JPH02193235A - バスアクセス例外検出方法 - 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】 〔概要〕 主記憶のデータをバッファリングして中央処理装置に供
給するキャッシュを有する計算機システムのバスアクセ
ス例外検出方法に関し、命令実行の効率が向上し、ハー
ドウェア構成が簡単となり、中央処理装置の負担を軽減
することを目的とし、 中央処理装置のアクセスするアクセス対象がキャッシュ
に存在しないとき主記憶装置から該アクセス対象を含む
複数ワード構成のブロックをワード単位で該キャッシュ
に転送し、このうらアクセス対象だけを該中央処理装置
に転送し、かつ該主記憶装置からキャッシュへの転送時
にバスエラーが発生したときバスアクセス例外を検出し
て該中央処理装置で例外処理を行なう計算機システムの
バスアクセス例外検出方法において、該アクセス対象を
含むワードの該主記憶装置からキャッシュへの転送時に
のみ該バスエラー発生があればバスアクセス例外を検出
し、該アクセス対象を含まないワードの該主記憶装置か
ら４．ヤッシュへの転送時に該バスエラーの発生があっ
てもバスアクセス例外を検出しないよう構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明はバスアクセス例外検出方法に関し、主記憶のデ
ータをバッフ７リングして中央処理装置に供給するキャ
ッシュを有する計算機システムのバスアクセス例外検出
方法に関する。

中央処理装置（ＣＰＵ）と、主記憶と、主記憶のデータ
をバッフ７リングするキャッシュを有する計算機システ
ムがある。このようなシステムではキャッシュにＣＰＵ
で使用するデータが格納されてないとき主記憶からキャ
ッシュへブロック単位でデータ転送を行なう。

（従来の技術） キャッシュを使用するシス゛アムの場合、通常のアクセ
スデータのサイズが例えば最大４バイトであるのに対し
、主記憶からキャッシュへのデータ転送単位つまりブロ
ックは例えば１６バイトとアクセスデータサイズより大
きい。主記憶とキャッシュとの間バスが例えば４バイト
と上記ブロックより小さい場合、バスを用いて４バイト
のデータ転送を４回繰り返す。通常この転送はアクセス
したデータを１回目に転送し、その後ブロックの残りの
データを転送する。

従来は上記４回のデータ転送のどの転送であってもバス
エラーが発生するとＣＰＵは例外処理を行なっている。

〔発明が解決しようとする課題〕

しかし、アクセスしたデータの後に転送される残りのデ
ータの転送時にバスエラーが発生しても、この残りのデ
ータをキャッシュに登録さえしなければ、ＣＰＬＪは処
理を継続して行なっても何ら支障はなく、かえって例外
処理によりＣＰＵの命令実行が不必要に中断され命令実
行の効率が悪化するという問題があった。

また、主記憶から４．ヤッシュへのデータ転送はＣＰＵ
の指令によりキャッシュシステムが行ない、ＣＰＵはア
クセスしたデータが得られた後は別の処理を行なってい
るため、上記残りのデータの転送時にバスエラーが発生
しても、このときプログラムカウンタはバスエラーの原
因であるキャッシュシステムへの指令を指してはおらず
、キャッシュへのデータ転送が全て終了するまでプログ
ラムカウンタの値を別途記憶しておかなければエラー原
因を知ることはできずハードウェア構成が複雑でＣＰＬ
Ｉの負担が増えるという問題があった。

本発明は上記の点に鑑みなされたもので、命令実行の効
率が向上し、ハードウェア構成が簡単となり、ＣＰＵの
負担を軽減するバスアクセス例外検出方法を提供するこ
とを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

本発明のバスアクセス例外検出方法は、中央処理装置（
１１）のアクセスするアクセス対象がキャッシュ（２７
）に存在しないとき主記憶装置（１５）からアクセス対
象を含む複数ワード構成のブロックをワード単位でキャ
ッシュ（２７）に転送し、このうちアクセス対象だけを
中央処理装置（１１）に転送し、かつ主記憶装置（１５
）からキャッシュ（２７）への転送時にバスエラーが発
生したときバスアクセス例外を検出して中央処理装置（
１１）で例外処理を行なう計算機システムのバスアクセ
ス例外検出方法において、アクセス対象を含むワードの
主記憶装置（１５）からキャッシュ（２７）への転送時
にのみ該バスエラーの発生があればバスアクセス例外を
検出し、アクセス対象を含まないワードの主記憶装置（
１５）から、１ヤツシユ（２７）への転送時に該バスエ
ラーの発生があってもバスアクセス例外を検出しない。

（作用） 本発明方法ではバスエラーが発生してもアクセス対象を
含むワードのデータ転送時にのみ、バスアクセス例外検
出が行なわれるので、中央処理装置（１１）ではプログ
ラムの実行に最低限必要な例外処理だけが行なわれ、不
必要な例外処理が起動されずに命令実行の効率が向上し
キャッシュ（２７）への１ブロツクの転送が終了するま
でプログラムカウンタの値を記憶する必要がなくハード
ウェア構成が簡単となり、命令及び実行ユニット１１の
負担が軽減される。

〔実施例〕

第２図は本発明方法を適用した計算機システムの構成図
を示す。

同図中、マイクロプロセッサ１０はＣＰＬＪとしての命
令及び実行ユニット（ＩＵ／ＥＬＩ）１１とキャッシュ
システムとしての記憶ユニット（ＳＵ）１２と、バスユ
ニット（ＢＵ）１３とより構成されている。バスユニッ
ト１３はＣＰＬ１１０外部のバス１４と接続され、バス
１４には主記憶装置１５及び入出力回路等の周辺袋＠１
６が接続されている。

第３図は記憶ユニットのブロック図を示す。

同図中、端子２０．２１，２２．２３．２４には夫々命
令及び実行ユニット１１よりアドレス、サイズ、リード
要求、ライト要求、ライトデータが入来する。アドレス
はラッチ回路２５にラッチされてクロスチエツク回路２
６．キャッジ１２７に供給されると共に端子２８よりバ
スユニット１３に供給される。サイズ（バイト数）はラ
ッチ回路２９にラッチされクロスチエツク回路２６に供
給される。リード要求、ライト要求は夫々ラッチ回路３
１．３２にラッチされバスアクセス制御回路３３に供給
される。またライトデータはセレクタ３４に供給される
と共にライトデータラッチ回路３５にラッチされ端子３
６よりバスユニット１３に供給される。

クロスチエツク回路２６はアドレスとサイズからワード
クロス、ブロッククロス夫々の有無をチエツクする。ワ
ードクロスはアクセスするデータがワード（−４バイト
）の境界をまたいでいる場合であり、ブロック（＝１６
バイト）の境界をまたいでいる場合である。クロスチエ
ツク回路２６はブロッククロスがあると端子４０より命
令及び実行ユニットに通知し、ワードクロスがあるとデ
ータ転送回路４１に通知して、ブロック内のアクセスす
るバイト数であるブロック内サイズをキャッシュ２７及
びデータ転送制御回路４１に知らせる。

データ転送制御回路４１はブロック内サイズを端子４２
よりバスユニット１３に供給し、またバスユニット１３
より１ワードのデータ転送が終る毎に端子４３を介して
終了通知を供給され、命令及び実行ユニット１１よりの
アクセス要求が終了したかどうかを判別して、未完のと
きバス１ラ−検出回路４５に指示を行ない、終了すると
端子４６より命令及び実行ユニット１１にデータ転送終
了通知を行なう。また各ワードの転送時にキャッシュ２
７及びリードデータラッチ回路４７夫々の制御を行なう
。

バスアクセス制御回路３３は命令及び実行ユニット１１
よりのアクセス要求を受付け、キャッシュ２７にデータ
がない場合端子４８よりバスユニット１３ヘアクセスコ
マンドを出し、バスエラー検出回路４５にリード中かラ
イト中かを知らせ、バスユニット１３より端子４９を介
してコマンド終了通知を転送データのキャッシュ２７へ
の登録を指示する。バスエラー検出回路４５はバスユニ
ット１３から端子５１を介してバスエラー信号を受取る
とデータ転送未完のとき端子５２より命令及び実行ユニ
ット１１にバスエラー通知して例外処理の起動を指示す
る。

バスユニット１３より端子５５を介して入来するリード
データはリードデータラッチ回路４７及びセレクタ３４
に供給され、セレクタ３４で選択されたデータはキャッ
シュ２７に書込まれる１゜キャッシュ２７は例えば２に
バイトの容量を有し、４バイトを１ワードとし、４ワー
ドを１ブロツクとしてブロック化されている。なおデー
タの転送単位は４バイトである。

キャッシュ２７から読出されたデータ及びり一ドデータ
ラッチ回路４７よりのデータゝはセレクタ５６に供給さ
れ、ここで選択されたデータが端子５７より命令及び実
行ユニット５７に供給される。

第１図＜Ａ）〜（Ｃ）は本発明方法を適用した記憶ユニ
ット１２のリード処理のノロ−チャートを示す。

第１図（Ａ）中、まず記憶ユニット１２は命令及び実行
ユニット（ＩＬＪ／ＥｔＪ）１１よりリード要求、アド
レスΔ、サイズＳを受取り（ステップ６０）、アドレス
Ａ及びサイズＳよりワードクロス、ブロッククロスの有
無をヂエックする（ステップ６１）。ステップ６２でブ
ロッククロスの有無を判別し、ブロッククロスがあった
とぎにのみこれを命令及び実行ユニット１１に通知しく
ステップ６３）、サイズＳをブロック内サイズに変更す
る（ステップ６４）。

この後、アドレスＡによりキャッシュ２７を検索しくス
テップ６５）、キャッシュにアクセスするデータがあっ
た（ヒツト）かどうかを判別する（ステップ６６）。ヒ
ツトした場合にはキャッシュ２７から読出したデータを
命令及び実行ユニット１１に供給し、データ転送終了を
通知しくステップ６７）、処理を終了する。ヒツトしな
ければアドレスＡ１サイズＳ１リードアクセスのアクセ
スコマンドをバスユニットに送る（ステップ６Ｂ）。

次に第１図（Ｂ）のステップ６９でバスユニット１３か
らの第１ワードのワード転送終了を受信してリードデー
タをリードデータラッチ回路４７及びキャッシュ２７に
ラッチし、この後バスユニット１３からのバスエラー信
号の有無を判別する（ステップ７１）。第１ワードの転
送でバスエラーがあると命令及び実行ユニット１１にバ
スエラー通知を行ないくステップ７２）、処理を終了す
１す る。バスエラーがなければワードクロスの有無を判別す
る（ステップ７３）。

ワードクロスがあれば、バスユニット１３より第２ワー
ドのワード転送終了を受信して、バスユニット１３より
のリードデータとリードデータラップ回路４７内のり−
ドデータからアクセス要求のあったデータをマージして
命令及び実行ユニット１１に転送し、これと共にバスユ
ニット１３よりのリードデータをキャッシュ２７にラッ
チし、命令及び実行ユニット１１にデータ転送終了を通
知する（ステップ７４）。この後パスコ、ニット１３か
らのバスエラー信号の有無を判別しくステップ７５）、
バスエラーがあると命令及び実行ユニット１１にバスエ
ラー通知を行なって（ステップ７６）、処理を終了する
。

ステップ７３でワードクロスが無いと判別されると、リ
ードデータラッチ回路４７のリードデータを命令及び実
行ユニット１１に転送し、命令及び実行］−ニット１１
にデータ転送終了を通知する（ステップ７７）。次に第
２ワードの転送終了を受信してバスユニット１３よりの
リードデータをキャッシュ２７にラッチしくステップ７
８）、バスユニット１３からのバスエラー信号の有無を
判別しくステップ７９）、バスエラーがあっても命令及
び実行ユニット１１に通知することなく処理を終了する
。

ステップ７５又は７９でバスエラーが無いと判別される
と第１図（Ｃ）のステップ８１に進み、第３ワードのワ
ード転送終了を受信してバスユニット１３よりのリード
データをキャッシュ２７にラッチする。この後、ステッ
プ８３でバスエラー信号があると判別されると命令及び
実行ユニット１１へのバスエラー通知を行なわずに処理
を終了する。

ここで、バスエラー無いと判別されるとステップ８３に
進み、第４ワードのワード転送終了を受信してバスユニ
ット１３よりのリードデータをキャッシュ２７にラッチ
する。この後、ステップ８４でバスエラー信号があると
判別されると命令及び実行ユニット１１へのバスエラー
通知を行なわずに処理を終了する。バスエラーが無い場
合には、スーアップ８５でキャッシュ２７にラッチして
いた４ワードのデータをアドレスＡのデータとしてタグ
を付しキャッシュ２７に登録して処理を終了する。

ここで、第４図（Ａ）に示す１ブロツクのバイト（０）
〜（Ｆ）がバイト（０）〜（３）、＜４）〜（７）、（
８）〜（Ｂ）、（Ｃ）〜（Ｆ）夫々の４バイトでワード
を構成しており、梨地のバイト（５）、（６）がアクセ
スデータであるときワードクロスが無（、第１ワードを
バイト（４）〜（７）、第２ワードをバイト（８）〜（
Ｂ）、第３ワードをバイト（Ｃ）〜（Ｆ）、第４ワード
をバイト（０）〜（３）として■・−■の順に記憶ユニ
ット１２へのデータ転送が行なわれる。このとき、第２
〜第３ワードでバスエラーがあっても命令及び実行ユニ
ット１１にバスエラー通知はされない。

同図（Ｂ）に示す如く、アクセスデータがバイト（７）
〜（Ａ）でワードクロスが有る場合には、第１ワードを
バイト（４）〜（７）、第２ワードをバイト（８）〜（
Ｂ）としてデータ転送が行なわれ、リードデータラッチ
回路４７でバイト（７）〜（Ａ）がマージされて命令及
び実行ユニット１１に供給され、その後第３ワード（バ
イト（Ｃ）〜（Ｆ））、第４９−ド（バイト（０）〜（
３））のデータ転送が行なわれる。このとき、第３．第
４ワードでバスエラーがあっても命令及び実行ユニット
１１にバスエラー通知はされない。

また同図（Ｃ）に示す如く、アクセスデータが第１ブロ
ツクのバイト（Ｅ）、（Ｆ）及び第２ブロツクのバイト
（１０）、（１１）でブロッククロスが有る場合には第
１ブロツクのバイト（Ｃ）〜（Ｆ）を第１ワードとし■
〜■の順に第１９−ドル第４ワードのデータ転送が行な
われ、ブロッククロスの通知を受けた命令及び実行ユニ
ット１１より再度アクセス要求が行なわれ、これによっ
て第２ブロツクのバイト（１０）〜（１３）を第１ワー
ドとし■〜■の順に第１９−ド〜第４ワードのデータ転
送が行なわれる。このとき、第１ブロックの第２〜第４
ワード及び第２ブロツクの第２〜第４ワードでバスエラ
ーがあっても命令及び実行ユニット１１にバスエラーは
通知はされない。

このように、アクセスの直接の対象となったデータ以外
のデータ転送ではバスエラー信号があっても命令及び実
行ユニット１１にバスエラー通知がなされないため、命
令及び実行ユニット１１ではプログラムの実行からみて
最低限必要な例外処理のみが行なわれ、不必要な例外処
理が起動されず命令実行の効率が向上する。また、アク
セス対象のデータが命令及び実行ユニット１１に転送さ
れた後命令及び実行ユニット１１はプログラムカウンタ
をインクリメントするため、キャッシュへの１ブロツク
のデータ転送が全て終了するまでプログラムカウンタの
値を記憶する必要がなくハードウェア構成が簡単となり
、ＣＰＵの負担が軽減される。

（発明の効果） 上述の如く、本発明のバスアクセス例外検出方法によれ
ば、中央処理装置の命令実行の効率が向上し、かつハー
ドウェア構成が簡単となり、中央処理装置の負担を軽減
でき、実用上きわめて有用である。

【図面の簡単な説明】

第１は本発明方法を適用した記憶ユニットのリード処理
の７０−チャート、 第２図は本発明方法を適用した計算機システムの構成図
、 第３図は第２図の記憶ユニットのブロック図、第４図は
本発明方法を説明するための図である。 図において、 １０はマイクロプロセッサ、 １１は命令及び実行ユニット（中央処理装置）、１２は
記憶ユニット、 １３はバスユニット、 １４はバス、 １５は主記憶装置、 ２７はキャッシュ、 ６０〜８５はステップ を丞す。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 中央処理装置（１１）のアクセスするアクセス対象がキ
   ャッシュ（２７）に存在しないとき主記憶装置（１５）
   から該アクセス対象を含む複数ワード構成のブロックを
   ワード単位で該キャッシュ（２７）に転送し、このうち
   アクセス対象だけを該中央処理装置（１１）に転送し、
   かつ該主記憶装置（１５）からキャッシュ（２７）への
   転送時にバスエラーが発生したときバスアクセス例外を
   検出して該中央処理装置（１１）で例外処理を行なう計
   算機システムのバスアクセス例外検出方法において、 該アクセス対象を含むワードの該主記憶装置（１５）か
   らキャッシュ（２７）への転送時にのみ該バスエラーの
   発生があればバスアクセス例外を検出し、 該アクセス対象を含まないワードの該主記憶装置（１５
   ）からキャッシュ（２７）への転送時に該バスエラーの
   発生があつてもバスアクセス例外を検出しないことを特
   徴とするバスアクセス例外検出方法。