TW416038B - Mechanism for performing interrupt destination redirection - Google Patents
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Description
416038 _案號87119975 年八月K曰 修正_ 五、發明說明(5) 具體實例的某些細節範例之方塊圊展示。 圖4圖示在圖3的遠端優先權抓取邏輯内的遠端工作優先 權暫存器(RTPR)之一具體實例圖示。 圖5為一多處理器系統之具體實例方塊圖展示;該系統 包括岔斷導向邏輯,遠端優先權抓取邏輯,和在一橋接器 内,用於將岔斷導向至一最低優先權處理器的編碼/解碼 邏輯。 圖6為一類似於圖5,但增加一 ΑΡ I C (高等可程式岔斷控 制器)串列式匯流排的多處理器系統之方塊圖展示。 圖7圖示R T P R更新的兩階段特別週期。 元件符號說明 10 多處理器電腦系統 18 處理器匯流排 2 2,2 4,2 6,28 岔斷控制邏輯 32 遠端優先權抓取邏輯 3 6 編碼/解碼邏輯 38 導體 42 最低優先權邏輯 44 中央代理者 4 6, 4 8 導體 5 2 本地APIC(高等可程式岔斷控制器) 54 本地工作優先權暫存器 5 8 編碼/解碼邏輯 6 2,6 4,6 6,6 8 遠端工作優先權暫存器 72 導體
O:\55\55716.pic 第10頁 2000.04. 08.010 416038 五'發明說明(i) 相關應周:本發明及應闬號碼___/___,___,標題為π處 理支援岔斷目的地改向及位準激發岔斷語意學”(檔案號 碼:42390.Ρ4958),與本發明同時歸檔,包括重疊但以不 同標的為申請案的揭露。 本發明之背景 本發明之技術領域:本發明與電腦有關,並且,更特別 地,與一可在電腦系統内執行岔斷目的地之改向的機制有 關。 先前技銜:例如由英特爾公司(Intel Corporation)製 造的奔騰Pentium®處理器及奔騰Pentium® Pro處理器等 的處理器經常被使用於多處理器系統中。包括輪入及/或
I 輸出(I / 〇)裝置和其它處理器的各種裝置可能會嚐試岔斷 | 一處理器。為了岔斷一處理器,一 I/O裝置將一信號提供 ! 給一岔斷控制器,該控制器依次將一岔斷要求送至處理 : . i : οσ ° i 在奔騰Pentiu m®處理器和奔騰P e n t i u m®P r ο處理器的案; 例中,該岔斷控制器透過三線串列式匯流排,稱為 ; AP I C(高等可程式岔斷控制器)匯流排將岔斷資訊傳送至處! 理器。該ΑΡ I C (高等可程式岔斷控制器)串列式匯流棑包括: 二個資料導體及一時脈信號導體。 : 該奔騰P e n 11 u in®處理器和奔騰P e n t i u m® P r 〇處理器包 丨 括一内部AP i C (高等可程式岔斷控制器)。該A P i C (高等可 : 程式岔斷控制器)包括一稱為工作優先權暫存器(TP R)的本: 地遮罩暫存器,有8位元可指示最多2 5 6個優先權狀態,雖: 第S3頁 416038 ^ _案號87119975 次/年羊月曰 修正_ 五、發明說明(6) 7 4 緩衝器 76 分析邏輯 86 導體 1 00 系統 1 04 處理器橋接器 10 8 輸入/輸出匯流排 1 12A, 1 12B 週邊 1 14 輸入/輸出岔斷控制器 120 内界限佇列 126 外界限佇列 170 系統 1 74 橋接器 1 78 高等可程式岔斷控制器串列式匯流排 1 82, 1 8 4 階段 較佳具體實例之詳細敘述 參考圖1 ,一多處理器電腦系統1 0包括透過處理器匯流 排18連接的處理器P0,PI ,P2和P3。在某些具體實例中, 處理器匯流排1 8被視為一前側匯流排。本發明可用於與約 有四個處理器的系統連接。處理器P 0,P 1 ,P 2和P 3分別包 括岔斷控制邏輯22,24,26和28,該處理器包括表示一工 作優先權的工作優先權指定,為岔斷時的優先權位準。如 一範例,該工作優先權指定可以是一 8位元數目。一般而 言,若該岔斷的優先權低於處理器的工作優先權暫存器内 的值時,處理器將不會對該岔斷起作用。 遠端優先權抓取邏輯3 2保存工作優先權資料,該資料代
O:\55\55716.ptc 2000. 04. 08.011 第10a頁 416038 五、發明說明(2) 然他們中有部份已被保留=改變工作優先權暫存器(TP R ) 的内容以反映處理器所執行的工作優先權位準= 一最低優先權岔斷是指:雖然一岔斷已導至某一處理 器,它可再改向至一群處理器中工作優先權暫存器(TPR) 優先權最低的一處理器。該仲裁過程涉及比較參與該仲裁 的每一個處理器工作優先權暫存器(TPR)的該8位元。每一 個處理器的位元,從該最高位元(MS B )開始,一次將一位 元主張到該A Ρ I C (高等可程式岔斷控制器)匯流排線上;該 匯流排線是以開汲極安置的方式連接到每一個處理器上。 該位元被反轉到該AP I C (高等可程式岔斷控制器)匯流排線 上以致於一低電壓(0 )比一高電壓(1 )有一較高優先權首 先,在該AP I C (高等可程式岔斷控制器)匯流排線上主張從 參與該仲裁的每一個處理器工作優先權暫存器(TPR )來的 最高位元(MSB)。若任一處理器在該APIC(高等可程式岔斷 控制器)匯流排線上主張一低電壓,該線的電壓被拉低。 若該AP I C (高等可程式岔斷控制器)匯流排線的電壓被拉低 時,主張一高電壓的一處理器發現有另一個處理器具有一 較低優先權3若另一個處理器有一較低優先權時,處理器 放棄考慮3然後,在該A P I C (高等可程式岔斷控制器)匯流 捃線上主張從每一個剩下的處理器工作優先權暫存器 (TPR)來的該第二最高位元(MSB)。若一處理g主張一高電 壓做為該第二最高位元(M S B ),但該線的電壓被拉低,處 理器放棄考慮。以類似方式在該A Ρ〖C (高等可程式岔斷控 制器)匯流排線上主張第三個最高位元(MSB)及稍後的第四
第7頁 416038 _案號 87119975 P 年‘月 I Θ 曰__ 五 '發明說明(7) 表處理器PO,P1 ,P2和P3用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (L P I D A )的工作優先權。例如,工作優先權資料可以是一 個以上的處理器PO,P1 ,P2和P3的該工作優先權指定的4
O:\55\557L6.ptc 第10b頁 2000. 04. 08.012 416038 五、發明說明(3) ! 個最高位元(MSB),並且一直到該最低位元(LSB)。若在所| 有8位元皆被主張後有兩個或更多處理器有同等優先權· :選擇有最低本地AP I C (高等可程式岔斷控制器)辨識(I D )號 :碼的處理器,以接收該岔斷向量。在開機時即指定該本地 :AP I C (高等可程式岔斷控制器)I D辨識號碼。 該AP 1C(高等可程式岔斷控制器)串列式匯流排有某些缺 I點。首先,該串列式匯流排在該岔斷控制器(例如,3. 3伏 :特)和處理器(例如,2 · 5或1 · 8伏特)之間的電壓比率較 丨差。在一處理器内難以提供能在此乖離電壓之間當做介面 ;的電晶體。當處理器核心的電壓隨新世代處理器的產生而 :降低時,問題將會史大。 | ! ! 第二,處理器核心的頻率(例如,通常大於2 〇 〇百萬赫 | 茲)遠大於該APIC(高等可程式岔斷控制器)串列式匯流排 | 的頻率(例如,1 6百萬赫茲)。隨著處理器頻率增加,問題 將變得更大3在此乖離頻率之間難以形成介面。因為信號丨 彼此獨立的關係,問題會更大。 | 第三,該A P I C (高等可程式岔斷控制器)串列式匯流排相: 當慢3在某些實現中,要花約2到3微秒遞送一岔斷。隨著' 更多翰入/翰出密集功能的使用,該串列式® _流排可遞送 岔斷的速度變得有限= 本發明主要在於解決或減少與該A P I C (高等可程式岔斷 控制器)串列式匯流排有關的一個或多個上述問題的影 ; id 本發明之摘要
416038 ^~~ -----— _____—— :五、發明說明(4) 本發明之一具體貫例包括一用於與電腦系統達接的裝 | !置。該裝置包括用以保存工作優先權資料的遠端優先權抓 !取邏輯;該資料代表在電腦系統内的每一個處理器用於最 :低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA)時的工作優先權。該裝 丨置也包括最低優先權邏輯,以執行該最低優先權岔斷目的| | =件裁(LPIDA) ’根據遠端優先權抓取邏輯的内容來選擇 |电腦系統内的哪一個處理器要接收一岔斷訊息。 和本發明之另一具體實例包括一多處理器系統,有處理器i / ~輕合至該處理器的處理器匯流排。該系統包括用以保| ^工作優先權資料的遠端優先權抓取邏輯,該資料代表當| 同於最低優先權岔斷目的地仲裁(LPiDA)時的工作 權。該系統也包括最低優先權邏輯’以執行該最低優丨 的權岔斷目的地仲裁(Lp丨DA ),根據遠端優先權抓取邏輯 _内谷來選擇哪—個處理器要接收一岔斷訊息,該岔斷訊 W經由處理器匯流排提供給處理器。 _圖之簡要敘述 了,r下的砰細敘述和本發明具體實例之附圖中將更具體 阳,本發明’然而,這些敘述和附圖不應被用於將本發明 W在所边的具體實例,而是僅周於解釋和了解的用途。 將=1為一多處理器系統的方塊圖展示’該系統包括用於 *斷導向一最低優先權處理器的最低優先權邏輯。 圆2為圖丨該系統之該處理器的一具體實例的某些細 M之方塊圖展示 圖3為圆1該遠端優先權抓取邏輯和最低優先權邏輯的—
416038 _案號87119975 年八月K曰 修正_ 五、發明說明(5) 具體實例的某些細節範例之方塊圊展示。 圖4圖示在圖3的遠端優先權抓取邏輯内的遠端工作優先 權暫存器(RTPR)之一具體實例圖示。 圖5為一多處理器系統之具體實例方塊圖展示;該系統 包括岔斷導向邏輯,遠端優先權抓取邏輯,和在一橋接器 内,用於將岔斷導向至一最低優先權處理器的編碼/解碼 邏輯。 圖6為一類似於圖5,但增加一 ΑΡ I C (高等可程式岔斷控 制器)串列式匯流排的多處理器系統之方塊圖展示。 圖7圖示R T P R更新的兩階段特別週期。 元件符號說明 10 多處理器電腦系統 18 處理器匯流排 2 2,2 4,2 6,28 岔斷控制邏輯 32 遠端優先權抓取邏輯 3 6 編碼/解碼邏輯 38 導體 42 最低優先權邏輯 44 中央代理者 4 6, 4 8 導體 5 2 本地APIC(高等可程式岔斷控制器) 54 本地工作優先權暫存器 5 8 編碼/解碼邏輯 6 2,6 4,6 6,6 8 遠端工作優先權暫存器 72 導體
O:\55\55716.pic 第10頁 2000.04. 08.010 416038 ^ _案號87119975 次/年羊月曰 修正_ 五、發明說明(6) 7 4 緩衝器 76 分析邏輯 86 導體 1 00 系統 1 04 處理器橋接器 10 8 輸入/輸出匯流排 1 12A, 1 12B 週邊 1 14 輸入/輸出岔斷控制器 120 内界限佇列 126 外界限佇列 170 系統 1 74 橋接器 1 78 高等可程式岔斷控制器串列式匯流排 1 82, 1 8 4 階段 較佳具體實例之詳細敘述 參考圖1 ,一多處理器電腦系統1 0包括透過處理器匯流 排18連接的處理器P0,PI ,P2和P3。在某些具體實例中, 處理器匯流排1 8被視為一前側匯流排。本發明可用於與約 有四個處理器的系統連接。處理器P 0,P 1 ,P 2和P 3分別包 括岔斷控制邏輯22,24,26和28,該處理器包括表示一工 作優先權的工作優先權指定,為岔斷時的優先權位準。如 一範例,該工作優先權指定可以是一 8位元數目。一般而 言,若該岔斷的優先權低於處理器的工作優先權暫存器内 的值時,處理器將不會對該岔斷起作用。 遠端優先權抓取邏輯3 2保存工作優先權資料,該資料代
O:\55\55716.ptc 2000. 04. 08.011 第10a頁 416038 _案號 87119975 P 年‘月 I Θ 曰__ 五 '發明說明(7) 表處理器PO,P1 ,P2和P3用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (L P I D A )的工作優先權。例如,工作優先權資料可以是一 個以上的處理器PO,P1 ,P2和P3的該工作優先權指定的4
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五、發明說明(6) 一~~' ' ' ----- 一^^ I 4 口 | “=南位TL( MSB )。如在此所使用的,該術語,,遠端"意咮| 兔離處理益的晶粒。在一具體實例中,’遠端優先權抓丨 邏輯32也保存代表處理器ρ〇,μ ’ p2和”的工作優先權i 地=作優先權資料,該資料無法用於最低優先權岔斷目的| :中裁(&LP IDA),但也在系統1〇内運作。該工作優先權資 丨I可如後述般在遠端優先權抓取邏輯32被組合。處理器將 ;,個以上的處理器?0 , Pi ,P2和P3的工作優先權的信 '二二供^處理器匯流排1 8。編碼/解碼邏輯36將這些信號 :二t理态匯流排1 8解碼,並且經由導體3 8將對他們起反應 ’丨8彳。號促供至遠端優先權抓取邏輯3 2。在處理器匯流排 1 導體3 8,和遠端優先權抓取邏輯3 2的信號位元間不需 要二對』一的反應。例如,應將該位元反轉。 包#最低優先權岔斷訊息的寫入週期信號經由導體4 6丨 為最低優先權邏輯42接收:最低優先權邏輯42利用在遠端| ,先權抓取邏輯32内的工作優先權資料執行最低優先權岔| 斷目的地仲裁(LPIDA),以選擇處理||P0,Pi ,p2和?3中 之—接收該岔斷s —中央代理者4 4包括編碼/解碼邏輯 | ^ 遂崎優先權冰取避輯3 2和最低優先權邏輯4 2。透過導: 禮48將該已改向的岔斷訊急提供給編碼/解碼邏輯3 6 ^ J \ 處理器P 〇,p 1 ,p 2和P 3有辨識號碼,例如,a P I c (高等: 可程式岔斷控制器)ID(辨識)。該APIC(高等可程式岔斷控i 制器)I D辨識可能,例如,於開機或重新起動時提供:最 : 低優先權邏輯4 2將該所選擇的A P I C (高等可程式岔斷控制,: 巧)I D辨識號碼輿岔斷訊息一起提供。透過編碼/解碼邏輯
:五 '發明說明(7) ι ί :3 6將該岔斷訊息提供給處理器匯流排丨8及所填擇的處理 ! i為。違所選擇的處理器的編媽/解碼邏輯辨識該^ ρ I [ ‘(高等 i可程式岔斷控制器)I D (辨識)號碼並且傳送該岔斷訊息。 與相關位元(例如’ A P I C (高等可程式岔斷控制器)ι ρ (辨 丨一)號碼)一起的岔斷訊息可闬僅僅一個或一個以上的階段 丨或封包來傳送。 i ; ^兩個以上的處理器的最低優先權相同時,最低優先權 ;避輯42可根據,例如’最高或最低處理器APIC(高等可程 i式岔斷控制器)I D (辨識)’或以循環基礎來選擇處理器。 丨f耐邊最低優先權"並不要求要有兩個以上的不同優先權 忒值。例如,若僅有一工作優先權資料的數值,它即是最 1低值。 ! : ί
;.一邏由處理器匯流排1 8提供的岔斷訊息或其它岔斷信號I —4例包括岔斷目的地和向量信號,岔斷告知信號,岔斷| 二東(EOI)信號,處理器間岔斷(IPI)訊息,其它控制信號| 4 <些彳έ號的組合。某些岔斷訊息不是最低優先權信號並ί 且不應被改向。 丨
I —最低優先權岔斷訊息可經由—岔斷控制器,其它電 ^ 或其它作業系統(0S )提供給一處理器目的地=在此—: ^ ’兄下,最低優先權邏輯4 2提供一目的地改向3然而,最 低優先榼邏輯42所選擇的目的地可與該原始目的地相同,| 口為違原始目的地正好是該最低優先權處理器3據此, : ,κ λ. ,*ί 亚不芯味一不同方向,而是在稍後階段所提供的一方; 向或者'在最低優先權岔斷訊息的情況下,該處埕器目:
第12頁 416038 — - ---~~~ —~__________ 五、發明說明(8) 的地可能是第一次由最低優先權邏輯4 2所提供》 j 處理器可在處理器提供信號的激發或在外部邏輯的要求 下將代表工作優先權的信號提供給處理器匯流排1 8。例 如,在第一具體實例中,每次該工作優先權指定變更時, :處理器P0 ’ PI ’ P2和P3將代表其工作優先權指定的信號提 i供給處理?I匿流排1 8。在第二具體實例中,處理哭p 〇, 丨PI,P2和P3對從最低優先權邏輯42來的要求起反應,或一 ί岔斷控制器對其接收的一最低優先權岔斷訊息起^應而提 供代表其工作優先褶指定的信號。在第三具體實例中,遠 細優7L權抓取邏輯3 2定期地要求處理器更新。可使用其它 機制將在遠端優先權抓取邏輯3 2内的工作優先權資料更 新。該作業系統或其它軟體可主導該更新。 參考圖2,如範例,處理器Ρ 〇包括一内含一本地工作優 權暫存益(TPR)(LTPR)54的本地APIC(高等可程式岔斷控| :制器)52°APIC(高等可程式岔斷控制器)52為在岔斷控制| '邏輯22内的結構範例。在一具體實例中,本地工作優先權.| 暫存II (LTPR)54保存一8位元工作優先權指定,該指定的j 最前靣4個最高位元(M SB)指定16個優先權級數。在其它具; 體實例中,本地工作優先權暫存器(LTPR ) 5 4可有一較多或: 較少數目的位元,或有不同或額外重要性的位元a參考圖; 1,2和3,編碼/解·碼邏輯5 8包括加瑪邏輯,將,例如’本i 地工作優先權暫存器C L T P R ) 5 4的該4個最高位元(M S B )加瑪: 至一給要被编瑪/解碼邏輯3 6解碼的處理器匯流排18的信 號,該編瑪/解瑪避輯36將在導體38上的信號提供至遠端
第13頁 五、發明說明(9) ' ~~--—____ 優先權抓取邏輯3 2。 4: Γ:二:遠端優先權抓取邏輯32的具體實例包括 暫存器(RTPR)62,64,66和68 3遠端工作 俱萑子益(RTPR)62保存代表一在處理器P0的本地工作 次,.權^存窃(LTPR) 54内標示的工作優先權的工作優先權 貢料。,端工作優先權暫存器(RTpR) 64 , 6 6和68保存代表 在處理益PI,P2和P3的本地工作優先權暫存器(LTPR)(未 顯示)内分別標示的工作優先權的工作優先權資料。 參考圖4,如範例,遠端工作優先權暫存器(RTpi〇62包 括四個位元(例如,位元〇 - 3 )以保存代表一在處理器p Q的 本地工作優先權暫存器(LTP R) 5 4内所標示的工作優先權的 工作優先權資料,若處理器p〇可用於最低優先權岔斷目的 地仲裁(LPIDA)。在遠端工作優先權暫存n(RTPR)62内的 這四個位元不必等於該LTPR的該四個最高位元(MSB)=例 如,他們可被反轉=遠端工作優先權暫存器(RTPR ) 62也包丨 括一表示是否處理器P 〇可用於最低優先權岔斷目的地仲裁丨 (L P i D A )的位元(例如,位元7 )。在該特別具體實例中,遠! 踹工作優先權暫存器(RTPR) 64,66和68的每一個也包括四 個保存代表在處理器P 1,P 2和P 3的本地工作優先權暫存器 (LTPR)(未顯示)内分別標示的工作優先權的工作優先權資 斜的位元’若處理器P 1 ,P 2和P 3可用於最低優先權岔斷目 的地仲裁(LP I D A )。遠端工作優先權暫存器(RTP R ) 6 4,6 6 和(38也包括一表示是否處理器P〗,P2和P3可用於最低優.先 權岔斷目的地仲裁(LP i D A )的致能/失能位元。以苐一電壓
第14頁 416038 五、發明說明(ίο) Γ ~_^ —j 位準(例如’一邏輯上的高電壓)使該致能/失能位元致 i 此’表不一處理器可用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (LPj D A ):以第二電壓位準(例如,一邏輯的低電壓)使該 致此/失此位TL失能,表示—處理器無法用於最低優先權 岔斷目的地仲裁(LP IDA)。
既使違退端工作優先權暫存器(RTpR)工作優先權資料與 在該本地工作優先權暫存器(LTpR)内的該工作優先權指定 不一樣’在該遠端工作優先權暫存器(RTPR)内的工作優先 權資料仍代表該本地工作優先權暫存器(LTPR )的工作優先 權指定。例如,在上述的具體實例中,該遠端工作優先權 暫存器(RTPR)保存一相符的本地工作優先權暫存n(LTpR) 的該8位元工作優先權指定的該4個最高位元(ms B )。然 I 而,為了本發明的目的,一8位元數目的該4個最高位元 i (M S B )被視為代表該整個8位元數目。闬該4個最高位元 (M S Β )來達成最低優先權的語意已足夠,換句話說,為了 : 本發明的目的,一8位元工作優先權指定的該4個最低位元| LSB並不重要=當然,在遠端工作優先權暫存器(RTpR)内| 的工作優先權資料可包括該本地工作優先權暫存器(L 了 p R ): 的所有位元。 此外,視實現而定,仍有可能在工作遠端優先權抓取邏: 輯3 2内的工作優先權資料有時不會完全反映可同於最低優; 先權岔斷目的地仲裁(LP I DA )的該處理器的實際工作優先 權指定:因為該工作優先權指定隨時間改變。然而,工作 優先權資料仍代表可用於最低優先權岔斷目的地仲裁
第15頁 416038 五、發明說明(11) (L P I D A )的該處理器的工作優先權,即使該表示並非總是 完美的或最低優先權岔斷目的地仲裁(L P〖D A )並非總是依 最低優先權來選擇處理器。在處理器因該致能/失能位元 設定於失能狀態而無法用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (LP I D A )的情況下,在一具體實例中,在該遠端工作優先 權暫存器(RTPR)内的工作優先權資料會以有如致能/失能 位元是設定在致能的狀態下來更新。在另一具體實例中, 該工作優先權資料一直等到該致能/失能位元設定在致能 狀態才被更新。在最後提及的具體實例中1雖然因為該工 作優先權資料未用於最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I Μ ) 中而無關緊要,但該工作優先權資料不一定代表該相符的 處理器的工作優先權。在該具體實例中,該四個位元的内 容未被更新。當然,在處理器未被啟動或該系統沒有處理 器而造成一處理器無法用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (LP I D A )的情況下,該相符的遠端工作優先權暫存器 (RTPR )的該四個工作優先權資料位元的内容將是無意義 的3 若一多處理器系統的處理器之一未在該系統内以一特定 的A P I C (高等可程式岔斷控制器)11)(辨識)出現,該致能/ 失能位元即在該相符的遠端工作優先權暫存器(RTPR)内失 能。在一具體實例中,該遠端工作優先權暫存器(RTPR )的 致能/失能位元需在該遠端工作優先權暫存器(RTPR )被存 取(由適當的處理器更新)的第一次即被設定並且,一旦被 設定,必須維持被設定的趺態直到一‘ c 〇丨d ’重新設定事
苐頁 416038 -----—一. _ - — — —_ __ ___ ^ |五'發明說明(12) ~~ :件發生。可裉孫一些事件類型來更新該遠端工作優先權暫 存li(RTPR)。可能的選擇有二:〇)直接基本輸入輸出系 !統(BIOS)存取至§玄达端工作優先權暫存器(rtpr)或(2)相 ;符代理的一遠端工作優先權暫存器(RTpR)更新特別遇期處 |理(該範例與圖7 一起敘述)’控制該致能/失能位元的狀 i態。該遠端工作優先權暫存器(R τ P R )可能因在一 I / 0岔斷 i進入該系統之前的開機自我測試(POST)的結果而產生一升
I 丨級/降級(11口忌『3廿6/(1〇议11舀厂8(16)。處理器也可將其優先權仅 ί高至最高位準以避免一岔斷。 : : 在圖4所圖示的範例中,遠端工作優先權暫存器 ;(RTPR) 62包括額外位元(例如,位元4-6)。在本發明之一 |
具體實例中,該額外位元未被使用且被保留。在本發明之I
| I 另一具體實例中,可使用一個以上的位元於各種目的。也丨 ;是在本發明之另一具體實例中,在遠端工作優先權暫存器i :(RTPR)中無額外位元。可周二個位元而非一個位元來達成| 入該致能/失能功能。 丨 參考圖3,如範例,最低優先權邏輯42可包括一缓衝器 丨 74和分析邏輯76。分析邏輯76可經由導體72進入遠端工作j . « 優先權暫存器(RTPR)的内容。分析邏輯7 6執行最低優先檀丨 岔斷目的地仲裁(L P I D A ),以決定哪一個參與的遠端工作 ' 優先權暫存器(RTPR)有最低優先權(可包括解開最低優先 | 權的任何關連)。一隨選緩衝器7 4可保存該最低優先權岔 '
I 斷訊息直到最低優先權岔斷目的地仲裁(L P I D A )完成=在 i 導體86上的信號表示該A PIC(高等可程式岔斷控制器)ID辨:
苐17頁 416038 五 '發明說明(13) ; 城號媽或已選擇的處理器的其它表示,該信號是經甴編碼丨 /解碼邏輯3 6提供至匯流排丨8 ^可能以多種形式將該 ;
Ap ic(高等可程式岔斷控制器)iD辨識號碼或其它表示提供i 匯流排1 8 ’並且可能存在於與該岔斷訊急的其它資訊相| 同或不同的階段或封包内。 ^最低優先權邏輯42可使用各種已知技巧中的任一種以決 \哪—個參與的遠端工作優先權暫存器(RTPR)有該最低值 \或最高值’若一邏輯的1的值較一邏輯的〇的值優先權低 時)°例如’最低優先權邏輯42可消去在該最高位元(MSB) j 内有一邏輯的1的值的遠端工作優先權暫存器(RTPR),並I 且然後消去在第二最高位元(MSB )内有一邏輯的1的值的位ί 遠端工作優先權暫存器(RTPR),並且繼續下去。最低: ^疋權邏輯4 2可減去數值,根據結果值是正的或負的,或: k用各種其他方法’以察看哪一個值較大。在大部份、若; 3所有的技巧中’最低優先權邏輯4 2將選擇較在AP I C (高; 寸可程式岔斷控制器)串列式匯流排仲裁的情況更快的處 理器。 : 在編碼/解碼邏輯3 6和遠端優先權抓取邏輯3 2之間,以 及在·編碼/解碼邏輯36和最低優先權邏輯42之間可能有電 路(禾顯示於圖1 )。遠端優先權抓取邏輯3 2及最低優先權 避輯42不需位在處理器匯流排橋接器内(該橋接器在某些 具禮實例中稱為North bridge北橋)。圖5圖示一系統 1 〇 〇 ’其中中央代理4 4包含在一處理器橋接器(或晶片)1 〇 4 内°橋接器1 〇 4在一輸入/翰出匯流排1 〇 8和連接在其上的
416038 " "" — ^ ' " Ί 五、發明說明(14) ! 週邊丨1 2 Α和1 1 2 Β之間形成介面(可根據已知的週邊元件相 I 互連接(PCI)標準來形成介面)。週邊112A和112B代表各種 元件,包括至其它匯流排的岔斷控制器或橋接器。橋接器 10 4可被設計成讓本發明的特色對週邊和/或作業系統軟體 而言很明顯。亦即,在一具體實例中,該週邊和/或作業 !系統不需知道在處理器和橋接器之間的通訊是使用一處理 器匯流排或A P I C (高等可程式岔斷控制器)串列式匯流 :排。 圖5圖示實現橋接器104的各種方法之一。可根據已知方 法建構或特別為本發明設計一輸入/輸出岔斷控制器1 1 4 = 岔斷控制器114可包括一輸入/輸出改向表,為輸入/輸出 岔浙要求和目標要求的目的地之間提供一關係。輸入/輸 | 出改向表可提供岔斷向量,以將該項對至一指定該適當的i 岔斷服務路徑的表内。一内界限佇列120保存等待被送至 i 一處理器的岔斷要求3 —隨選的外界限彳宁列丨2 6保存從一 丨 處理器送來的信號。 | 圖5的系統100並不包括一 AP 1C(高等可程式岔斷控制器); 串列式匯流排。參考圖6 1 —系統丨7 0包括一橋接器1 7 4 , ' 該橋接器包括如本發明之一具體實例的遠端優先權抓取邏;: 輯及改向邏輯。橋接器1 7 4讓岔斷訊息通過在橋接器1 7 4和
I 處理器PO ,PI ,P2 ,及P3之間的處理器匯流排18。系統 \ 1 7 0也包括一 AP I C (高等可程式岔斷控制器)串列式匯流排 1 7 8,可容許先前技術以A P I C (高等可程式岔斷控制器)串 列式匯流排來執行的運算。因而橋接器1 74可為了解處理 :
第19頁 416038_ 五、發明說明(15) ! 器匿流排18上的岔斷訊息的處理器及了解APIC(高等可程 i 式岔斷控制器)串列式匯流排1 7 8上的岔斷訊息的處理器所i 使用。視處理器而定,可能與處理器的直接介面必須不 | 同,但兩者皆可使用一共同的橋接器^ 所圖示和討論的各種橋接器可包括先前技術所熟知、但 未在此圖示和討論的許多元件,因為要了解本發明不一定 要做此種圖示和討論^ 最低優先權邏輯4 2可用於與處理器間岔斷處理器間岔斷 (IP〖)訊息連接。例如,從指向處理器p〇,pi ,P2或P3來 的該處理器間岔斷處理器間岔斷(I P I )信號被向前傳送至 橋接器1 0 4或1 7 0。僅做為一範例,該處理器間岔斷處理器 間岔斷(I P I )訊息可向前傳送至I / 0匯流排丨0 8,並且然後 經由橋接器1 04回到由最低優先權邏輯42所選擇的處理 器。或者,該處理器間岔斷(Ϊ P I )信號可直接向前傳送至 | 該内界限佇列1 2 0。當該I P I首先被提供給匯流排1 8時,可| 將一在I P I的第一階段内的位址位元(例如,A a 3 #)設定至 : —第一電壓(例如,高電壓),表示岔斷要求會被處理器忽丨 略,但被橋接器消耗掉。當該處理器間岔斷(IPI)要求從 ; 橋接器返回時,該位元將被設定至一第二電壓(例如,低 : |
電壓),以便所選擇的(目標)處理器將消耗該處理器間岔· I 斷(IP"。 ί 下表簡述在本發明之一具體實例中,在處理器匯流棑18 ί 上某些信號狀態的影響,其中X表示可忽略;Ab5#和Ab6# \ 是在處理的第二階段;在固定遞送模式期間時.最低優先丨
苐20頁 416038 五、發明說明(16) 權邏輯42不執行最低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA);和 在經過改向的遞送模式期間時,最低優先權邏輯4 2執行最 低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA):
Aa3U Ab6# (EXF3#) Ab5# (EXF2#) 岔斷處理類型 0 0 0 固定遞送模式-實際上的 目的地模式 0 0 1 固定遞送模式-邏輯上的 目的地模式 0 1 X 保留 1 0 0 經改向的遞送模式-實際 上的目的地模式 1 0 1 經改向的遞送模式-邏輯 上的目的地模式 1 1 〇 保留 1 1 1 岔斷結束(EOI) 在該岔斷訊息的位址襴内的一位元(例如,Aa3#)可表示丨 一特別的岔斷訊息是否最後應發生最低優先權岔斷目的地丨 仲钱(L P I D A ) 1不管在遠端優先權抓取邏輯3 2内該致能/失;
I 能位元的狀態為何3可根據該最低優先權加碼來計算此稱| 為改向位元的位元,在岔斷控制器1 1 4内一輸入/輸出改向 表内的位元[1 0 : 8 ](例如,0 0 1 ) ° ; 最低優先權邏輯42可周於與實際上的目的地模式和邏輯!
4te〇38 五、發明說明(17) i 上的目的地模式一起使周=在一具體實例下*在實際上的 目的地模式下,根據獨特的AP I C (高等可程式岔斷控制器) | I D辨識來選擇目標處理器=據此,根據其獨特的AP I C(高 _等可程式岔斷控制器)I D辨識值,每一個岔斷可被導至一 特定的處理器。在邏輯上的目的地模式下,根據程式化在 每一個APIC (高等可程式岔斷控制器)内的一邏輯上的ID 丨辨識值來選擇目標處理器。由於一邏輯上的ID辨識是被程 式化的,並且因而對一特定處理器不必是獨特的,他們可 :辨識一群要被當作目標的處理器。岔斷訊息位元(例如, A b5#和Ab6#)可指出是使用一實際上的或邏輯上的目的地 ^模式°在實際上的目的地模式中,最低優先權邏輯4 2可選 !擇在該集群上的任一處理器做為要接收該岔斷的處理器 ,(假設在遠端優先權抓取邏輯3 2内的該致能/失能位元對該| 處理器是設定在致能的狀態)。 | 在邏輯上的目的地模式下,該系統運作如下。最低優先|
. I 權邏輯42或其它電路檢查該邏輯上的ID辨識,以決定是否I 該岔斷被導向至一位在該邏輯上的集群内的處理器=若該丨 岔斷訊息被導向在處理器匯流排18上的該處理器之一,最丨 低優先權邏輯4 2可從顯示於該邏輯上的I D辨識內的該群處 理器中決定該目的地處理器。在處理器匯流排18上的該已丨 導向的岔斷將與從由該邏輯上的I D辨識所表示的該群處理: 器來的最低岔斷優先權一起被送至處理器。例如,假設, 在一系統内,四個處理器是位在Ο Ο X X h ( h e X )的邏輯上的 模式集群位址。若一丨/ 0岔斷到達該主橋接器,ϋ且其邏
第22 I 416038 '^ - --- —_ 五、發明說明(18) 輯上的ID辨識為 00000111’ ’並且標示為要被改向的, 可決定P2到P0的最低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA)= 圖i圖示多處理器系統。或者,中央代理44或橋接器1 〇〇 可用於與一單一處理器連接。在該情況下,在一具體實例 令’最低優先權邏輯4 2總是將岔斷訊息送至該處理器a在 —方法中’若僅有一處理器’遠端優先權抓取邏輯3 2是非 啟動。在另一方法中,遠端優先權抓取邏輯3 2是啟動的, 但符合處理器的該遠端工作優先權暫存器(RTpR)是唯一已 致能的遠端工作優先權暫存器(r TPR )»在該系統中唯一的 處理益或可提供代表其工作優先權的信號。在一具趙實例 令’若在遠端優先權抓取邏輯3 2内僅設定一致能/失能位 元’不管在該工作優先權暫存器欄内的是什麼,最低優先 權邏輯4 2將該岔斷導向至該處理器^或者,遠端優先權抓 取邏輯3 2可包括某些其它的表示只要僅有—處理器。只要 僅有一處理器’达端優先權抓取邏輯3 2所抓取的優先權便 僅為一處理器可用於岔斷。 根據本發明具體實例之一,岔斷訊息在一百萬位元空間 的記憶體内被指派一記憶位址。在一 4 0億位元組的空間 内,該一百萬位元位置可位在FEEOOOOOh和FEEFFFFFh之 間3該記憶體位置可用於辨識一特別的目的地。 在一具體實例中,處理ϋΡΟ,PI ,P2和P3,編碼/解碼 邏輯3 6和(隨選地)該作業系統被設計成可讓處理器Ρ 0, PI ,Ρ2或Ρ3將更新直接分別寫入62,64,66或68。在此具 體實例中,該遠踹工作優先權暫存器(RTPR)可被視為輸入
第23頁 416038 ---—------------------- 五、發明說明(19) /輪出空間。在另一個具體實例中,處理器P〇,PI ,p2和 P3 ’編碼/解碼邏輯3 6,和(隨選地)該作業系統不讓處理 态PO,P! ,P2和P3有直接將一遠端工作優先權暫存器 (RTPR)更新寫入遠端工作優先權暫存器(RTpR)62,64,66 和6 8的能力,反而使用經由處理器匯流排} 8的一遠端工作 優先權暫存器(RTPR)更新特別週期處理來更新該遠端工作 優先權暫存器(r T p R ^此另—具體實例的處理器特別適合 目前所使用的作業系統和岔斷語意。 參考圖7,一遠端工作優先權暫存器(RTPR)更新特別週 期處理之—具體實例包括兩階段1 8 2和1 8 4。階段1 8 2包括 一和令糊(例如’ 5個最低位元L S B )和一位址欄(例如,2 6 個最南位元(M S B ))。如範例,在指令爛内的位元” 〇丨〇 〇 表不一特別週期。在一特別週期的情況下,該位址位元可 能不是那麼重要。階段184包括一位元組致能攔(例如, i 00001000或〇8h),表示一遠端工作優先權暫存器(rtpr)更丨 ’‘斤過期, 處理器I D辨識補,表示哪一個處理55提供該更I: 4 > 一致邊/失能(E / D )位元以指示是否處理器可用於最低! 優先禎岔斷目的地仲裁(LPIDA);及工作優先權暫存_ (T P R )位元,代表,例如,該相符的本地工作優先禕暫存 ! H(LTPR)的該四個最高位元(MSB)。在圖4的範例中,該工' 作優先權暫存器(TPR)位元可放在位元〇-3内,而E/D位元: 可放在該遠端工作優先權暫存器(RTPR)的位元7内。該E/D ; 位元和工作優先權暫存器(TPR)位元可在該8位元特質㈣之! 内的其它地方提供。
第24頁 416038 ——._____ 五、發明說明(20) ! 透過將一更新提供至在遠端優先權抓取邏輯32内處理器|
Γ pi I 辨識糊所指定的該遠端工作優先權暫存器(RTPR),編碼| /,解碼邏輯3 6對階段1 8 2的指令欄和階段1 8 4的位元組致能I 糊起反應。該遠端工作優先權暫存器(RTPR)與代表該E/D 位元系7 /成έ玄工作優先權暫存器(T p R )位元的位元—起被更 新。當該E / D位元表示處理器在失能狀態時,該遠端工作 優先權暫存器(RTPR)或可隨該TRP位元一起更新。在一具 體實例中》當該E/ D位元指示處理器是在失能狀態時,該 處理器在工作優先權暫存器(TPR)位元中並不提供有意義 的工作優先權資料。在另一具體實例中,不論該£/ D位元 的狀態為何,該處理器均提供目前的工作優先權暫存器 (丁 Ρ 1〇位元。 透過圖7的信號,處理ΙΙΡ0,pi I Ρ2或Ρ3和編碼/解碼邏 輯3 6提供一硬體協助機制以將遠端工作優先權暫存器 | (RTPR)62 ’64,66或68改名,而不讓作業系統察覺該更 | 新。(或者,可察覺到該作業系統。)可使用各種其它信號I 裝置來代替在那些於圖7内所圖示的裝置。例如,可在__ 階段内提供所有的資訊。如另一個範例,階段1 8 4 —次可 : 對一個以上的遠端工作優先權暫存器(RTPR ) 6 2,6 4 ' 6 6和: 68提供一更新。在所圖示和敘述的範例令,該遠端工作優 先權暫存器(RTP R)保留僅四個位元以代表處理器工作優先' 權=在階段1 84内的該工作優先權暫存器(TPR )位元可代表: 大約該相符的本地工作優先權暫存器(LTPR)的四個最高位: 元(MSB ),其中該遠端工作優先權暫存器(RTPR )分別保存 丨
苐25頁 416038 五、發明說明(21) j 大概四個位元,以代表該工作優先權。 | 額外資訊和具體實例 該說明書並未描述或圖示各種已知元件,特色,和導 體,不需討論這些才能了解本發明 > 並且包含這些只會造 成本發明難以了解。此外^在建構本發明之一具體實例 時,會有各種設計替換及選擇,可隨不同具體實例而變 動。事實上,有各種實現該已圖示的和未圖示的元件的方 法。 在圖中的方塊邊界是為了解釋的目的,並且不限制該元 件的界限,該界限也可能重疊。圖示元件的相對大小並不 表示實際的相對大小。箭頭顯示在一具體實例中的基本資 料流程,但並非每一個信號,例如資料流程的要求。在此i 使用的術語"邏輯"並不表示不能涉及軟體控制。該術語" | 導體”是試圖廣義地解釋並且包括雖有些絕緣特質、但可 丨 導通的裝置3在所圖示的元件和導體之間可能有中間元件丨 或導體3 ' 該片語"在一具體實例中11意味著伴隨著該月語的該特別丨 特色、結構、或特徵包含於本發明之至少一具體實例中1 : 並且可包含在本發明之一個以上的具體實例中=同時,在: 說明書内各處的"在一具體實例中”的片語的出現不一定皆 參考同一具體實例3 最低優先權邏輯4 2可經由複數個節點導向(或改向)岔 新。 : 處理器對不同的工作可有一個以上的優先權,並且該遠
第2S頁 416038 五、發明說明(22) 端優先權抓取邏輯和最低優先權邏輯可將不同優先權加以 考慮。 編碼/解碼邏輯3 6的加碼和解碼邏輯可能是實際連接或 分離的。編碼/解碼邏輯5 8的加碼和解碼邏輯可能是實際 連接或分離的。 對在單一晶月内的多處理器系統而言,在該晶月内可能 有岔斷抓取邏輯和最低優先權邏輯。 該術語"已連接的”和"已耦合的”及相關術語是以操作上 的觀點來使用,並且不僅限於一直接連接或耦合。若該說 明書陳述一元件或特色κ可以",M能夠",n應能M ,或”最 好"被包含或有一特徵時,該特別元件或特色並不要求被 包含或有該特徵。該術語11對…起反應"包括完全地或部份| 地起反應。 得此揭露優點之那些熟於先前技術者將了解到:在本發|
I 明範β壽内,可在前述的敘述和附圖中做許多其它的變動=! i
據此,以下的申請專利範圍包括任何對於定義本發明之範I i ®壽的修正。 丨
第27頁
Claims (1)
- 416Q38_ 六、申請專利範圍 1. 一闬於與電腦系統連結的裝置,該裝置包括: 遠端優先櫂抓取邏輯,以保存工作優先權資料,該資料 代表在電腦系統内可用於最低優先權岔斷目的地仲裁 :(L P I D A )的每一個處理器的工作優先權;以及 最低優先權邏輯,以執行該最低優先權岔斷目的地仲裁 (LP I D A ),根據遠端優先權抓取邏輯的内容選擇在該電腦 1系統内的哪一個處理器要接收一岔斷訊息。 2. 如申請專利範圍第1項之裝置,其中在該電腦系統内 ί僅有一處理器。 3. 如申請專利範圍第丨項之裝置,其中有多重處理器在 該系統内,並且可用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (LP I DA )的處理器隨時間而變動。 | i 4. 如申請專利範圍第1項之裝置,其中該遠端優先權抓 i 取邏輯保存工作優先權資料,該資料·代表在該電腦系統内| I 每一個無法使用的處理器的工作優先權,但該最低優先模! _ I 邏輯僅考慮符合那些可用於最低優先權岔斷目的地仲裁 i (LP I DA )的處理器的代表性的資料。 : 5. 如申請專利範圍苐1項之裝置,其中該遠端優先權抓 取邏輯包括一致能/失能位元,以指示是否一處理器可用 於該最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I DA )。 6. 如申請專利範圍第1項之裝置,其中該遠端優先權抓 取邏輯包括一致能/失能位元。 7. 如申請專利範圍第6項之裝置,其中該遠端優先權抓 取邏輯能保存工作優先權資料,但並不實際保存當電腦系第28頁 416038 . - " 1 六I申請專利範圍 I :統僅有一處理器的工作優先權資料,並且其中該最低優先| 權邏輯能執行最低優先權資料,並且根據該致能/失能位 !元的狀態選擇處理器。 8.如申請專利範圍第1項之裝置,其中該裝置為一橋接 器。 j 9.如申請專利範圍第1項之裝置,其中該最低優先權邏 輯使用該最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I DA )以執行岔斷 ; 改向。 丨0.如申請專利範圍第1項之裝置,更包括一提供該岔斷 訊息的岔斷控制器。 | 11. 一用於與一處理器連接的裝置,該裝置包括: i I J 遠端優先權抓取邏輯,保存.工作優先權資料,該資料代 I表當處理器可用於最低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA) ! 時,處理器的工作優先權;以及 丨 最低優先權邏輯1以執行該最低優先權岔斷目的地仲裁丨 (LP I DA ),根據遠端優先權抓取邏輯的内容選擇要接收一 丨 岔斷訊急的處理器。 丨 12. 如申請專利範圍第1 1項之裝置,其中該處理器·是唯 —與該最低優先權邏輯有關的處理器,並且該最低優先權 邏輯總是選擇該處理器接收岔斷訊息。 ; I 1 3.如申請导利範圍第1 1項之裝置:其中該遠端優先權 : 抓取邏輯包括一致能/失能位元,以指示是否一處理器可 用於該最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I D A )= 14.—罔於與一處理器連結的裝置,該裝置包括: !苐29頁 416038 六、申請專利範圍 丨 遠端優先權抓取邏輯以保存處理器可用於接收一岔斷的| 表示;以及 最低優先權邏輯,根據遠端優先權抓取邏輯的内容,選 擇要接收一岔斷訊息的處理器。 j 15.如申請專利範圍第14項之該裝置,其中該表示是一 | 符合該處理器的致能/失能位元的設定。 1 6. —用於與多處理器系統之處理器連結的裝置該裝 置包括: 遠端優先權抓取邏輯|以保存代表那些可用於最低優先 權岔斷目的地仲裁(LPIDA)的處理器的工作優先權的工作 優先權資料;以及 I 最低優先權邏輯,以執行該最低優先權岔斷目的地仲裁| (LP Ϊ D A ),根據遠端優先權抓取邏輯的内容選擇哪一個處 理器要接收一岔斷訊息。 丨 i 17. —多處理器系統1包括: 丨 處理器; 一處理器匯流排耗合至處理器; 還端優先權抓取邏輯|保存工作優先權資料,該貢料代 表一當處理器可闬於最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I D A ) : 時處理器的工作優先權;以及 最低優先權邏輯,以執行該最低優先權岔斷目的地仲裁: (LP I DA ),根據遠端優先權抓取邏輯的内容選擇哪一個處 ; 理器要接收一岔斷訊息;透過處理器匯流排將該岔斷訊息 提供給處理器。第30頁 416038 六、申請專利範圍 I 8.如申請專利範圍第1 7項之系統,更包括一岔斷控制 器,提供該岔斷訊息,並且其中該最低優先權邏輯,經由 該最低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA),提供岔斷目的地 改向口 1 9.如申請專利範圍第1 7項之系統,其中,當至少另一 個處理器無法闬於最低優先權岔斷目的地仲裁(LP I DA ) 時,至少一個處理器可用於最低優先權岔斷目的地仲裁 (LPIDA)。 2 〇.如申請專利範圍第1 7項之系統,其中該遠端優先權 抓取邏輯包括遠端工作優先權暫存器(遠端工作優先權暫 存器(R TP R ))=以保存工作優先權資料。 2 1 .如申請專利範圍第1 7項之系統,其中該遠端工作優 先權暫存器(RTPR)的數目超過處理器的數目。 22. —多處理器系統,包括: 處理器; 一處理器匯流排耦合至處理器; : 編碼/解碼邏輯耦合i處理器匯流排; 1 遠端優先權抓取邏輯’以保存工作優先權資料,該資料 代表當處理器可周於最低優先權岔斷目的地仲裁(LPIDA) 時,處理器的工作優先權;以及 最低優先權邏輯,以執行該最低優先權岔斷目的地仲裁 (LPIDA),根據遠端優先權抓取邏輯的内容選擇哪一個可 周於最低優先權岔斷9的地仲裁(LPIDA)的處理器要接收 i 一岔斷訊息;透過該編碼/解碼邏輯將該岔斷訊息提供給第31頁 416038 六、申請專利範園 該被選擇的處理器,經由處理器匯流4 2 3 ,如申請專利範圍第2 2項之系統, 邏輯將一信號提供給該岔斷訊息,以4 器= 2 4.如申請專利範圍第2 2項之系統, 器,提供岔斷訊息,並且其中該最低 低優先權岔斷目的地仲裁(L P I DA )提供 其中該最低優先權 | I ;示該被選擇的處理 更包括一岔斷控制 :先權邏輯透過該最 岔斷目的地改向。第32頁
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