JPS62297962A - メモリの共通領域アクセス制御方式 - Google Patents
メモリの共通領域アクセス制御方式Info
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- JPS62297962A JPS62297962A JP14225886A JP14225886A JPS62297962A JP S62297962 A JPS62297962 A JP S62297962A JP 14225886 A JP14225886 A JP 14225886A JP 14225886 A JP14225886 A JP 14225886A JP S62297962 A JPS62297962 A JP S62297962A
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- 238000000034 method Methods 0.000 description 7
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 5
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- 238000010168 coupling process Methods 0.000 description 3
- 238000005859 coupling reaction Methods 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
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- 238000004904 shortening Methods 0.000 description 2
- QXOQNNAWFUXKMH-UHFFFAOYSA-N 1-(Malonylamino)cyclopropanecarboxylic acid Chemical compound OC(=O)CC(=O)NC1(C(O)=O)CC1 QXOQNNAWFUXKMH-UHFFFAOYSA-N 0.000 description 1
- 238000011161 development Methods 0.000 description 1
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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
- G06F13/16—Handling requests for interconnection or transfer for access to memory bus
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】
3、発明の詳細な説明
([要〕
本発明は、プロセ・2す間の排他制御情報を記憶してな
るメモリを高速転送バスと低速転送バスとの2種類から
なるバスでアクセスする際に、低速転送バスの占有許可
を得て、高速転送バスの占有要求を行い、高速転送バス
の占有時間を短縮し、メモリアクセスの効率化をはかる
。
るメモリを高速転送バスと低速転送バスとの2種類から
なるバスでアクセスする際に、低速転送バスの占有許可
を得て、高速転送バスの占有要求を行い、高速転送バス
の占有時間を短縮し、メモリアクセスの効率化をはかる
。
本発明は、メモリの共通領域アクセス制御方式に係り、
特に2種類の転送速度を有するバスでメモリをアクセス
する際のメモリ共通領域アクセス制御方式に関する。
特に2種類の転送速度を有するバスでメモリをアクセス
する際のメモリ共通領域アクセス制御方式に関する。
情報処理の分野でメモリが共通に複数のプロセッサにて
アクセスされている。プロセッサが密結合されたマルチ
プロセッサ・システムにおいては、成るプロセッサが所
定共通領域を7クセスしている時に、他のプロセッサ或
いは他の装胃が同一共通領域をアクセスしないように、
アクセスの許可/禁止を示す排他制御情報を各共通領域
に対応してメモリ等に設けている。プロセッサ或いは装
置が共通領域をアクセスする際に、この排他制御情報の
状態を見てアクセスをしている。
アクセスされている。プロセッサが密結合されたマルチ
プロセッサ・システムにおいては、成るプロセッサが所
定共通領域を7クセスしている時に、他のプロセッサ或
いは他の装胃が同一共通領域をアクセスしないように、
アクセスの許可/禁止を示す排他制御情報を各共通領域
に対応してメモリ等に設けている。プロセッサ或いは装
置が共通領域をアクセスする際に、この排他制御情報の
状態を見てアクセスをしている。
従来、上記した共通領域を有するメモリのアクセス時間
を短縮する方法として、メモリアクセスを速くすること
と、メモリアクセス時間にバス占有時間をできるだけ近
ずける方法とがある。前者は、メモリ素子の技術開発で
成し遂げられ、後者はメモリをアクセスするのに高速転
送バスを用い、メモリ程高速性を要求しない場合には低
速転送バスを用いることによってなされている。
を短縮する方法として、メモリアクセスを速くすること
と、メモリアクセス時間にバス占有時間をできるだけ近
ずける方法とがある。前者は、メモリ素子の技術開発で
成し遂げられ、後者はメモリをアクセスするのに高速転
送バスを用い、メモリ程高速性を要求しない場合には低
速転送バスを用いることによってなされている。
従来のデータ処理システムは第4図に示すように構成さ
れている。排他制御情報群1−1を有するメモリ1は、
高速転送バス2を介して、プロセッサ3−1〜3−mと
接続され、プロセッサ3−i 〜3−mは、低速転送バ
ス4を介してプロセッサ5−1〜5−n (例えば、入
出力制御装置)と接続されている。
れている。排他制御情報群1−1を有するメモリ1は、
高速転送バス2を介して、プロセッサ3−1〜3−mと
接続され、プロセッサ3−i 〜3−mは、低速転送バ
ス4を介してプロセッサ5−1〜5−n (例えば、入
出力制御装置)と接続されている。
システムには、バス占有要求調整回路?−1,T〜2が
・設けてあり、それぞれのバス占有要求調整回路7−1
と7−2は、バスを要求する装置の優先度を決定する。
・設けてあり、それぞれのバス占有要求調整回路7−1
と7−2は、バスを要求する装置の優先度を決定する。
高速転送バス2のバス占有要求調整回路7−1は、各プ
ロセッサによるバス占有期間を、各プロセッサが実際に
メモリをアクセスしている期間のみとすることによりバ
スの高速化を実現している。
ロセッサによるバス占有期間を、各プロセッサが実際に
メモリをアクセスしている期間のみとすることによりバ
スの高速化を実現している。
従って、例えばプロセッサ3−2がメモリ1の共通領域
をアクセスする際の、他のプロセッサ3−1゜3−2〜
3− との排他制御を実現するために次の方法を用いる
。排他制御情報は説明を分りやすくするため1ビツト構
成とし、そのビットが、°1゛ の時、メモリ共通領域
を他のプロセッサが使用中であり、“0゛の時メモリ共
通領域を他のプロセッサが使用中でないとする。
をアクセスする際の、他のプロセッサ3−1゜3−2〜
3− との排他制御を実現するために次の方法を用いる
。排他制御情報は説明を分りやすくするため1ビツト構
成とし、そのビットが、°1゛ の時、メモリ共通領域
を他のプロセッサが使用中であり、“0゛の時メモリ共
通領域を他のプロセッサが使用中でないとする。
プロセッサ3−2は共通領域をアクセスするに先立ち、
上記排他制御情報を調べるための専用の命令即ち、一般
に「テスト・アンド・セット命令」と呼ばれている命令
を実行する。この命令は、1回のメモリアクセスで上記
した排他制卸情報を読み取り、同時にその排他制御情報
領域に°1゛をセットする命令である。プロセッサ3−
2による排他制御情報アクセスの状態を第5図を用いて
説明する。この命令は、第5図偽)に示すように1回の
メモリアクセス期間(アクセスサイクル)行われるため
、その期間中プロセッサ3−2は高速転送バス2を第5
図(a)に示すように占有している。このため、プロセ
ッサ3−2が第5図(C1のように排他制御情報を読み
取ってから、第5図(d)に示すように“l゛をライト
するまでの間に他のプロセッサが同一の排他制御情報を
読み取ることはできず、第5図(a)に示すようにプロ
セッサ3−2は高速転送バス2を占有する。
上記排他制御情報を調べるための専用の命令即ち、一般
に「テスト・アンド・セット命令」と呼ばれている命令
を実行する。この命令は、1回のメモリアクセスで上記
した排他制卸情報を読み取り、同時にその排他制御情報
領域に°1゛をセットする命令である。プロセッサ3−
2による排他制御情報アクセスの状態を第5図を用いて
説明する。この命令は、第5図偽)に示すように1回の
メモリアクセス期間(アクセスサイクル)行われるため
、その期間中プロセッサ3−2は高速転送バス2を第5
図(a)に示すように占有している。このため、プロセ
ッサ3−2が第5図(C1のように排他制御情報を読み
取ってから、第5図(d)に示すように“l゛をライト
するまでの間に他のプロセッサが同一の排他制御情報を
読み取ることはできず、第5図(a)に示すようにプロ
セッサ3−2は高速転送バス2を占有する。
勿論、プロセッサ3−2は読み取った排他制卸情報が°
0゛ならば、共通領域のアクセスを開始でき、上記した
ようにプロセッサ3−2が、排他制御情報@域に“l゛
をライトすると、他のプロセッサは同共通領域を以後ア
クセスできない。プロセッサ3−2は同共通領域への一
連のアクセスが終了すると、排他制御情報領域に0゛を
ライトして、共通領域を他のプロセッサに開放する。
0゛ならば、共通領域のアクセスを開始でき、上記した
ようにプロセッサ3−2が、排他制御情報@域に“l゛
をライトすると、他のプロセッサは同共通領域を以後ア
クセスできない。プロセッサ3−2は同共通領域への一
連のアクセスが終了すると、排他制御情報領域に0゛を
ライトして、共通領域を他のプロセッサに開放する。
若し、プロセッサ3−2は、「テスト・アンド・セント
命令」で読み取った排他制御情報が既に°1゛となって
いたならば、共通領域はすでに他のプロセッサにより使
用中であることがわかり、プロセッサ3−2は例えば、
一定時間後に再びテスト・アンド・セット命令を実行し
、他のプロセッサによる共通領域の使用が終了して排他
制御情報が°0゛となっているかどうか調べる。このよ
うにしてプロセッサ3−1〜3−vaのメモリ共通領域
アクセスの際の排他制御は実現できる。
命令」で読み取った排他制御情報が既に°1゛となって
いたならば、共通領域はすでに他のプロセッサにより使
用中であることがわかり、プロセッサ3−2は例えば、
一定時間後に再びテスト・アンド・セット命令を実行し
、他のプロセッサによる共通領域の使用が終了して排他
制御情報が°0゛となっているかどうか調べる。このよ
うにしてプロセッサ3−1〜3−vaのメモリ共通領域
アクセスの際の排他制御は実現できる。
これに対して、プロセッサ5−1〜5−nが要求する低
速転送バス4の優先度を調整するバス占有要求調整回路
7−2は、各プロセッサ5−1〜5−nがいったん低速
転送バス4を占有すると、所定の一連のアクセスが終了
しない限りバスを開放しないことを許している。
速転送バス4の優先度を調整するバス占有要求調整回路
7−2は、各プロセッサ5−1〜5−nがいったん低速
転送バス4を占有すると、所定の一連のアクセスが終了
しない限りバスを開放しないことを許している。
プロセッサ5−1による排他制御情報アクセスの状態を
第6図を用いて説明する。例えばプロセッサ5−1が共
通領域をアクセスするに先立ち、前記排他制御情報を読
み取るために、第6図(a)に示すように、まず低速転
送バスを占有する。その後、排他制御情報を読み取るメ
モリアクセスサイクル(第6図(C))の時のみ第6図
(b)に示すように高速転送バスを占有し、バス結合回
路8を経由してプロセッサ5−1内に排他制御情報を取
り込む。
第6図を用いて説明する。例えばプロセッサ5−1が共
通領域をアクセスするに先立ち、前記排他制御情報を読
み取るために、第6図(a)に示すように、まず低速転
送バスを占有する。その後、排他制御情報を読み取るメ
モリアクセスサイクル(第6図(C))の時のみ第6図
(b)に示すように高速転送バスを占有し、バス結合回
路8を経由してプロセッサ5−1内に排他制御情報を取
り込む。
プロセッサ5−1は低速転送バス4は引続き占有してお
り、第6図fd)に示すようにリードアクセスをして、
排他制御情報が0′であったならば、再びバス結合回路
8を経由して、第6図(e)に示すように排他制御情報
領域に1′をライトする。この場合も、メモリに実際に
ライトするサイクルのみ第6図(b)に示すように高速
転送バスを占有する。
り、第6図fd)に示すようにリードアクセスをして、
排他制御情報が0′であったならば、再びバス結合回路
8を経由して、第6図(e)に示すように排他制御情報
領域に1′をライトする。この場合も、メモリに実際に
ライトするサイクルのみ第6図(b)に示すように高速
転送バスを占有する。
その後、プロセッサ5−1は共通領域をアクセスする。
排他制御情報領域に°1”をライトした後は、一旦低速
転送バス4を開放してもよい。
転送バス4を開放してもよい。
この方式により、プロセッサ5−1ガ排他制御情報を読
んで、°1°をライトするまでの間に、プロセッサ5−
1がこの期間中低速転送バス4を占有し続けているため
、他のプロセッサ5−2〜5−nが同じ排他制御情報を
読んでしまうことは防げる。
んで、°1°をライトするまでの間に、プロセッサ5−
1がこの期間中低速転送バス4を占有し続けているため
、他のプロセッサ5−2〜5−nが同じ排他制御情報を
読んでしまうことは防げる。
従って、プロセッサ5−1〜5−nの間のメモリ共通領
域アクセスの際の排他制御は実現できる。
域アクセスの際の排他制御は実現できる。
上記した従来のメモリの共通領域アクセス制御方式は、
プロセッサ3−1〜3−rm間の排他制御とプロセッサ
5−1〜5−n間の排他制御のそれぞれの間にて可能で
あった。従って、従来の方式では、例えば、プロセッサ
3−2とプロセッサ5−1間で、共通領域を設けて排他
制御を行うことは不可能であった。
プロセッサ3−1〜3−rm間の排他制御とプロセッサ
5−1〜5−n間の排他制御のそれぞれの間にて可能で
あった。従って、従来の方式では、例えば、プロセッサ
3−2とプロセッサ5−1間で、共通領域を設けて排他
制御を行うことは不可能であった。
この状態を第7図を用いて説明する。プロセッサ5−1
が排他制御情報をバス結合回路8を経由して第7図(b
)に示すように高速転送バスを一時占有して排他制御情
報を読み取った後、排他制御情報゛1′ をライトする
間に、第7図(d)に示すようにプロセッサ3−2がテ
スト・アンド・セント命令によって、高速転送バス占有
して同じ排他制御情報を第7図(e)のように読み取っ
て1″をライトしてしまう可能性がある。
が排他制御情報をバス結合回路8を経由して第7図(b
)に示すように高速転送バスを一時占有して排他制御情
報を読み取った後、排他制御情報゛1′ をライトする
間に、第7図(d)に示すようにプロセッサ3−2がテ
スト・アンド・セント命令によって、高速転送バス占有
して同じ排他制御情報を第7図(e)のように読み取っ
て1″をライトしてしまう可能性がある。
プロセッサ3−2は、読み取4た排他制御情報がその時
点では0°なので、プロセッサ3−2は共通領域を使用
可能と判断してしまう、同時にプロセッサ5−1も、読
み取った排他制御情報が°0”なので、共通領域を使用
可能と判断し、この結果両方のプロセッサ3−2.5−
1が同時に共通領域を使用してしまい、共通領域の排他
制御が不可能となると云う問題がある。
点では0°なので、プロセッサ3−2は共通領域を使用
可能と判断してしまう、同時にプロセッサ5−1も、読
み取った排他制御情報が°0”なので、共通領域を使用
可能と判断し、この結果両方のプロセッサ3−2.5−
1が同時に共通領域を使用してしまい、共通領域の排他
制御が不可能となると云う問題がある。
本発明は、以上のような従来の状況から、メモリの共通
領域をアクセスするのに適したメモリの共通領域アクセ
ス制御方式の提供を目的とするものである。
領域をアクセスするのに適したメモリの共通領域アクセ
ス制御方式の提供を目的とするものである。
本発明では、第1図の原理図に示すように、メモリ1に
高速転送バス2を介して接続され、プロセッサ5−1〜
5−nと低速転送バス4を介して接続されてなるプロセ
ッサ3−i〜3−+aど、プロセッサ3−i〜3−+1
に内在され制御手段として動作する制御回路6−i〜6
−mと、排他制御情報を記録しているメモリ1と、高速
転送バス2の占有要求を調整するバス要求調整回路7−
1と、低速転送バス4の占有要求を調整するバス占有要
求調整回路7−2とで構成している。
高速転送バス2を介して接続され、プロセッサ5−1〜
5−nと低速転送バス4を介して接続されてなるプロセ
ッサ3−i〜3−+aど、プロセッサ3−i〜3−+1
に内在され制御手段として動作する制御回路6−i〜6
−mと、排他制御情報を記録しているメモリ1と、高速
転送バス2の占有要求を調整するバス要求調整回路7−
1と、低速転送バス4の占有要求を調整するバス占有要
求調整回路7−2とで構成している。
プロセッサ3−i〜3−mが、メモリ1の排他制御情報
をアクセスする場合に、それぞれ制御回路6−1〜6−
mを作動し、制御回路例えば3−iがバス占有要求調整
回路7−2に低速転送ハスのバス占有要求を出力し、占
有の許可が得られると、バス占有要求調整回路7−1に
高速転送バスの占有要求を出力して、排他制御を可能に
する。
をアクセスする場合に、それぞれ制御回路6−1〜6−
mを作動し、制御回路例えば3−iがバス占有要求調整
回路7−2に低速転送ハスのバス占有要求を出力し、占
有の許可が得られると、バス占有要求調整回路7−1に
高速転送バスの占有要求を出力して、排他制御を可能に
する。
第2図は、本発明を適用した実施例の回路図であり、第
3図のタイムチャートを参照しながら、以下説明をする
。プロセッサ3−個がメモリ1の共通領域をアクセスし
ようとすると、CPt130−mは、テスト・アンド・
セット命令を実行する。この!き、制御回路6〜mに第
3図に示すようにバス要求信号BRQとテスト・アンド
・セット命令であることを示すLOCK信号を送出する
。
3図のタイムチャートを参照しながら、以下説明をする
。プロセッサ3−個がメモリ1の共通領域をアクセスし
ようとすると、CPt130−mは、テスト・アンド・
セット命令を実行する。この!き、制御回路6〜mに第
3図に示すようにバス要求信号BRQとテスト・アンド
・セット命令であることを示すLOCK信号を送出する
。
以下説明は総ての信号は論理゛l゛ で出力されるとす
る。この両信号BRQ、LOCKは、バス占有要求調整
回路7−1にバス占有要求信号BRQBが出力されてな
いことを示す信号とともに、アンド回路11−1に入力
される。したがって、アンド回路11−1は上記状態と
なると論理°1′を出力しオア回路12−1を経てバス
占有要求信号BRQAをバス占有要求調整回路7−2に
送る。バス占有要求調整回路7−2は、バス使用を許可
する場合に、許可信号BGAを出力する。
る。この両信号BRQ、LOCKは、バス占有要求調整
回路7−1にバス占有要求信号BRQBが出力されてな
いことを示す信号とともに、アンド回路11−1に入力
される。したがって、アンド回路11−1は上記状態と
なると論理°1′を出力しオア回路12−1を経てバス
占有要求信号BRQAをバス占有要求調整回路7−2に
送る。バス占有要求調整回路7−2は、バス使用を許可
する場合に、許可信号BGAを出力する。
この許可信号BGMは、制御回路OFF回路10−2と
FF回路10−3とに入力される。FF回路10−3は
その出力端Qを論理“1”としてビジィ信号BSYへを
出力する。−万FF回路10−2はQ端子に論理゛1゛
を出力し、Q端子を論理゛0°とする。i端子の論理
°0°は、アンド回路11−1に入力され、オア回路1
2−1の信号BRQAを取り消す。
FF回路10−3とに入力される。FF回路10−3は
その出力端Qを論理“1”としてビジィ信号BSYへを
出力する。−万FF回路10−2はQ端子に論理゛1゛
を出力し、Q端子を論理゛0°とする。i端子の論理
°0°は、アンド回路11−1に入力され、オア回路1
2−1の信号BRQAを取り消す。
FF回路10−2のQ端子の論理Il+ は、アンド回
路11−4に入力される。アンド回路11−4の他人力
は、バス要求信号BRQとLOCK信号が論理°1゛
であること即ち、バス要求中でLO(J状態であること
を検出するアンド回路11−3に入力される。結果アン
ド回路11−4は上記した論理°1゛ が成立した際に
、論理“1”を出力し、オア回路12−3を介してバス
占有要求信号BRQBをバス占有要求調整回路7−1に
送る。
路11−4に入力される。アンド回路11−4の他人力
は、バス要求信号BRQとLOCK信号が論理°1゛
であること即ち、バス要求中でLO(J状態であること
を検出するアンド回路11−3に入力される。結果アン
ド回路11−4は上記した論理°1゛ が成立した際に
、論理“1”を出力し、オア回路12−3を介してバス
占有要求信号BRQBをバス占有要求調整回路7−1に
送る。
バス占有要求調整回路7−1が許可信号BGBを出力す
ると、FF回路10−2はクリヤされてバス占有要求信
号BRQBを取り消す。さらに、許可信号BGBはFF
回路10−1のQ端子を論理′1′ としてビジィ信号
BSYBをバス占有要求調整回路7−1に送り込む。こ
の状態でプロセッサ3−raは、メモリ1の排他制御情
報領域をアクセスし排他制御情報をリード、共通領域を
使用中であることを示す値°1゛をライト(MACC)
する。
ると、FF回路10−2はクリヤされてバス占有要求信
号BRQBを取り消す。さらに、許可信号BGBはFF
回路10−1のQ端子を論理′1′ としてビジィ信号
BSYBをバス占有要求調整回路7−1に送り込む。こ
の状態でプロセッサ3−raは、メモリ1の排他制御情
報領域をアクセスし排他制御情報をリード、共通領域を
使用中であることを示す値°1゛をライト(MACC)
する。
アンド回路11−2は、tlNLOcK状態で?tAC
C状態、部ち、テスト・アンド・セット命令でな(てメ
モリ1をリード、ライトする場合にFF回路10−1の
ビジー信号RSYBの出力を禁止するとともに、オア回
路12−2を介してFF回路l0−3のビジー信号BS
YAの出力を禁止する。
C状態、部ち、テスト・アンド・セット命令でな(てメ
モリ1をリード、ライトする場合にFF回路10−1の
ビジー信号RSYBの出力を禁止するとともに、オア回
路12−2を介してFF回路l0−3のビジー信号BS
YAの出力を禁止する。
上記説明に用いられた、オア回路12−1.12−2.
12−3の他端入力は、本発明と別個にバスを要求する
装置から入力される信号を他信号と記入している。
12−3の他端入力は、本発明と別個にバスを要求する
装置から入力される信号を他信号と記入している。
上記したメモリの共通領域のアクセス制御は、プロセッ
サ3−mにて説明を行ったが、他のプロセッサにても同
等支障されるものでないことは云うまでもない。
サ3−mにて説明を行ったが、他のプロセッサにても同
等支障されるものでないことは云うまでもない。
以上の説明から明らかなように、本発明によれば、メモ
リの共通領域をアクセスするのに、高速転送バスに接続
されるプロセッサは、1度低速転送パスを占有すること
によって、低速転送ハスに接続されるプロセッサによる
排他制御情報の誤リードを防ぎ、上記のように異なる転
送バスに接続されるプロセッサがメモリの共通領域をア
クセスする場合にきわめて、有効な効果を奏する。
リの共通領域をアクセスするのに、高速転送バスに接続
されるプロセッサは、1度低速転送パスを占有すること
によって、低速転送ハスに接続されるプロセッサによる
排他制御情報の誤リードを防ぎ、上記のように異なる転
送バスに接続されるプロセッサがメモリの共通領域をア
クセスする場合にきわめて、有効な効果を奏する。
第1図は本発明の原理ブロック図、
第2図は本発明を適用した実施例の回路図、第3図は本
発明による信号のタイムチャート、第4図は従来のデー
タ処理システムの構成図、第5図は従来のプロセッサ3
−2の排他制御情報アクセス状態を示すタイムチャート
、 第6図は従来のプロセッサ5−1の排他制御情報アクセ
ス状態を示すタイムチャート、 第7図は従来方式のプロセッサ3−2.5−1の排他制
御情報アクセスの重なった場合のタイムチャートである
。 図において、1はメモリ、2は高速転送バス、3−1〜
3−mと5−1〜5−nはプロセッサ、4は低速転送バ
ス、6−i〜6−mは制御手段を示す。 滓4ト萌シフ豪理フ・ロッフ目 第1図 2ト≠卦五虐トヒJ脣4しRス乙沃に例ηと〕路乙ゴ第
2図 4リシセ珂<J34言号つフイムチャート第3図 第4図 第 5 図 第6図
発明による信号のタイムチャート、第4図は従来のデー
タ処理システムの構成図、第5図は従来のプロセッサ3
−2の排他制御情報アクセス状態を示すタイムチャート
、 第6図は従来のプロセッサ5−1の排他制御情報アクセ
ス状態を示すタイムチャート、 第7図は従来方式のプロセッサ3−2.5−1の排他制
御情報アクセスの重なった場合のタイムチャートである
。 図において、1はメモリ、2は高速転送バス、3−1〜
3−mと5−1〜5−nはプロセッサ、4は低速転送バ
ス、6−i〜6−mは制御手段を示す。 滓4ト萌シフ豪理フ・ロッフ目 第1図 2ト≠卦五虐トヒJ脣4しRス乙沃に例ηと〕路乙ゴ第
2図 4リシセ珂<J34言号つフイムチャート第3図 第4図 第 5 図 第6図
Claims (1)
- プロセッサ間の排他制御情報を記憶してなるメモリ(1
)と該メモリ(1)と高速転送バス(2)を介して接続
されてなる複数のプロセッサ(3−1〜3−m)と、前
記メモリ(1)と前記高速転送バス(2)及び低速転送
バス(4)を介して接続されてなる複数のプロセッサ(
5−1〜5−n)からなるシステム構成において、前記
高速転送バス(2)に接続されたプロセッサ(3−i〜
3−m)にバス占有要求を制御する制御手段(6−i〜
6−m)を備え、前記プロセッサ(3−i〜3−m)が
前記排他制御情報をアクセスする際に、前記制御手段(
6−i〜6−m)が前記低速転送バス占有許可を得て高
速転送バスの占有要求を出力するよう制御することを特
徴とするメモリの共通領域アクセス制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61142258A JPH0766364B2 (ja) | 1986-06-17 | 1986-06-17 | メモリの共通領域アクセス制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP61142258A JPH0766364B2 (ja) | 1986-06-17 | 1986-06-17 | メモリの共通領域アクセス制御装置 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS62297962A true JPS62297962A (ja) | 1987-12-25 |
JPH0766364B2 JPH0766364B2 (ja) | 1995-07-19 |
Family
ID=15311142
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP61142258A Expired - Lifetime JPH0766364B2 (ja) | 1986-06-17 | 1986-06-17 | メモリの共通領域アクセス制御装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0766364B2 (ja) |
Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6068448A (ja) * | 1983-09-21 | 1985-04-19 | Fuji Facom Corp | 複数計算機システムの共通メモリ制御方式 |
-
1986
- 1986-06-17 JP JP61142258A patent/JPH0766364B2/ja not_active Expired - Lifetime
Patent Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS6068448A (ja) * | 1983-09-21 | 1985-04-19 | Fuji Facom Corp | 複数計算機システムの共通メモリ制御方式 |
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
JPH0766364B2 (ja) | 1995-07-19 |
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