り当
て、これによってバッファエリア１２２の使用効率を改
善することにある。 次に、第２図に示した処理７ｇ−を参照してバッファエ
リアの獲保の処理動作について説明する。 ある入出力デバイスからマスタステー１５ンの演算処理
ユニットに対して種々のデータ処理要求が発せられる。 この様な場合、データ転送を伴う場合カニはとんどであ
り、上記要求に併せてバッファエリア１の獲保要求が送
られる。更に、要求の発せられた入出力デバイスのアド
レス及び獲保されるべきバッファエリアのサイズも同様
にして送られる。 本実施例においては、要求されたバッファエリアのサイ
ズは第１図に示したある種のユニットグループに対応し
てユニットの数に変換され１つ以上のユニットをバッフ
ァエリア１に獲保することによって要求きれた分のバッ
ファエリア妙：獲保される。 まず、要求きれたバッファエリアのサイズは演算処理ユ
ニットに送られ、このバッファサイズが最小のユニット
サイズ即ち５１２バイトで割られ、要求ユニット数妙：
算出される（ステップ１０１）。この場合、余りカニ出
れば、算出きれた商に°゛１°゛が加えられて要求ユニ
ット数とされる。 例えば、要求でれたバッファサイズカニ２０００バイト
であるとすると、要求ユニット数は４ユニツトとなり、
この場合、第１図に示したユニットグループｃＡカニそ
の後有意義とされる。また他の例として例えば要求され
たバッファサイズ７）：３０００バイトであるとすると
、同様な演算の結果、要求ユニット数はるユニットとな
る７５：、この場合にはユニット数８７５：最小単位で
あるユニットクルー−ｆｔｉ、７５：その後有意義とさ
れる。 いずれにしても要求ユニットを含む最小サイズのユニッ
トグループが選択されることになる。 例えば、前述した様に、要求ユニント数カニ４ユニット
でユニットグループｃ４７５：検索の対象とされると、
次にユニット状態表示９の先頭アドレス１０よりユニッ
ト状態表示のビットパターン、及び要求ユニット数に対
応して生成されたディジットパターン即ち１１１１００
００００００００００“７５：設定される。併せて、繰
り返しカウンタＣＮＴ１に初期値カニセットされる。こ
の繰り返しの数とは、後述するディジ２ドパターンとユ
ニット状態表示パターンの比較において、ユニット状態
表示パターンのすべてに対して同時に比較することを避
け、何回かに分けて行なうための数である。本例の場合
、デイジットノ＜ターンば１６ビノトであり、また、ユ
ニットの最大個数は、ユニットｃＬおの４８個と仮定し
たので、ユニット状態ＩＤパターンは４８ビレトという
ことになる。従って、両者のパターンの比較は、１６ビ
ツトずつ６回に分けて行なう必要７５：あるためまず、
このカウンタＣＮＴ１ に°゛３“が初期値としてセン
トされる（ステップ１０２）。 次に、／フトカウンタＣＮＴ２ に要求ユニット数、即
ち本例の場合“４“が初期値としてセントされる（ステ
ップ１０３）。 次にユニット状態表示パターンとディジットパターンと
が比較される（ステップ１０４）。次に、バッファエリ
ア１に未使用ユニットグループがあるか否かが判定され
（ステップ１０５）、その結果、未使用のものがあれば
ステップ１０゜へ、無ければ、ステップ１１０の処理が
行なわれる。 この動作について、第４図に示した状態遷移図により等
測的に説明すネ。即ち第４図に示しだ様なユニット状態
表示パターン３０１と要求ユニット数に対応するディジ
ットパターン３０２との比較は、両者の論理的ＡＮＤ条
件妙：とられ、その結果ｉ： ” Ｏ“であれば未使用
のバッファエリア即ちユニットグループｔ−Ａ７５：あ
りと判定され、“１“ならばそのバッファエリアは使用
中であると判定される。 第６図に示した例の場合、両パターンのＡＮＤの結果は
すべて０“とならないため、当該ユニット状態表示パタ
ーンに対応したユニットグループは使用中であると判定
され、ステップ１１０に処理が移る。そしてテイジソト
パターン力：４ビット分右ヘシフトされ、かつカウンタ
ＣＮＴ ２カニマイナス゛’１”ｊれる（ステップ１１
０）。次にＣＮＴ２の内容カニ゛０“か否かが判定され
る（ステップ１１１）。本例の場合ＣＮＴ２の内容は当
初“４“でアリ、ステップ１１０でマイナス“°１′さ
れたので６“となっており、その結果、ステップ１０４
へ処理が移る。ステップ１０４から以降の処理は前述と
同様である。 きて、この処理動作について、再び第４図を参照して説
明するにディジットパターン３０２を右へ４ビット分／
フトして得られた新らたなディジットパターン３０３と
、前記ユニット状態表示パターン５０１との論理的ＡＮ
Ｄ条件がとられ。 る。その結果、“Ｏ“か否か７５：判定される。本例の
場合、１回目のシフトでは依然としてＡＪＩＤの結果は
、すべてＯ“にならない。そして更にこのディジットパ
ターン３０３を４ビツト右にシフトして得られた新らた
なディジットパターン３０４と上記ユニット状態表示パ
ターン３０１とのＡＮＤの結果、すべてカニ“０“とな
る。 この段階で、ステップ１０５において、未使用ユニット
グループＧＡがあると判定され、ステップ１０６ニ処理
が移る。そして、ディジ２ドパターン５０４に対応する
位置のユニットグループＱａが獲保される。即ち、第４
図のユニット状態表示パターン３０１とディジットパタ
ーン５０４との論理的ＯＲ，ｚ＝とられ１、その結果が
新らたなユニット状態表示パターンとして、ユニット状
態表示部９に書き込まれる。 そして、次に獲保されたユニット状態表示の先頭の位置
とユニットグループｃＡのバイト数即ち２０４８バイト
を乗じて獲保されたバッファエリアの先頭アドレスカニ
算出される（ステップ１０７）。そして、管理テーブル
１１に、バッファエリア獲保の要求のあったＩ１０テバ
イスのアドレスに対応して、要求ユニット数及び獲保さ
れたバッファエリアの先頭アドレスを記憶する（ステッ
プ１０８）。 次に、要求のあったＩ１０デバイスにバッファエリア獲
保可を知らせ（ステップ１ｏ９）、バッフ７エリア獲保
処理を終了する。 一方、ステップ１０５において、未使用のユニットグル
ープの有無の判定で無しと判定されカウンタＣＮＴ ２
の値カニ順次更新され、つぃにＣＮ’ｌ’２の値カニ“
０“となった場合（ステップ１１１）には、繰り返しカ
ウンタＣＮ’Ｉ’１の値７３：マイナス“１“され（ス
テップ１１２）、次ニｃＮＴ１ノ値カニ“０“であるか
否かカニ判定される（ステップ１１５）。その結果、°
“０“であればステップ１１４へ、“０“でなければス
テップ１０３へ移る。本実施例の場合、ユニットの最大
数はユニットグループ−の４８個であり、シめ・もユニ
ット状態表示パターンは１ワ一ド分１６ビツトのパター
ンとしているので、全てのユニット状態表示に対して比
較するにはその動作は３回分必要となる。そこで、本例
においては、ＣＮＴ１の値は当初“３“と設定されてお
り、ステップ１１２において、この値がマイナス゛１２
されても、その値は依然として２“であるので、ステッ
プ１０３に処理カニ移る。そして、シフトカウンタＣＮ
Ｔ ２が再度初期設定即ち４“カニセットされ、ステッ
プ１０４の処理に移る。ステップ１０４以降の処理は前
述した動作と同様である。そして再度ステップ１１２で
繰り返しカウンタＣＮＴ１の値は更新されて、今度は“
１″となる。従ってステップ１１３の判定では、ＣＮＴ
１は“０゛ではないので、再びステップ１０３に移り、
前述と同様の動作が行なわれる。 そして、ついにステップ１１３において、ＣＮ’ｌ”１
の値が°゛Ｑ“であると判定されれば全てのユニット状
態表示パターンをチェックしても要求された分の未使用
のバッファエリア即本例の場合ユ＝ ＞ ） ／ ルー
７” Ａ ７５：無いと判断され、要求ノアっりＩ１
０デバイスにバッファエリア獲得不可能を知らせ（ステ
ップ１１４）、バッファエリア獲保処理を終了する。 次に、第３図に示した処理２０−を参照してバッファエ
リアの解放動作について説明する。 この動作は、バッファエリア１内に既に獲保されたある
単位のユニットグループに記憶されたデータがある出力
デバイスに出力し終ったりして、もはやこのユニットグ
ループカニこのデバイスに対して不要となった場合に、
このエリアを他のデバイスの使用に供するため、処理済
みの入出力デバイスから発せられるバッファ解放要求に
基いて行なわれる。ある入出力デバイスからバッファ解
放要求が発せられると、この要求及び入出力デバイスの
アドレスは演算処理ユニットに送られる。 演算処理ユニットではこのノくソファ解放要求を検知す
ると、第１図に示した管理テーブル１１・より、当該入
出力デノくイスのアドレスに対応して登録されているコ
ーニノト数及びそのユニットの先頭アドレス例えばハが
取り出される（ステツ７°２０１）。 次Ｋ、解放すべきノくソファエリアの先頭アドレスＡム
カラバンファエリア１の先頭アドレス２を減じてアドレ
スの変位量が算出される。セしてこのアドレス変位量を
最小ユニットサイズ即ち５１２バイトで割って解放すべ
きユニットのユニット状態表示の位置が算出される（ス
テップ２０２）。 次にテーブル１１内の要求ユニット数から解放スべきデ
イジットノ（ターンを作成する（ステツ ブ ２０３
）。 次に、このデイジットノくターンは解放ユニット状態表
示の位置だけシフトサれる（ステップ。 ２０４ ）。 この状況について第５図に示した状態遷移図により等制
約に説明する。例えばここでユニット状態表示を４０１
で示すパターンとする。さらに解放すべきユニット数を
ユニットグループＬｌ即ち２ユニツトとすると、解放デ
ィジットパターンは４０２に示す様に“１１０００００
０００００００００“となる。次に、前述したステップ
２０２により解放ユニット状態表示の位置が例えば“６
“と求められたとすると、この解放ディジットパターン
は４０３に示す如く右へ６回シフトされる。そして４０
４の如く、この解放ティジットパターンの“１“、“０
“が反転される。 さて再び第３・図を参照するに、ステップ２０５におい
て、ユニット状態表示を解放すべきユニットに対応して
使用中の１“から未使用の“°０“へ書き換える。これ
について第５図を参照すれは、ユニット状態表示のパタ
ーン４０１と解放ディジットパターン４０４の論理的Ａ
ＮＤ条件がとられ、その結果の新らたなパターンが書き
換え後の新しいユニット状態表示４０５となる。この様
にしてバッファエリア１内のあるエリアが解放される。 この様に、本実施例は、バッファエリアを大キサの異な
る複数種のユニットグループに分割し、最小のユニット
毎に当該ユニットカニ使用されているか否かを示すユニ
ット状態表示フラグを備え、入出力デバイスからのバッ
ファ獲保要求があった場合、要求されたノ（ソファエリ
アのサイズをユニット数に変換し、この変換されたユニ
ットを含む最小のユニットグループを割り当てる様にし
たので、バッファエリアの使用効率を極力低下させるこ
とカニない様にされ得る。 また、バッフ７エリアの獲保及び解放の処理はビットパ
ターンのシフト、比較といった演算処理ユニｙ）におけ
る基本的な処理で容易に行なえ、くり返し動作の多いバ
ッファ処理を効率的かつ高速に実行することができる。 〔発明の効果〕 本発明によれば、要求ｇれたバッファエリアのサイズを
最小ユニットサイズで割って、ユニットの数に変換し、
その結果得られたユニｙｌ−を含む最小のユニットグル
ープを割り当てる様にしたので、バッファエリアの使用
効率を比較的低下させないで済む。まだ、バッファエリ
アの獲保、解放の処理は、シフト処理、比較処理等々の
簡単な処理で容易に行なえるので、くり返し動作の多い
バッファ処理を高速に実行できる。 ４、図面の簡単な説明 第１図は本発明の一実施例による入出力バッ７アの構成
を示す図、第２図は本発明のバッファ取得処理の一実施
例を示すフローチャート、第３図は本発明のバッファ解
放処理の一実施例を示すフローチャート、第４図は本発
明のバッファ取得処理の一実施例に係るユニット状態表
示処理の遷移を示す図、第５図は本発明のバッファ解放
処理の一実施例に係るユニット状態表示処理の遷移を示
す図である。 １・・人出力バツファ領域 ２・バンファ先頭アドレス ろ・・バッファ終端アドレス ４・αタイプのユニット群 ５ ｂタイプのユニット群 ６６タイプのユニット群 ７・・ｄタイプのユニット群 ８・Ｌタイプのユニット群 ９・・ユニット状態表示 １１・・管理テーブル
を示す図、第２図は本発明のバッファ取）得処理の一実
施例を示すフローチャート、第３図は本発明のバッファ
解放処理の一実施例を示すフローチャート、第４図は本
発明のバッファ取得処理の一実施例に係るユニット状態
表示処理の遷移を示す図、第５図は本発明のバッファ解
放処理の一実施例に係るユニット状態表示処理の遷移を
示す図である。 １：人出力バツファ領域、２：バッファ先頭ｔドレス、
３：バッファ終端アドレス、４：ａタイプのユニット群
、５＝ｂタイプのユニット群、６：Ｃタイプのユニット
群、７：ｄタイプのユニツ）ｎ、８ ：θタイプのユニ
ット群、９：ユニット状態表示、１１：管理テーブル。 特許出願人 株式会社 日立製作所 第２図 第３図 手続補正書（自発） 昭和５７ 年特許願第 １７９８４３ 号発明の名
称 バッフ７ｉ１Ｊｌｌｌ方式補正をする者 ＺノＩｐ藷のｔｉｌｌ係 特許出願人 名 称 ｒ５１０）株式会計 日 立 製
作 折代 理 人 居 所 〒１００東京都千代田区丸の内−丁目５
番１号株式会社日立製作所内 電話”Ｊ！ｆＡ ２］２
−１１１１ （大代表）補正の内容 別紙の通り。 ゛ 以上 明 細 書 １、発明の名称 メモリ制御方式 ２、特許請求の範囲 （１） メモリ上に、少なくとも要求きれた容量のエ
リアを獲保するメモリの制御方式において記憶容量の相
違する複数種のユニットグループに分割されたメモリと
、前記分割された最小のユニットグルーフ対応に、該ユ
ニットグループの記憶エリアが使用されているか否かを
示すフラグ情報を設定する手段を有し、メモリ上にある
容量分のエリアを獲保する要求に従って、要求される容
量を含む最小のあるユニットグループを算出し、この算
出結果によって一意的に求められるディジットパターン
を所定単位ずつシフトしな７５：ら前記フラグ情報と比
較し、この比較給米によって未使用中のあるユニットグ
ループを氷めることを％徽とするメモリ制御方式。 （２、特許請求の範囲第１項において、メモリ上に記憶
エリアを獲保した要求先毎に、獲保されたユニットグル
ープ及びその先頭アドレスに関する情報を登鈴するテー
ブルを有することを特徴とするメモリ制御方式。 ３、発明の詳細な説明 〔発明の利用分野〕 本発明はメモリ制御方式に係り、特に各々入出力用デバ
イスを有するマスタステーションとそれに接続されるス
レーブステージ日ンから構成サレるマルチステーション
システムにおいて入出力データを一時的に記憶するため
のメモリエリアの獲保及び解放のバッファ制御方式に関
する。 〔発明の背景〕 この種の／ステムにおいては、各ステーシミンニマイク
ロプロセッサの如き処理装置が備えられ、入力デバイス
から入力されるデータを処理したり、処理装置で処理さ
れたデータを出力デバイスに出力したりしている。この
入出力動作に伴うデータはバッファメモリと称されるメ
モリに一担記憶され、処、理或いは出力されるのが一般
的である。最近では、このバッファメモリを単独に設け
るというよりも各ステーションが具備するＲＡＭ （
Ｒａｍｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙ ） ノ一
部分にバッファエリアを獲保し、上記動作に供している
。 この場合、入出力動作に伴って、入出力デバイス又は処
理装置からの要求によって、メモリ上に要求されたサイ
ズのバッファエリアを獲保したり、又は獲保されたある
サイズのバッファエリアを解放すると言った様なメモリ
の制御が必要とされる。バッファエリアの獲保は例えば
入力デバイスから入力されるデータを処理装置で処理す
るため、このデータを一担バッファエリアに記憶してお
く際に行なわれる。この場合メモリは、その先頭アドレ
スがら空エリアがあるか否か順次サーチされ、しかる後
、要求された分のパン７アエリアーｌＪ：メモリ上に獲
保される。 一方、バッファエリアの解放は、既に獲保されたあるサ
イズのバッファエリアがある入出力デバイスで不要とな
った場合、そのエリアを他のデバイスに供する様に行な
われる。 この様なメモリの制御、と多わけバッファエリアの獲保
のための制御は、メモリの先頭アドレスから順次空エリ
アをサーチしていかなければならず、またたとえ空エリ
アカニあったとしても要求されたサイズ分のエリアが空
いているか否かのチェックを逐次性なわなければならな
いため、多くの時間を要することになる。 そこで、この種の欠点を解決するために、メモリを一定
のブロックサイズに分割し、バッファの獲保要求がある
毎に、空ブロックをその要求に割り当てる制御方式が知
られている。しかし、一般に、このブロックのサイズは
、要求されるであろうバッファサイズの最大容量を予め
考慮して固定的に設定しである。従って、小容量のバッ
ファエリアの獲保要求に対しても、最大容量分のブロッ
クが獲保されるため、メモリの使用効率の低下をまねく
ことになる。 〔発明の目的〕 本発明の目的はメモリ、の使用効率を低下させることな
く、要求されるサイズ分のエリアを比較的高速にメモリ
上に獲保することができるメモリ制御方式を提供するこ
とにある。 〔発明の概要〕 従って、本発明は、マスタステーションに設けられたメ
モリ上に、入出力デバイスからの要求に対処するために
、人出カバン７アエリアが設定される。このバッファエ
リアはサイズの異なる複数のユニットグループに分割さ
れ、かつ最小単位となるユニット毎に該ユニットカニ使
用中であるか否かを示すフラグ７５：設定される。 ある入出力テバイスからバッファエリアの使用要求カニ
あると、要求きれるバッファのサイズ（容量）を最小ユ
ニットのサイズで割って必要とされるユニットの数を算
出すると共に、このユニット数に応じて一意的に定まる
ディジットパターンを生成する。このディジットパター
ンと上記ユニット対応に設けられたフラグの示す情報と
を比較し、両者カニ一致すれば、未使用のユニットカニ
あるとみなして、そのフラグの対応するユニットの集合
として要求されるエリアカニ獲保される。一方、比較の
結果一致しなければディシンドパターンをあるユニット
グループブに対応する分だけシフトして生成された新ら
たなディシンドパターンと前記フラグ情報を比較する。 この様な動作を繰り返すことによって上記の如く一致す
れば未使用のユニットグループ７５：あると検出し、そ
れらを要求されるバッファエリアとして獲保する。この
様にして比較の結果一致するもの７５：なければ、各ユ
ニットはすべて使用中であり、必要とするバッファエリ
アは獲保されない。 一方、獲保されたユニット即ちあるサイズのバッファエ
リアを解放する場合には、解放すべきユニット数から前
述と同様にしてディジットパターンを生成して、解放エ
リアを示すアドレス以降でこのディシンドパターンをシ
フトすることにより、そのパターンに対応するフラグを
未使用に書き替える。これによっであるユニットを解放
し、以後の使用に備えられる。 〔発明の実施例〕 本発明の一実施例はマルチステーション７ステムに適用
される。 コノマルチステーションシステムは、概略マスタステー
ションとこれにンリアルインタフェースヲ介して接続さ
れる複数のスレーブステーションから構成される。 よく知られている様にマスタステーションにハ、アドレ
スを伝送するアドレスラインデータを伝送するデータラ
イン、及び種々の制御信号を伝送する制御ラインが設け
られ、これらのラインには、演算処理ユニットメモリ、
入出力コントｏ−５Ｅｔヒシリアルインタフエースコン
トローラ等が接続される。ここで、演算処理ユニットは
具体的にはマイクロプロセッサとしての構成をとり、マ
スタステージ目ンにおける種々のデータ処理を行なう。 メモリは、データ、プログラム、制御データ等々を格納
するものであり、その詳細については後述される。入出
力コントローラには、公知の表示装置、千−ボード磁気
記憶装置、プリンタ等の入出力デバイスが接＠される。 スレーブステーションモ、上記シタマスタステー７ヨン
の構成とほぼ同様である。ｂｕち、アドレスライン、デ
ータライン、制御ラインに、演算処理ユニット、メモリ
、複数の入出力デノくイスを制御する入出力コントロー
ラを有する。 本ｆ１１の場合、スレーブステーションの入出力デバイ
スカラ、マスターステーシコンに対して列理要求が発せ
られる。 さて、第１図を参照して、マスタステー１５ンのメモリ
の記憶構成の概略について説明するこのメモリは、プロ
グラムエリア、ノくンファコントロールエリア、入出力
（■１０）ノくソファエリア及びその他のエリアから構
成される。ここで、プログラムエリアには、マルチステ
ーノヨンにおける各ユニット及びそこの各入出力デノ（
イス等を制御するだめのプログラム７ｂ：格納される。 バッファコントロールエリア及ヒアドレス２か１−）３
４でのＩ１０ノ（ソ、ファエリア１が、本実施例によっ
て有意義とされる。 バッファコントロールエリアはＩ１０バッファエリアの
獲保又は解放のための処理に必要とされる制御情報が格
納される。 即ち、このエリアは、後述するカウンタエリア、管理テ
ーブル１１及びユニット状態表示エリア９から構成され
る。カウンタエリアは、後述するバッファエリアの獲保
、解放処理において使用されるプログラマブルなカウン
タ値即ちＣＮＴ１、ＣＮＴ２を記憶する。第１図に）に
示すように管理テーブル１１は使用者即ち１１０デバイ
スアドレス、要求ユニットの数、及び獲保されたバッフ
ァエリアの先頭アドレスを格納するエリアから成る。即
ち、各Ｉ１０デバイスは夫々異ったアドレス７５：付さ
れておりこれらのｌ／’０デバイスからバッファエリア
１に対して、あるサイズのバッファエリアの獲保要求か
あると、そのＩ１０デバイスアドレスがテーブル１１に
登０される。後述する様に要求されたバッファエリアの
サイズはユニットの数に変換はｎ、当該１１０デバイス
のために獲゛保されたユニットの数カニチーフル１に登
録される。またこのＩ１０デノくイスのために獲保され
たノ（ソファエリアの先頭アドレスが登録される。 ユニット状態表示９はアドレス１Ｕから設定サレバノフ
ァエリア１のユニット対対に、そのユニットが獲保埒れ
ているか否か、換言すれば使用中か否かを示すフラグを
記憶する。 バッファエリア１は）くノファエリアＷ保９求の対象と
なるもので、複数の１１０デノくイスｉ−らの要求に答
えられる程度の容量カニ予め設定される。このバッファ
エリア１は、複数のユニットに分割される。しかも、そ
の分割のサイズは夫夫異なり、本￥施例の場合４二（ｌ
□、５二５．６ ； ＯＡ 、 ７ ： ｄｌ、 ８
： −の ５ 種失自のグル − ブ力１ら成り、夫
々のユニットのビット幅は…）に示すように異なる。即
ち、最も小ざいユニットは−でありそのピント幅は５１
２ノ（イトである。この最小のユニット一対応にユニッ
トの使用状態を示すユニット状態表示９が設定される。 更に、ユニットへの２倍、Ｉｌｌ］チ１０２４ Ａｌ１
） （Ｄ−１−＝ ツに一’、同じ＜４倍即ち２０４
８バイトのユ、＝−７） ｃ＾８倍即ち４０９６バイト
のユニットラ、１６倍即ち８１９２バイトのユニット−
カニ設定される。また、ａ−＜の各グループの各々のユ
ニノ）数は例えば１≦−≦４８．１≦存≦２４．１≦Ｏ
Ａ≦１２、１：、−匂≦６．１≦シー≦３ の如く設定
でれる。尚、ここでｋは１〜４日、ｔけ１〜２４、Ａは
１〜１２Ｌは１〜６．７ｙＬは１〜乙の任意の自然数で
ある。 この様に、バッファエリア１をサイズの異なる幾つかの
ユニットグループに分割した意義は要求されたバッファ
サイズを含む最小の容量分のユニットグループを割り当
て、これによってバッファエリア１２２の使用効率を改
善することにある。 次に、第２図に示した処理７ｇ−を参照してバッファエ
リアの獲保の処理動作について説明する。 ある入出力デバイスからマスタステー１５ンの演算処理
ユニットに対して種々のデータ処理要求が発せられる。 この様な場合、データ転送を伴う場合カニはとんどであ
り、上記要求に併せてバッファエリア１の獲保要求が送
られる。更に、要求の発せられた入出力デバイスのアド
レス及び獲保されるべきバッファエリアのサイズも同様
にして送られる。 本実施例においては、要求されたバッファエリアのサイ
ズは第１図に示したある種のユニットグループに対応し
てユニットの数に変換され１つ以上のユニットをバッフ
ァエリア１に獲保することによって要求きれた分のバッ
ファエリア妙：獲保される。 まず、要求きれたバッファエリアのサイズは演算処理ユ
ニットに送られ、このバッファサイズが最小のユニット
サイズ即ち５１２バイトで割られ、要求ユニット数妙：
算出される（ステップ１０１）。この場合、余りカニ出
れば、算出きれた商に°゛１°゛が加えられて要求ユニ
ット数とされる。 例えば、要求でれたバッファサイズカニ２０００バイト
であるとすると、要求ユニット数は４ユニツトとなり、
この場合、第１図に示したユニットグループｃＡカニそ
の後有意義とされる。また他の例として例えば要求され
たバッファサイズ７）：３０００バイトであるとすると
、同様な演算の結果、要求ユニット数はるユニットとな
る７５：、この場合にはユニット数８７５：最小単位で
あるユニットクルー−ｆｔｉ、７５：その後有意義とさ
れる。 いずれにしても要求ユニットを含む最小サイズのユニッ
トグループが選択されることになる。 例えば、前述した様に、要求ユニント数カニ４ユニット
でユニットグループｃ４７５：検索の対象とされると、
次にユニット状態表示９の先頭アドレス１０よりユニッ
ト状態表示のビットパターン、及び要求ユニット数に対
応して生成されたディジットパターン即ち１１１１００
００００００００００“７５：設定される。併せて、繰
り返しカウンタＣＮＴ１に初期値カニセットされる。こ
の繰り返しの数とは、後述するディジ２ドパターンとユ
ニット状態表示パターンの比較において、ユニット状態
表示パターンのすべてに対して同時に比較することを避
け、何回かに分けて行なうための数である。本例の場合
、デイジットノ＜ターンば１６ビノトであり、また、ユ
ニットの最大個数は、ユニットｃＬおの４８個と仮定し
たので、ユニット状態ＩＤパターンは４８ビレトという
ことになる。従って、両者のパターンの比較は、１６ビ
ツトずつ６回に分けて行なう必要７５：あるためまず、
このカウンタＣＮＴ１ に°゛３“が初期値としてセン
トされる（ステップ１０２）。 次に、／フトカウンタＣＮＴ２ に要求ユニット数、即
ち本例の場合“４“が初期値としてセントされる（ステ
ップ１０３）。 次にユニット状態表示パターンとディジットパターンと
が比較される（ステップ１０４）。次に、バッファエリ
ア１に未使用ユニットグループがあるか否かが判定され
（ステップ１０５）、その結果、未使用のものがあれば
ステップ１０゜へ、無ければ、ステップ１１０の処理が
行なわれる。 この動作について、第４図に示した状態遷移図により等
測的に説明すネ。即ち第４図に示しだ様なユニット状態
表示パターン３０１と要求ユニット数に対応するディジ
ットパターン３０２との比較は、両者の論理的ＡＮＤ条
件妙：とられ、その結果ｉ： ” Ｏ“であれば未使用
のバッファエリア即ちユニットグループｔ−Ａ７５：あ
りと判定され、“１“ならばそのバッファエリアは使用
中であると判定される。 第６図に示した例の場合、両パターンのＡＮＤの結果は
すべて０“とならないため、当該ユニット状態表示パタ
ーンに対応したユニットグループは使用中であると判定
され、ステップ１１０に処理が移る。そしてテイジソト
パターン力：４ビット分右ヘシフトされ、かつカウンタ
ＣＮＴ ２カニマイナス゛’１”ｊれる（ステップ１１
０）。次にＣＮＴ２の内容カニ゛０“か否かが判定され
る（ステップ１１１）。本例の場合ＣＮＴ２の内容は当
初“４“でアリ、ステップ１１０でマイナス“°１′さ
れたので６“となっており、その結果、ステップ１０４
へ処理が移る。ステップ１０４から以降の処理は前述と
同様である。 きて、この処理動作について、再び第４図を参照して説
明するにディジットパターン３０２を右へ４ビット分／
フトして得られた新らたなディジットパターン３０３と
、前記ユニット状態表示パターン５０１との論理的ＡＮ
Ｄ条件がとられ。 る。その結果、“Ｏ“か否か７５：判定される。本例の
場合、１回目のシフトでは依然としてＡＪＩＤの結果は
、すべてＯ“にならない。そして更にこのディジットパ
ターン３０３を４ビツト右にシフトして得られた新らた
なディジットパターン３０４と上記ユニット状態表示パ
ターン３０１とのＡＮＤの結果、すべてカニ“０“とな
る。 この段階で、ステップ１０５において、未使用ユニット
グループＧＡがあると判定され、ステップ１０６ニ処理
が移る。そして、ディジ２ドパターン５０４に対応する
位置のユニットグループＱａが獲保される。即ち、第４
図のユニット状態表示パターン３０１とディジットパタ
ーン５０４との論理的ＯＲ，ｚ＝とられ１、その結果が
新らたなユニット状態表示パターンとして、ユニット状
態表示部９に書き込まれる。 そして、次に獲保されたユニット状態表示の先頭の位置
とユニットグループｃＡのバイト数即ち２０４８バイト
を乗じて獲保されたバッファエリアの先頭アドレスカニ
算出される（ステップ１０７）。そして、管理テーブル
１１に、バッファエリア獲保の要求のあったＩ１０テバ
イスのアドレスに対応して、要求ユニット数及び獲保さ
れたバッファエリアの先頭アドレスを記憶する（ステッ
プ１０８）。 次に、要求のあったＩ１０デバイスにバッファエリア獲
保可を知らせ（ステップ１ｏ９）、バッフ７エリア獲保
処理を終了する。 一方、ステップ１０５において、未使用のユニットグル
ープの有無の判定で無しと判定されカウンタＣＮＴ ２
の値カニ順次更新され、つぃにＣＮ’ｌ’２の値カニ“
０“となった場合（ステップ１１１）には、繰り返しカ
ウンタＣＮ’Ｉ’１の値７３：マイナス“１“され（ス
テップ１１２）、次ニｃＮＴ１ノ値カニ“０“であるか
否かカニ判定される（ステップ１１５）。その結果、°
“０“であればステップ１１４へ、“０“でなければス
テップ１０３へ移る。本実施例の場合、ユニットの最大
数はユニットグループ−の４８個であり、シめ・もユニ
ット状態表示パターンは１ワ一ド分１６ビツトのパター
ンとしているので、全てのユニット状態表示に対して比
較するにはその動作は３回分必要となる。そこで、本例
においては、ＣＮＴ１の値は当初“３“と設定されてお
り、ステップ１１２において、この値がマイナス゛１２
されても、その値は依然として２“であるので、ステッ
プ１０３に処理カニ移る。そして、シフトカウンタＣＮ
Ｔ ２が再度初期設定即ち４“カニセットされ、ステッ
プ１０４の処理に移る。ステップ１０４以降の処理は前
述した動作と同様である。そして再度ステップ１１２で
繰り返しカウンタＣＮＴ１の値は更新されて、今度は“
１″となる。従ってステップ１１３の判定では、ＣＮＴ
１は“０゛ではないので、再びステップ１０３に移り、
前述と同様の動作が行なわれる。 そして、ついにステップ１１３において、ＣＮ’ｌ”１
の値が°゛Ｑ“であると判定されれば全てのユニット状
態表示パターンをチェックしても要求された分の未使用
のバッファエリア即本例の場合ユ＝ ＞ ） ／ ルー
７” Ａ ７５：無いと判断され、要求ノアっりＩ１
０デバイスにバッファエリア獲得不可能を知らせ（ステ
ップ１１４）、バッファエリア獲保処理を終了する。 次に、第３図に示した処理２０−を参照してバッファエ
リアの解放動作について説明する。 この動作は、バッファエリア１内に既に獲保されたある
単位のユニットグループに記憶されたデータがある出力
デバイスに出力し終ったりして、もはやこのユニットグ
ループカニこのデバイスに対して不要となった場合に、
このエリアを他のデバイスの使用に供するため、処理済
みの入出力デバイスから発せられるバッファ解放要求に
基いて行なわれる。ある入出力デバイスからバッファ解
放要求が発せられると、この要求及び入出力デバイスの
アドレスは演算処理ユニットに送られる。 演算処理ユニットではこのノくソファ解放要求を検知す
ると、第１図に示した管理テーブル１１・より、当該入
出力デノくイスのアドレスに対応して登録されているコ
ーニノト数及びそのユニットの先頭アドレス例えばハが
取り出される（ステツ７°２０１）。 次Ｋ、解放すべきノくソファエリアの先頭アドレスＡム
カラバンファエリア１の先頭アドレス２を減じてアドレ
スの変位量が算出される。セしてこのアドレス変位量を
最小ユニットサイズ即ち５１２バイトで割って解放すべ
きユニットのユニット状態表示の位置が算出される（ス
テップ２０２）。 次にテーブル１１内の要求ユニット数から解放スべきデ
イジットノ（ターンを作成する（ステツ ブ ２０３
）。 次に、このデイジットノくターンは解放ユニット状態表
示の位置だけシフトサれる（ステップ。 ２０４ ）。 この状況について第５図に示した状態遷移図により等制
約に説明する。例えばここでユニット状態表示を４０１
で示すパターンとする。さらに解放すべきユニット数を
ユニットグループＬｌ即ち２ユニツトとすると、解放デ
ィジットパターンは４０２に示す様に“１１０００００
０００００００００“となる。次に、前述したステップ
２０２により解放ユニット状態表示の位置が例えば“６
“と求められたとすると、この解放ディジットパターン
は４０３に示す如く右へ６回シフトされる。そして４０
４の如く、この解放ティジットパターンの“１“、“０
“が反転される。 さて再び第３・図を参照するに、ステップ２０５におい
て、ユニット状態表示を解放すべきユニットに対応して
使用中の１“から未使用の“°０“へ書き換える。これ
について第５図を参照すれは、ユニット状態表示のパタ
ーン４０１と解放ディジットパターン４０４の論理的Ａ
ＮＤ条件がとられ、その結果の新らたなパターンが書き
換え後の新しいユニット状態表示４０５となる。この様
にしてバッファエリア１内のあるエリアが解放される。 この様に、本実施例は、バッファエリアを大キサの異な
る複数種のユニットグループに分割し、最小のユニット
毎に当該ユニットカニ使用されているか否かを示すユニ
ット状態表示フラグを備え、入出力デバイスからのバッ
ファ獲保要求があった場合、要求されたノ（ソファエリ
アのサイズをユニット数に変換し、この変換されたユニ
ットを含む最小のユニットグループを割り当てる様にし
たので、バッファエリアの使用効率を極力低下させるこ
とカニない様にされ得る。 また、バッフ７エリアの獲保及び解放の処理はビットパ
ターンのシフト、比較といった演算処理ユニｙ）におけ
る基本的な処理で容易に行なえ、くり返し動作の多いバ
ッファ処理を効率的かつ高速に実行することができる。 〔発明の効果〕 本発明によれば、要求ｇれたバッファエリアのサイズを
最小ユニットサイズで割って、ユニットの数に変換し、
その結果得られたユニｙｌ−を含む最小のユニットグル
ープを割り当てる様にしたので、バッファエリアの使用
効率を比較的低下させないで済む。まだ、バッファエリ
アの獲保、解放の処理は、シフト処理、比較処理等々の
簡単な処理で容易に行なえるので、くり返し動作の多い
バッファ処理を高速に実行できる。 ４、図面の簡単な説明 第１図は本発明の一実施例による入出力バッ７アの構成
を示す図、第２図は本発明のバッファ取得処理の一実施
例を示すフローチャート、第３図は本発明のバッファ解
放処理の一実施例を示すフローチャート、第４図は本発
明のバッファ取得処理の一実施例に係るユニット状態表
示処理の遷移を示す図、第５図は本発明のバッファ解放
処理の一実施例に係るユニット状態表示処理の遷移を示
す図である。 １・・人出力バツファ領域 ２・バンファ先頭アドレス ろ・・バッファ終端アドレス ４・αタイプのユニット群 ５ ｂタイプのユニット群 ６６タイプのユニット群 ７・・ｄタイプのユニット群 ８・Ｌタイプのユニット群 ９・・ユニット状態表示 １１・・管理テーブル
Claims (1)
- バッファ記憶装置を複数のスレーブステーションが共同
使用する、データ処理マルチステーシロンシステムのバ
ッファ制御方式において、前記バッファ記憶装置のバッ
ファ領域を、一定のユニット（単位）を最小単位として
サイズの異なる複数のユニットグループに分割し、該ユ
ニットグル山（ブが使用中か否かを表示するユニット状
態表示を前記最小ユニット対応に設け、要求バッファサ
イズを要求ユニット数に変換して、該要求ユニット数に
対応する要求チェックディジットパターンを形成し、該
要求チェックディジットパターンと前記ユニット状態表
示とを、該ユニット状態表示の先頭アドレスから順に比
較し、該先頭アドレスに対応する前記ユニットグループ
から前記要求ユニット数の未使用領域が得られない場合
は、前記要求チェックディジットパターンを前記要求ユ
ニット数だけシフトして新たなパターンとし、該新たな
パターンと前記ユニット状態表示とを再び比較し、上記
と同様の比較およびシフト動作を、要求ユニット数の未
使用領域が得られるまで繰り返すことを特徴とするバッ
ファ制御方式。
Priority Applications (3)
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|---|---|---|---|
| JP57179843A JPS5969826A (ja) | 1982-10-15 | 1982-10-15 | バツフア制御方式 |
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Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57179843A JPS5969826A (ja) | 1982-10-15 | 1982-10-15 | バツフア制御方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS5969826A true JPS5969826A (ja) | 1984-04-20 |
| JPS6232518B2 JPS6232518B2 (ja) | 1987-07-15 |
Family
ID=16072866
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57179843A Granted JPS5969826A (ja) | 1982-10-15 | 1982-10-15 | バツフア制御方式 |
Country Status (3)
| Country | Link |
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| KR880002099B1 (ko) | 1988-10-15 |
| JPS6232518B2 (ja) | 1987-07-15 |
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