DE2231146B2

DE2231146B2 - Datenverarbeitungsanlage mit virtueller Adressierung

Info

Publication number: DE2231146B2
Application number: DE2231146A
Authority: DE
Inventors: George Edward Schmidt; Joseph Frank Schnell
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1971-06-29
Filing date: 1972-06-26
Publication date: 1979-11-29
Also published as: FR2143736A1; IT955885B; US3786427A; DE2231146A1; JPS529495B1; DE2231146C3; CA971285A; GB1370219A; FR2143736B1

Description

Die Erfindung betrifft eine Datenverarbeitungsanlage mit virtueller Adressierung mit einer Zentraleinheit, einem Hauptspeicher hoher Speicherkapazität, einem schnellen Pufferspeicher kleinerer Kapazität, einem E/A-Kanal und einem Adressenumsetzer, wobei die Zentraleinheit Adreßsignale als virtuelle Adressen liefert, während in dem mit der Zentraleinheit verbundenen Hauptspeicher Daten blockweise unter reellen Adressen abspeicherbar sind.

Stand der Technik

In Speicher-Steuersystemen gemäß dem Stand der Technik, wie sie beispielsweise in den US-Patentschriften 32 17 298, 32 18 611 und 32 48 703 beschrieben sind, erfordert die Steuerung eines mit virtueller Adressierung arbeitenden gepufferten Speichersystems eine gesonderte Unterroutine unter Steuerung eines Befehlsübertragungsspeichers, der beispielsweise ein Festwertspeicher sein kann, um Adresseninformation und entsprechende Daten zwischen einem Hauptspeicher (Hochgeschwindigkeits-Pufferspeicher) und einem sekundären Speicher (eine Speichereinhek mit hoher Kapazität und relativ geringer Verarbeitungsgeschwindigkeit) zu übertragen. Die in den obengenannten US-Patentschriften beschriebenen Systeme erfordern neben dem Hauptspeicher und dem Sekundärspeicher noch einen Arbeitsspeicher und einen Speicher für den Übertragungsbefehl sowie ein Blockregister für den Hauptspeicher, ein Programmblockregister und ein weiteres Befehlslistenregister. Außerdem ist dort die Verwendung eines mit virtueller Adressierung arbeitenden gepufferten Speichersystems nur in Verbindung mit einer Zentraleinheit angegeben.

Die Hauptnachteile der dort beschriebenen Systeme sind die hohen Anforderungen an Speicherraum, die oben im einzelnen aufgeführt sind. Außerdem ist in diesen Patentschriften nicht gezeigt, wie ein mit virtueller Adressierung arbeitendes gepuffertes Speichersystem in einer Datenverarbeitungsanlage dann benutzt werden könnte, wenn mehr als eine der damit zusammenarbeitenden Einheiten gleichzeitig Zugriff zu dem Speichersystem zu erhalten versucht, wie z. B. in einem Multiprocessing-System, wo mehr als eine

Zentraleinheit mit dem gleichen Speicher zusammenarbeitet oder in einer modular aufgebauten Datenverarbeitungsanlage, wo die Eingabe-/Ausgabe-Anforderung durch einen Eingabe-/Ausgabe-Kanal bedient wird, der direkten Zugriff zum Speicher hat. s

In Teilnehmer-Datenverarbeitungi-Systemen mit gleichzeitigem Ablauf mehrerer Programme werden normalerweise Speicher mit extrem hoher Kapazität benötigt, eine Kapazität, die wesentlich höher ist at die des tatsächlichen Hauptspeichers. Die gesamte Kapazitat, die duicii ein System adressiert werden kann, wird durch die virtuelle Speicherung innerhalb des Systems bestimmt So kann beispielsweise eine Adressierung mit 24 Bit 2²⁴ oder angenähert 16 Mill, adressierbare Bytes liefern. Zum Adressieren kann der virtuelle Speicher in Segmente und jedes Segment wiederum in Seiten unterteilt werden, wobei jede Seite aus einer vorbestimmten Anzahl von Bytes besteht Indem man Programme in Segmente mit Seiten unterteilt, kann der Hauptspeicher seitenweise zugeordnet werden. Somit können die einzelnen Seiten im Hauptspeicher wahlfrei adressiert werden, in den Hauptspeicher überführt oder aus diesem wieder ausgespeichert werden, je nachdem, welche Seiten benötigt werden. Eine beliebige Anordnung der Seiten im Hauptspeicher erfordert natürlich 2> die Einrichtung von Seilentabellen, die die tatsächliche oder wirkliche Lage der Seite im Speicher anzeigt. Somit gibt eine einzelne Seitentabelle die wirklichen Speicherplätze aller Seiten eines bestimmten Segments wieder. Andere Seitentabellen geben die wirklichen Speicherplätze der anderen Segmenten zugeordneten Seietn des virtuellen Speichers wieder. Demgemäß erfordert die beliebige Verteilung der Seitentabellen die Erstellung einer Segmenttabelle, die die tatsächliche oder wirkliche Position der Seitentabellen wiedergibt. r> Die Segmenttabellen und Seitentabellen werden für einen Benutzer im Hauptspeicher gehalten und werden dazu benutzt, die virtuelle Adresse eines Benutzers in die echte Adresse umzuwandeln, d. h. in eine echte Speicherposition im Hauptspeicher der gewünschten Seite. Die Adressenumsetzung ist also die Umwandlung der virtuellen Adresse in die tatsächlichen oder echten Adressen im Hauptspeicher (vgl. Lexikon der Datenverarbeitung, 1969, S. 542 - 545).

Das Format einer aus 24 Bit bestehenden virtuellen v·, Adresse kann in drei Felder unterteilt werden, nämlich das Segmentfeld (Bits 8-11), das Seitenfeld (Bits 12-19) und das Bytefeld (Bits 20-31). In eirem solchen Format besteht der virtuelle Speicher aus 16 Segmenten, wobei jedes Segment 256 Seiten und jede Seite bis zu 4096 Bytes enthält. Auf Wunsch kann das Segmentfeld noch erweitert werden (Bits 0 — 7), um ein mit 32 Bit arbeitendes Adressiersystem zu schaffen, das dann 4096 Segmente aufweisen würde. Das Se^mentfeld dient dabei als Index für eine Eintragung in die v, Segrnenttabelle. Eine Eintragung in die Segmenttabelle enthält dabei einen Wert, der die Basisadresse der dem durch das Segmentfeld bezeichneten Segment zugeordneten Seitentabelle entspricht. Das Seitenfeld dient als Index für eine Eintragung in die Seitentabelle. Die t>o Eintragung in der Seitentabelle enthält einen Wert, der die echte oder tatsächliche Adresse der Seite darstellt. Das Verschiebefeld erfährt während der Adressenumsetzung eine Änderung und wird mit der umgesetzten Seitenadresse kombiniert, um die tatsächliche oder b5 echte Adresse des Hauptspeicheis zu bilden. Um eine Wiederholung dieser Umsetzung für jede Speicherbeziehung zu vermeiden, wird ein Assoziativspeicher vorgesehen, der aus einer Anzahl von Registern besteht Der Assoziativspeiche·· wird mit den echten Seitenadressen und den zugehörigen virtuellen Seitenadressen (Segment- und Seitenfeld der virtuellen Adresse) der erst kürzlich angesprochenen Seiten geladen. Demgemäß wird beim Beginn einer Umsetzung die zu übersetzende virtuelle Seitenadresse mit allen virtuellen Seitenadressen verglichen, die in dem Assoziativspeicher eingespeichert sind. Wird eine Übereinstimmung festgestellt dann liefert das Register, das die übereinstimmende virtuelle Adresse enthält, die echte Seitenadresse und die umgesetzte Adresse. Die echte Seitenadresse ist dann mit dem Byte-Verschiebeabschnitt der virtuellen Adresse zur Bildung der echten Hauptspeicheradresse kombiniert- Ist die zu übersetzende Adresse im Assoziativspeicher nicht aufzufinden, wird eine in zwei Ebenen durchzuführende Suche nach einer Segmenttabelle, Seitentabelle durchgeführt, um die entsprechende echte Seitenadresse aufzufinden. Nach Ansprechen der Tabellen wird die neu aufgefundene echte Seitenadresse und die ihr zugeordnete virtuelle Seitenadresse in ein Register des Assoziativspeichers für zukünftige Verwendung geladen. Eine genauere Beschreibung der virtuellen Adressierung und der dynamischen Adreßumsetzung, vie sie hier verwendet werden soll, findet sich in der US-Patentschrift 35 33 075.

In einem mit virtueller Speicherung arbeitenden System, das eine Zentraleinheit und durch eine Kanaleinheit gesteuerte Eingabe-/Ausgabe-Einheiten mit einem Hauptspeicher enthält, liefert die Zentraleinheit bei einer Anforderung an den Hauptspeicher eine virtuelle Adresse, die in einer dynamischen Adressenumsetzereinheit in eine echte Adresse umgesetzt werden muß, bevor sie dem Steuerteil des Hauptspeichers zugeführt werden kann, während die Kanaleinheit, wenn sie eine Anforderung an den Hauptspeicher abgibt, eine echte Adresse liefert, die umittelbar dem Steuerteil des Hauptspeichers zugeführt werden kann. Mit dem Aufkommen gepufferter Speichersysteme wird meist ein Hochgeschwindigkeits-Pufferspeicher zusätzlich zum Hauptspeicher vorgesehen. Dieser Hochgeschwindigkeits-Pufferspeicher hat die alleinige Aufgabe, den Datenabruf zu beschleunigen und hat dabei die Wirkung eines schnelleren Hauptspeichers durch Speicherung ausgewählter Blocks aus dem Hauptspeicher, bei denen die Wahrscheinlichkeit groß ist, daß sie demnächst benutzt werden. Wenn ein adressierter Datenblock im Pufferspeicher liegt, kann eine Speicheroder Abrufinformation rasch durchgeführt werden. Die Gesamtwirkung des Einsatzes von Pufferspeichern und die Art ihrer Verwendung besteht darin, daß der Hauptspeicher scheinbar eine wesentlich verkürzte Zykluszeit hat.

Im Betrieb werden daher alle von der Zentraleinheit kommenden Anforderungen daraufhin überprüft, ob der adressierte Speicherplatz sich im Puffer befindet. Enthält der Pufferspeicher den adressierten Speicherplatz und ist dies eine Anforderung zum Datenabruf, dann führt der Pufferspeicher einen Arbeitszyklus aus, und die gewünschten Daten werden an die Zentraleinheit übertragen, während für eine Speicherung die zu speichernden Daten sowohl dem Pufferspeicher als aucn dem Hauptspeicher zugeführt werden. Enthält der Pufferspeicher den adressierten Speicherplatz nicht, dann wird die Anforderung sofort an den Hauptspeicher für einen vollen Arbeitszvklus dieses Speichers weitergeleitet. Bei einem Datenabruf werden die im

Hauptspeicher abgerufenen Daten nach der Zentraleinheit überführt und außerdem für kommende Anforderungen im Pufferspeicher abgespeichert, während bei einer Speicheranforderung die Daten nur im Hauptspeicher abgespeichert werden. Beim Betrieb von Datenkanälen ist der Pufferspeicher beim Abruf von Daten aus dem Hauptspeicher nicht betroffen. Der Hauptspeicher wird adressiert und die Daten werden dem anfordernden Datenkanal zugeführt. Wenn jedoch aus einem Datenkanal eine Speicheranforderung ergeht, wird der ι ο Pufferspeicher überprüft, um festzustellen, ob sich der adressierte Speicherplatz im Pufferspeicher befindet, und wenn dies so ist, werden die aus dem Datenkanal kommenden Daten sowohl im Pufferspeicher als auch im Hauptspeicher eingespeichert. Befindet sich der adressierte Speicherplatz nicht im Pufferspeicher, dann werden die aus dem Datenkanal kommenden Daten nur im Hauptspeicher abgespeichert.

Eine Art von Pufferspeichern, die in einem solchen System Verwendung finden kann, besteht aus einem Adressenspeicher und einem entsprechenden Datenspeicher. Der Datenspeicher kann so aufgebaut sein, daß er Blocks mit je 32 Bytes oder 4 Doppelwörtern enthält, während der Adressenspeicher so aufgebaut ist, daß er die Blockadressen in 1 zu 1 Übereinstimmung mit den Datenblocks im Datenspeicher enthält. Demgemäß werden in einem nicht mit virtueller Speicherung arbeitenden System die Blockadreßabschnitte der von der Zentraleinheit oder dem Datenkanal kommenden Adressen mit den Blockadressen im Adressenspeicher des Pufferspeichers verglichen, um zu bestimmen, ob der adressierte Speicherplatz sich im Pufferspeicher befindet. In einem mit virtueller Speicherung arbeitenden System, bei dem die Zentraleinheit virtuelle Adressen liefert und die Datenkanäle Echt-Adressen übertragen, ergibt sich das Problem, wie im Pufferspeicher die verschieden formatierten Adressen behandelt werden sollen.

Der Erfindung liegt die Aufgabe zugrunde, eine Datenverarbeitungsanlage mit virtueller Adressierung zu schaffen, welche eine oder mehrere Zentraleinheiten, einen Hauptspeicher hoher Speicherkapazität, einen schnellen Pufferspeicher kleiner Kapazität und einen oder mehrere Eingabe-/Ausgabekanäle enthält und bei welcher der schnelle Pufferspeicher in der Lage ist, unterschiedlich formatierte Adressen, d. h. reelle Adressen und virtuelle Adressen zu verarbeiten. Dadurch könnte, wie bereits erwähnt, eine bessere Ausnutzung der vorhandenen Speicherkapazität erreicht werden.

Die Aufgabe wird dadurch gelöst,

daß der mit der Zentraleinheit und dem Hauptspeicher verbundene schnelle Pufferspeicher aus einem virtuellen Adreßpuffer und einem Datenpuffer besteht,
daß ferner ein Assoziativspeicher für die Speicherung von virtuellen Adressen und die entsprechenden reellen Adressen für den Hauptspeicher an die Zentraleinheit und an den Hauptspeicher anschaltbar ist,
daß mit dem Assoziativspeicher ein erster Vergleicher verbunden ist, der die von der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressen mit denen im Assoziativspeieher gespeicherten virtuellen Adressen vergleicht und bei erfolgreichem Vergleich ein erstes Steuersignal erzeugt, worauf, gesteuert durch dieses erste Steuersignal, die mit den vorgegebenen virtuellen Adressen verbundenen echten Adressen an den Hauptspeicher weitergegeben werfen und

daß weitere mit der Zentraleinheit und dem Pufferspeicher verbundene Schaltmittel vorgesehen sind, die auf die virtuellen Adressensignale aus der Zentraleinheit ansprechen und an den Pufferspeicher für einen Zugriff zu einer Speicherposition im Pufferspeicher ein zweites Signal liefern, das den aus der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressensignalen entspricht, wobei die Übertragung der echten Adressen an den Hauptspeicher dann gesperrt wird, wenn bei einer Abrufoperation durch die Zentraleinheit ein Zugriff zum Pufferspeicher erfolgt.

Vorzugsweise ist die Anordnung dabei so getroffen, daß ein echtes Adressensignal liefernde Eingabe-/Ausgabeeinheiten über den E/A-Kanal bei Datenabruf im Hauptspeicher unmittelbar nach diesen durchschaltbar sind.

Insbesondere ist es dabei von Vorteil, daß der ein echtes Adressensignal liefernde Eingabe-/Ausgabekanal für einen Datenspeichervorgang mit einer zweiten Vergleicherschaltung zum Vergleich dieser echten Adressen mit im Assoziativspeicher gespeicherten echten Adressen verbunden ist, daß bei positivem Vergleich die im Assoziativspeicher gespeicherten entsprechenden virtuellen Adressen mit den in den Adressenschaltungen des Adreßpuffers des Pufferspeichers gespeicherten virtuellen Adressen vergleichbar sind und daß bei positivem Vergleich die von den Eingabe-/Ausgabeeinheiten kommenden Daten zusätzlich zum Hauptspeicher auch noch an den den aufgefundenen virtuellen Adressen entsprechenden Speicherplätzen im Datenspeicher abspeicherbar sind, wobei weiterhin der Assoziativspeicher eine Adressenübersetzungsschaltung enthält, die der Umsetzung der von der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressen in echte Adressen dient.

Von besonderem Vorteil ist es hierbei, daß die Austauschanordnung vorgesehen ist, in der Listen mit der Benutzungsreihenfolge der aus dem Datenpuffer abgerufenen Datensätze eingespeichert sind, wobei jedesmal dann, wenn ein Datenblock im Pufferspeicher erfolgreich angesprochen ist, die Identität dieses Blocks in der entsprechenden Austauschliste an erster Stelle eingespeichert wird und daß bei erfolgloser Adressierung des Pufferspeichers bei Überführung von Daten in den Pufferspeicher die Identität dieses Datenblocks in der Austauschliste an letzter Stelle eingespeichert wird, um die übrigen schon früher benutzten Datenspeicher im Pufferspeicher zu halten.

Die Erfindung wird nunmehr anhand eines Ausführungsbeispiels in Verbindung mit den Zeichnungen näher beschrieben. Dabei zeigt

F i g. 1 in einem Blockdiagramm eine die Erfindung enthaltene Datenverarbeitungsanlage,

F i g. 2 in einem Blockdiagramm in größeren Einzelheiten die Steuerung der Adressen- und Dateninformation in einem die Erfindung enthaltendem gepufferten Speichersystem,

Fig.3 in Form eines Blockdiagranunes im einzelnen den erfindungsgemäßen Pufferspeicher und die zugehörigen Steuerschaltungen,

F i g. 4 in einem Ablaufdiagramm die beim Betrieb des die Erfindung enthaltenden Speichersystems ausgeführten Funktionsschritte,

Fig.5 in einem Diagramm das Format einer virtuellen Adresse und einer entsprechenden echten Adresse,

Fig.6 in einem Diagramm die Tätigkeit einer Austauschanordnung und

F i g. 7 in einem Diagramm den Austauschalgorithmus für die Austauscheinheit

Da die Erfindung hauptsächlich in der neuen strukturellen Kombination an sich bekannter Schaltungen der Rechenmaschinentechnik und nicht in deren speziellen Aufbau besteht, sind Steuerung und Anordnung dieser bekannten Schaltungen und Einheiten in den Zeichnungen durch Blockdarstellungen und Prinzipschaltbild wiedergegeben, die nur dann spezielle Einzelheiten zeigen, wenn sie sich auf die neue Anordnung und ihre Arbeitsweise beziehen, um die Beschreibung nicht mit strukturellen Einzelheiten zu belasten, die dem Fachmann bekannt sind. Verschiedene Teile dieses Systems wurden ebenfalls entsprechend zusammengefaßt und vereinfacht, um nur die Teile besonders herauszuheben, die sich auf die Erfindung beziehen.

Gemäß F i g. 1 ist in einer mit Pufferspeichern arbeitenden Datenverarbeitungsanlage die Zentraleinheit CPU 100 mit dem als dynamische Adreßübersetzungseinheit arbeitenden Assoziativspeicher 300 über die Leitungen 103, mit dem schnellen Pufferspeicher 200 über die Leitungen 102 und mit dem Hauptspeicher 400 über die Leitungen 201 und 402 verbunden. Der Eingabe-/Ausgabekanal 500 ist mit dem Pufferspeicher 200 und dem Hauptspeicher 400 über die Leitungen 502 und 204 verbunden. Der Pufferspeicher 200 ist mit dem der dynamischen Adreßübersetzung dienenden Assoziativspeicher 300 über die Leitungen 203 verbunden. Der Hauptspeicher 400 ist mit dem Assoziativspeicher 300 über die Leitungen 403 verbunden.

Der Hauptspeicher 400 kann natürlich aus vielen Speichereinheiten bestehen, die aus unterschiedlichen Bauelementen wie Magnetkernen, Halbleiterschaltungen usw. aufgebaut sein können. Auch an den Eingabe-/Ausgabekanal 500 können mehrere Arten von Eingabe-/Ausgabeeinheiten angeschlossen sein, die aüe über einen oder mehrere gemeinsame Kanäle angeschlossen sein können.

Die Zentraleinheit 100 kann entweder eine Vielzahl von Verarbeitungseinheiten, jede mit ihrem eigenen Programm, oder eine mit mehreren Programmen arbeitende Verarbeitungseinheit darstellen. Die Programme arbeiten alle gemeinsam auf den Hauptspeicher 400 durch Anwendung der virtuellen Adressierung, in welcher die CPU 100 eine virtuelle Adresse und der Eingabe/Ausgabekanal 500 eine echte Adresse der in F i g. 5 gezeigten Art liefern.

In den F i g. 2a und 2b ist die logische gegenseitige Verbindung der die vorliegende Erfindung bildenden Stufen im einzelnen gezeigt.

Um die die Erfindung enthaltende Anlage zu beschreiben, müssen im Zusammenhang mit der CPU 100 die CPU-Abrufleitung 101, die CPU-Speicherleitung 103, die CPU-Adreßsammelleitung 105 und die Dateneingangs-Sammelleitung 119 sowie die Datenausgangs-Sammelleitung 131 betrachtet werden.

Um die Operationen im Eingabe-/Ausgabekanal 500 zu beschreiben, müssen die Kanalabrufleitung 501, die Kanalspeicherleitung 507, die Kanaladreßsammelieitung 509 und die E/A-Dateneingangs-Sammelleitung 519 sowie die E/A-Datenausgangs-Sammelleitung 511 bo betrachtet werden.

Im Zusammenhang mit dem Hauptspeicher 400 sind die Dateneingangs-Sammelleitung 129, die Datenausgangs-Sammelleitung 401, die E/A-Dateneingangs-Sammelleitung 513 und die E/A-Datenausgangs-Sam- melleitung 405 relevant Außerdem ist für eine Beschreibung der vorliegenden Erfindung die Speicheradreß-SammelIeitung421 von Bedeutung.

CPU-Abruf

Bei einer CPU-Abrufoperation wird die CPU-Abrufleitung 101 erregt und entsperrt das Tor 102 zum Weiterleiten der auf der Adreßsammelleitung 105 liegenden virtuellen Adreßinformation, Bits 8 bis 31, auf die Ausgangsleitungen 109. Die Ausgangsleitungen 109 übertragen die virtuelle Adreßinformation der CPU über die ODER-Glieder 106 an die Ausgangsleitungen 111. Die virtuelle Adresse (Bits 8 bis 31) wird über die Leitungen 112 an die Eingänge der UND-Glieder 156 gegeben, die im entsperrten Zustand die virtuelle Adresse der CPU an den als Adreßübersetzungseinheit arbeitenden Assoziativspeicher 300 übertragen, wo eine Adreßübersetzung durchgeführt wird, um die virtuelle Seitenadresse der CPU in die echte Seitenadresse zu übersetzen. Die Bits 8 bis 28 der virtuellen CPU-Adresse werden über die Leitungen 113 und 114 an den Pufferspeicher 200 weitergeleitet, wo die Bits 8 bis 19, die virtuelle Seitenadresse, mit den dort befindlichen virtuellen Seitenadressen verglichen werden, um festzustellen, ob die adressierte Stelle im Pufferspeicher 200 enthalten ist. Wenn das der Fall ist, wird mit den Bits 21 bis 28 eine Stelle im Pufferspeicher 200 adressiert. Die Bits 20 bis 31 der virtuellen CPU-Adresse stellen das Bytefeld dar und werden über die Leitung 113 und 115 an die Eingänge der UND-Glieder 148 angelegt und dienen zur Adressierung des Hauptspeichers, wenn die adressierte Stelle nicht im Pufferspeicher 200 gefunden wird. Die virtuelle Seitenadresse wird ebenfalls über die Leitungen 116 an den Vergleicher 150 geleitet. Eine zweite Gruppe von Eingängen des Vergleichers 150 ist mit den Ausgangsleitungen 301 der virtuellen Seitenadressen im Assoziativspeicher 320 verbunden. Die

dern 174 verbunden. Der Ausgang 151 des Vergleichers 150 ist an einen Entsperreingang der UND-Glieder 152, 158, 160, 126 und 128 sowie an den Inverter 154 angeschlossen.

Wenn in dem Vergleicher 150 ein positiver Vergleich erzielt wird, sperrt der Inverter 154 die UND-Glieder 156 über die Leitung 155. Dadurch kann die CPU-Adreßinformation nicht über die Leitungen 157 an den als Adreßübersetzer arbeitenden Assoziativspeicher 310 übertragen werden. Wenn ein positiver Vergleich in dem Vergleicher erzielt wird, werden außerdem die UND-Glieder 152 über die Leitung 15! entsperrt, zur Übertragung der auf den Leitungen 303 liegenden echten Seitenadreßinformation über die Leitungen 153 an die UND-Glieder 146.

Somit verursacht ein erfolgreicher Vergleich zwischen der virtuellen Seitenadreßinformation der CPU und der virtuellen Seitenadresse vom Assoziativspeicher 320 das Durchschalten der entsprechenden echten Seitenadreßinformation an die UND-Glieder 146, die zusammen mit der Byte-Adreßinformation an den Eingängen der UND-Glieder 148 die echte Hauptspeicheradresse liefert Dementsprechend übertragen die UND-Glieder 146 und 148 im entsperrten Zustand die echte Hauptspeicheradresse über die Leitungen 147 und 149 und über die ODER-Glieder 420 auf die Speicheradreßsammelleitung 421. Während einer CPU-Abnifoperstion sind die UND-Glieder 146 und 148 durch ein vom UND-Glied 158 über das ODER-Glied 162 an die Leitung 159 angelegtes Signal entsperrt

Das UND-Glied 158 wird beim gleichzeitigen Auftreten eines positiven Vergleiches von dem Vergleicher 150 und eines negativen Vergleiches auf der

Leitung 213 wirksam, welcher anzeigt, daß die adressierte Stelle gegenwärtig nicht im Pufferspeicher 200 steht.

Wenn im Pufferspeicher 200 ein positiver Vergleich erzielt wird, wird die Vergleicherleitung 211 erregt, die zu einem Eingang der UND-Glieder 122 führt, deren andere Eingänge durch die CPU-Abrufleitung 101 und die Pufferdatensammelleitung 211 gebildet werden.

Bei einer CPU-Abrufoperation, in welcher die Vergleicherleitung 211 erregt und Daten auf der Pufferdatensammelleitung 221 verfügbar sind, übertragen die UND-Glieder 122 daher die Daten über die Leitungen 123 und über die ODER-Glieder 130 an die CPU-Datensammelleitung 131.

Wenn im Pufferspeicher 200 kein positiver Vergleich zustande kommt, wird die Leitung 213 erregt, die das UND-Glied 158 einschaltet, so daß der Hauptspeicher 400 adressiert und ein Ausgangssignal auf die Leitung 125 gegeben werden kann, die einen Entsperreingang für die UND-Glieder 126 bildet. Wenn während einer CPU-Abrufoperation ein virtueller Seitenadreßvergleich in dem Vergleicher 150 erzielt wird, liefern die Leitungen 101 und 151 die anderen Entsperrimpulse an die UND-Glieder 126 und leiten die auf der vom Hauptspeicher kommenden Datenausgangs-Sammelleitung 401 liegenden Daten über die Ausgangsleitungen 127 nach den ODER-Gliedern 130 und 140 durch, welche einmal die Daten über die Leitungen 131 an die CPU und über die Leitungen 141 zur Speicherung an den Datenpuffer 220 abgeben.

CPU-Speicherung

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Für die CPU-Speicheroperation ist die Leitung 103 erreet und liefert ein Entsperrsienal an die UND-Glieder 104, 160, 120 und 128." Die virtuelle CPU-Adreßin, J5 formation auf der Adreßsammelleitung 105 wird über die UND-Glieder 104 auf die Leitungen 107 und über die ODER-Glieder 106 auf die Ausgangsleitung Ul übertragen. Die virtuelle CPU-Adreßinformation wird über die UND-Glieder 156, Vergleicher 150, die UND-Glieder 148 und den Pufferspeicher 200 genauso benutzt, wie es oben für die CPU-Abrufinformation beschrieben wurde.

Wenn ein virtueller Seitenadreßvergleich in dem Assoziativspeicher erzielt wird, gibt dementsprechend die Leitung 151 ein Entsperrsignal an die UND-Glieder 128 ab. Wenn im Pufferspeicher 200 kein Adreßvergleich erzielt wird, gelangt ein zweites Entsperrsignal von der Leitung 213 über die Leitung 125 an die UND-Glieder 128. Die CPU-Datensammelleitung 119 wird dann nach der Ausgangsleitung 129 durchgeschaltet, wodurch die Daten von der CPU an den Hauptspeicher 400 weitergegeben werden. Das UND-Glied 148 wird wieder wirksam gemacht, wenn ein Vergleich von dem Vergleicher 150 und kein Vergleich auf der Leitung 213 zusammenfallen, um das Entsperren der UND-Glieder 146 über das ODER-Glied 162 und die Leitung 159 zu gestatten und um die echte Hauptspeicheradresse an die Hauptspeichereinheit 400 weiterzuleiten. Wenn ein Pufferadreßvergleich erzielt μ wird und die Leitung 211 erregt ist, werden die UND-Glieder 120 entsperrt, so daß die CPU auf den Leitungen 119 liegende Daten über die Leitungen 121 an die ODER-Glieder 140 abertragen kann, die die Daten über die Leitungen 141 an den Datenpuffer 220 und über die Dateneingangs-Sammelleitung 129 an den Hauptspeicher 400 abgeben. Das UND-Glied 162 spricht auf von der Vergleicherleitung 151, der CPU-Speicherleitung 103 und der Puffervergleichsleitung 211 kommende aktive Signale an und leitet ein Signal über das ODER-Glied 162 und die Leitung 159 zum Entsperren der UND-Glieder 146 und 148 weiter, damit diese die echte Hauptspeicheradresse an den Hauptspeicher 400 abgeben können.

Sowohl bei der Abruf- als auch bei Speicheroperation der CPU ist eine Adreßübersetzungsfolge erforderlich, um eine echte Seitenadresse zu erhalten, die mit der entsprechenden virtuellen Seitenadresse im Assoziativspeicher 320 gespeichert wird, wenn kein virtueller Seitenadreßvergleich in dem Vergleicher 150 erzielt wurde. Die Ausgangsleitung 151 des Vergleichers 150 gibt im abgeschalteten Zustand ein Signal über den Inverter 154 auf die Leitungen 155. Dieses Signal schaltet die UND-Glieder 156 ein, die die virtuelle Seitenadreßinformation der CPU über die Leitungen 157 an den Adreßübersetzer 310 übertragen. Der Adreßübersetzer 310 leitet dann eine Übersetzungsfolge zum Hauptspeicher ein, die über die Leitungen 311 und über das ODER-Glied 420 an die Speicheradreß-Sammelleitung 421 laufen. Wenn die übersetzte Adresse, d. h. die echte Seitenadresse, auf der Datenausgangssammelleitung 401 zur Verfügung steht, wird sie über die Leitungen 313 an den Adreßübersetzer 310 abgegeben. Der Adreßübersetzer 310 gibt dann die echte Seitenadresse und ihre entsprechende virtuelle Seitenadresse über die Leitungen 315 an den Assoziativspeicher 320 ab. Die Arbeitsweise des Adreßübersetzers ist in der US-Patentschrift 35 33 075 genauer beschrieben.

Anschließend wird eine Kanaldatenanforderung betrachtet, und zwar zuerst die Adreß- und Datensteuerungen, die sich auf den Kanalabruf und die Kanalsteueroperationen beziehen.

Kanalabruf

Wenn ein Kanalabruf eingeleitet wird, wird die Leitung 501 erregt, und die UND-Glieder 502 und 510 werden entsperrt. Das UND-Glied 502 überträgt die auf den Leitungen 509 liegende echte Kanaladreßinformation über die Leitungen 503 an die ODER-Glieder 420 und somit an den Hauptspeicher 400. Wenn die angeforderte Information auf den E/A-Datenausgangs-Sammelleitungen 405 zur Verfügung steht, übertragen die UND-Glieder 510 die Daten über die Leitungen 511 an den E/A-Kanal 500 und die Kanalabrufoperation ist abgeschlossen. Bei der Kanalabrufoperation ist weder der Pufferspeicher 200 noch die Adreßübersetzung in irgendeiner Weise betroffen, sondern es erfolgt nur eine unmittelbare Verbindung mit dem Hauptspeicher 400.

Kanalspeicherung

Bei einer Kanalspeicheroperation wird die Kanalspeicherleitung 507 betätigt und entsperrt die UND-Giieder 504, 512 und 514. Die UND-Glieder 504 übertragen die echte Kanaladreßinformation über die Leitungen 505 an die Eingänge der ODER-Glieder 420, die mit der Speicheradreß-Sammelleitung 421 verbunden sind. Die Bits 8 bis 19 der echten Kanaladresse werden auf eine erste Gruppe von Eingängen des Vergleichers 170 geleitet Die Bits 21 bis 28 der echten Kanaladresse werden ebenfalls über Leitungen 506 an den Pufferspeicher 200 geleitet und zur Adressierung einer Stelle in diesem Pufferspeicher 200 benutzt Der Vergleicher 170 vergleicht eine echte Kanalseitenadresse mit den echten Seitenadressen, die im Assoziativspeicher 320 gespeichert sind und über die Leitungen 303

auf eine zweite Gruppe von Eingängen des Vergleichers 170 geleitet werden. Wenn durch den Vergleicher 170 eine Übereinstimmung festgestellt wird, wird die Vergleicherleitung 171 betätigt und entsperrt die UND-Glieder 174 zur Übertragung einer entsprechen- ^r> den virtuellen Seitenadresse über die Leitungen 175 an den Adreßpuffer 210 des Pufferspeichers 200.

Die entsprechende virtuelle Seitenadresse, die im Assoziativspeicher 320 gefunden wurde, wird mit der in dem Adreßpuffer 210 liegenden virtuellen Seitenadresse ι η verglichen. Wenn ein Pufferadressenvergleich erzielt wurde und die Leitung 211 erregt ist, werden die UND-Glieder 514 entsperrt, so daß die auf den Leitungen 519 liegende E/A-Dateneingangs-Sammelleitungsinformation über die Leitungen 515 und die r> ODER-Glieder 140 übertragen werden kann, die Eingangssignale über die Leitungen 141 an den Datenpuffer 220 liefern. Die auf den E/A-Datensammeleingangsleitungen 519 liegenden Signale werden ebenfalls über die UND-Glieder 512 auf die Leitungen 513 2» geleitet, die die Kanaldaten an den Hauptspeicher 400 abgeben. Die UND-Glieder 512 werden bei einer Kanalspeicheroperation unabhängig davon entsperrt, ob auf der Leitung 211 ein einen positiven Pufferadreßvergleich anzeigendes Signal vorhanden ist oder nicht. 2^r> Das zeigt an, daß Kanaldaten unter allen Umständen bei einer Kanalspeicheroperation im Hauptspeicher gespeichert werden, im Pufferspeicher 220 dagegen nur dann, wenn ein positiver Pufferadreßvergleich auf der Leitung 211 erzielt wurde.

In Verbindung mit den F i g. 3a und 3b werden jetzt der Pufferspeicher 200 und die zugehörige Steuerlogik genauer beschrieben.

Der Adreßpuffer 210 enthält einen Adressenspeicher 2100, den Adreßdecodierer 2110, die Adreß-UND- r. Glieder 2 112,2 114,2 116,2 118 sowie die Pufferadreß-Vergleicher 2 122, 2 124, 2 126 und 2 128. Der Adressenspeicher 2 100 ist in Form einer Matrix von 64 Spalten mit den Bezeichnungen 0 bis 63 und vier Blocks mit den Bezeichnungen 0,1,2 und 3 angeordnet.

In einer Ausführungsform werden Teile der CPU-Adreßsammelleitung 114 oder der Kanaladreß-Sammelleitung 506 dazu benutzt, das Speichersteuersystem zu adressieren. Somit werden während einer CPU-Anforderung die Bits 21 bis 26 von der CPU-Adreß-Sam- ·τ> melleitung 114 oder während einer Kanalspeicheranforderung die Bits 21 bis 26 der Kanaladreß-Sammelleitung 506 nach den ODER-Gliedern 2 320 durchgeschaltet, deren Ausgänge über die Leitungen 2 321 an die Eingänge des Spaltendecodierers 2 110 des Adreßpuf- w fers 210, mit den Bits 2 bis 7 des Pufferadreßregisters 2 150, mit den Bits 2 bis 7 des Duplikatpufferadreßregisters 2 180 und mit dem Spaltendecodierer 2 166 der Austauschanordnung 2 164 verbunden sind. Die sechs auf den Leitungen 2 321 liegenden Adreßbits werden zu einer von 64 Spalten decodiert und adressieren über die Leitungen 2 111 eine Gruppe von vier Blocks in dem Adressenspeicher 2 100 und eine entsprechende Eintragung in der Austauschanordnung 2 164; z. B. kann eine Spalte des Adressenspeichers 2 100 adressiert werden, w> wodurch die Blocks 2 101, 2 102, 2 103 und 2 104 durch die Adreßinformation erreicht werden.

Die auf der CPU-Adreßsammeileitung 114 liegenden, die virtuelle Adreßinformation darstellenden Bits 8 bis 19 werden an die ODER-Glieder 180 und an die _b5 UND-Glieder 2 112, 2 114, 2 116 und 2 118 übertragen, die bei Entsperren eines UND-Gliedes aufgrund eines nicht zustande gekommenen Vergleiches die gegebene virtuelle Adresse zur Speicherung in einem angegebenen Block der adressierten Spalte des Adressenspeichers 2 100 übertragen. Die Ausgänge der ODER-Glieder 180 sind mit ersten Eingängen der Vergleicher 2 122, 2 124, 2 126 und 2 128 verbunden. Zweite Eingänge dieser Vergleicher sind mit den vier Blocks der jeweils adressierten Spalte des Adreßspeichers 2 100 verbunden. Diese Adreßinformation ist über die Leitung 2 131, 2 133, 2 135 bzw. 2 137 mit den Vergleichern 2 122, 2 124,2 126 und 2 128 verbunden. Wenn die vorgegebene virtuelle Adresse eine Übereinstimmung mit der Adreßinformation in einem der vier Adreßblocks ergibt, wird auf einer der vier Leitungen 2 141 ein Vergleichersignal erscheinen. Die Vergleicherleitungen 2 141 sind mit dem Codierer 2 152 verbunden, so daß bei einer Übereinstimmung zwischen der vorgegebenen virtuellen Adresse und einer in der adressierten Spalte des Adressenspeichers 2100 gespeicherten virtuellen Adresse die erregte der vier Vergieicherleitungen zu einem 2-Bit-Code codiert wird, der über die Leitungen 2 153 auf die Bits 0 und 1 des Pufferadreßregisters 2 150 und auf einen Fortschreibungscodierer 2 162 geleitet wird. Die Vergleicherleitungen 2 141 sind ebenfalls über das ODER-Glied 2142 mit der Pufferadreß-Vergleicherleitung 211 verbunden. Die Pufferadreß-Vergleicherleitung 211 ist an die UND-Glieder 2 190,2 192, 2 194, den Fortschreibungsdecodierer 2 162 und den Inverter 2 144 angeschlossen, der dann ein Ausgangssignal auf die Nicht-Vergleichleitung 213 gibt, wenn die Puffervergleichsleitung 211 abgeschaltet ist. Die Leitung 213 ist als ein Eingang an die UND-Glieder 2 146, 2 184, 2 186, 2 188 und den Fortschreibungscodierer 2 162 angeschlossen. Die Vergleichsleitung 211 und die Nicht-Vergleichleitung 213 sind die primären Entsperrleitungen für den Pufferspeicher 200 zur Steuerung der Datenübertragung zwischen der CPU 100, dem Pufferspeicher 200 und dem Hauptspeicher 400.

Virtuelle Adreßinformation, Bits 27 und 28 auf der CPU-Adreß-Sammelleitung 114 oder die Bits 27 und 28 auf der Kanaladreß-Sammelleitung 506 werden über die Leitungen 2 15 bzw. 2 302 an das ODER-Glied 2 310 übertragen, dessen auf den Leitungen 2 311 liegende Ausgangssignale nach den Bits 8 und 9 des Pufferadreßregisters 2 150 und des Duplikatpuffer-Adreßregisters 2 180 durchgeschaltet sind. Die Adreßbits 8 und 9 des Puffer-Adreßregisters (BAR) 2 150 oder des DBAR 2180 kennzeichnen eines von vier Doppelwörtern innerhalb eines von vier Blocks, die durch die Adreßbits 0 und 1 des BAR 2 150 oder des DBAR 2 180 bezeichnet sind, während die Adreßbits 2 bis 7 des BAR 2 150 oder des DBAR 2 180 eine der 64 Spalten des Datenspeichers 2 200 bezeichnen, der das angegebene Doppelwort in dem angegebenen Block enthält.

Die Blockinformationsbits 0 und 1 des BAR 2 150 werden über die Leitungen 2 155 an die UND-Glieder 2190, die Spalteninformationsbits 2 bis 7 über die Leitungen 2157 an die UND-Glieder 2192 und die Doppelwortinformationsbits 8 und 9 über die Leitungen 2159 an die UND-Glieder 2 194 übertragen.

Wenn zwischen einer gegebenen virtuellen Adresse und einer virtuellen Adresse in dem Adressenspeicher 2100 bei Vergleich Übereinstimmung festgestellt wird, entsperrt ein Signal auf der Vergleichsleitung 211 die UND-Glieder 2190, 2192 und 2194 und läßt die Adreßbits über die ODER-Glieder 2 198, 2 196 bzw. 2178 nach dem Blockdecodierer 2 220, dem Spaltendecodierer 2210 und dem Doppelwortdecodierer 2 230 des Datenpuffers 220 durch. Der Spaltendecodierer

2 210 überträgt die Spaltenadresse über die Leitungen 2 211 zur Auswahl einer von 64 Spalten. Der Blockdecodierer 2 220 überträgt die Blockadresse über die Leitungen 2 211 zur Auswahl eines von vier Blocks, z. B. des Blocks 2 2OZ Der Doppelwortdecodiarer 2 230 überträgt die Doppelwortadresse über die Leitungen 2 231 zur Auswahl eines von vier Doppelwörtern, z. B. der Doppelwortstelle 2 204, 2 206, 2 208 oder 2 212. Wenn also mit der gegebenen virtuellen Adresse ein positiver Vergleich erzielt wurde, wird daher der Inhalt des BAR 2 150 zur Adressierung einer bestimmten Doppelwortstelle innerhalb eines ausgewählten Blocks einer ausgewählten Spalte in dem Datenspeicher 2 200 benutzt Wenn in einer CPU-Abrufoperation ein erfolgreicher DatenpufferzJgriff stattfindet, steht das in der gewählten Doppel wc rtstelle, z.B. 2 204 eines ausgewählten Blocks einer ausgewählten Spalte der Datengruppe 2 200 vorhandene Doppelwort auf den Leitungen 221 zur Übertragung an die CPU 100 zur Verfügung. Wenn in einer CPU- oder Kanal-Speicheroperation der Datenpuffer 220 erfolgreich adressiert wird, werden die von der CPU oder dem E/A-Kanal auf den Leitungen 141 liegenden Daten dem Datenpuffer 220 für ein ausgewähltes Doppelwort, einen Block und eine Spalte des Datenspeichers 2 200 als Eingangssignale zugeführt. Das Doppelwort wird somit in dem Datenspeicher 2 200 so gespeichert, daB nachfolgend der schnelle Zugriff zu den Daten stattfinden kann.

Mit der Austauschanordnung 2 164 wird während der CPU-Abrufoperationen die Aktivität der Datenblocks innerhalb einer jeden der Pufferspalten überwacht. Die Austauschanordnung 2 164 besteht aus 64 Aktivitätslisten, mit je einer Liste für jede Spalte im Puffer. Jede der Listen >n Fig.6 kann als aus vier Eintragungen bestehend betrachtet werden, eine für jeden Pufferblock in der Spalte. Die Eintragung eines Blocks wird an die Spitze der Liste für die zugehörige Spalte gesetzt, wenn der Pufferblock angesteuert wird. Diese Lösung stellt sicher, daß die am längsten innerhalb einer Spalte nicht benutzten Blocks unten in der Liste stehen. Wenn ein Block innerhalb einer Pufferspalte zugeordnet und geladen werden soll, weil die angeforderten Daten nicht im Puffer stehen, wird der Pufferblock unten in einer Spalte der Aktivitätsliste angeordnet. Somit werden die aktiveren Daten im Pufferspeicher 200 gehalten. In dem .r> in F i g. 6 gezeigten Beispiel zeigt die Spalte A einen Zustand an, bei dem Block 0 den zuletzt benutzten Block und Block 3 den am längsten ungenutzten Block in einer Spalte darstellen. Wenn eine Anforderung an den Pufferspeicher gestellt und kein positiver Verglich erzielt wird, dann wird Block 3 als der auszutauschende Block gekennzeichnet und an die Spitze der Aktivitätsliste gesetzt, während die anderen Blockzahlen nach der Darstellung in Spalte B nach unten geschoben werden. In den nachfolgenden Spalten C und D führen nicht erzielte positive Vergleiche bei Abgabe von Anforderungen dazu, daB die Blocks 2, 1 und 0 der Reihe nach ersetzt und jeder an die Spitze der Liste gesetzt und die anderen Blockzahlen heruntergeschoben werden. In der Spalte E führt eine Anforderung an den Datenpuffer 2 bo bei Vergleich zu einer Übereinstimmung mit Block 2. Infolgedessen wird Block 2 an die Spitze der Liste und die Blocks 0 und 1 mit dem Block 3 nach unten geschoben, der immer noch als der älteste angeforderte Block gekennzeichnet ist. Auf ähnliche Weise zeigen die μ Spalten F, G, H und I die Bewegung der Aktivitätsliste, wenn nachfolgend, bei Vergleich Übereinstummungen festgestellt werden im Block 2 und 3 und keine Übereinstimmung, die den Austausch von Block 1 erfordert

Jede Eintragung in der Austauschanordnung enthält codierte Daten, die den im Bedarfsfall als nächsten auszutauschenden Block im Pufferspeicher 200 kennzeichnen. Um ein laufendes Bild des auszutauschenden Blocks aufrechtzuerhalten, überwacht ein Austauschalgorithmus die Blockbenutzung der Daten im Pufferspeicher 200. Dementsprechend wird die Austauschgruppeninformation für jede CPU-Abrufoperation fortgeschrieben.

Jede Eintragung in der Austauschanordnung enthält einen 6-Bit-Code, der die Austauschblockzahl nach folgender Tabelle angibt:

Austauschen	Austauschgruppeninhalt	02	03	12	13	23
Block		X	1	X	1	1
No.	01	1	X	1	X	0
3(11)	X	X	X	0	0	X
2(10)	X	0	0	X	X	X
KOl)	1
9(00)	0

In Fig.7 ist ein graphisches Beispiel für den Austauschalgorithmus gezeigt Jede Ecke des Rechtecks stellt einen der vier auszutauschenden Blocks dar und die sechs Verbindungslinien den den auszutauschenden Block bezeichnenden 6-Bit-Code. Wenn ein Bit des Codes eingeschaltet ist, zeigt die Linie zwischen den Ecken zur nächsten höheren Zahl, wogegen sie auf die nächst niedere Zahl zeigt wenn das Bit ausgeschaltet ist wenn z. B. die die Blockzahlen 0 und 1 verbindende Linie eingeschaltet ist, zeigt der Pfeil auf die Blockzahl 1. Die Blockzahl 1, auf welche die meisten Linien weisen, wird jedoch erst ausgetauscht, wenn eine Anforderung keine Übereinstimmung innerhalb der angegebenen Spalte findet, und der Zustand der auf diese Blockzahl weisenden Bits wird dann umgekehrt Wenn andererseits eine Anforderung eine Übereinstimmung innerhalb der angegebenen Spalte findet dann wird der Zustand derjenigen Bits umgekehrt, die auf die Blockzahl hinweisen, in welcher die Übereinstimmung festgestellt wurde. Somit bezeichnet im Beispiel der Fig.7 der Rückstellzustand den Block Nr. 3 als den Austauschblock, da drei Bits 0-3, 1-3 und 2-3 auf diese Blockzahl zeigen. Der Block 2 ist der nächst älteste, da zwei Bits 0 — 2 und 1 —2 auf diese Blockzahl zeigen und der Block 1 ist der nächst älteste nach Block 2, da ein Bit 0— 1 auf diese Blockzahi zeigt Der Block Nr. 0 wurde zuletzt gebraucht, da kein Bit auf diese Blockzahl hinweist. Nachdem Block 3 ausgetauscht ist, schreibt der Austauschalgorithmus den 6-Bit-Code durch Rückstellung der auf die Blockzahl 3 deutenden Bits fort Nach der Fortschreibung ist dementsprechend der Block Nr. 2 der zuerst auszutauschende, da dieser jetzt 3 auf die Blockzahl 2 hinweisende Bits vorzuweisen hat Der Rest der F i g. 7 zeigt den Wechsel der Austauschgruppenbits für eine Spalte der Austauschgruppe 2164 für das in F i g. 6 gezeigte Beispiel.

Aus den F i g. 3a und 3b ist zu ersehen, daß die durch eine adressierte Spalte der Austauschanordnung 2 153 bestimmte Information über die Leitungen 2 165 an den Decodierer 2 168 geleitet wird, der die sechs Leitungen zu einer aus 2 Bits bestehenden Nachricht auf den

Leitungen 2 169 decodiert, die mit den ersten Eingängen der UND-Glieder 2 146 verbunden sind. Die anderen Eingänge der UND-Glieder 2 146 sind an die Nicht-Vergleichleitung 213 angesch'ossen. Die Leitungen 2 171 werden betätigt, wenn im Pufferadreßvergleicher 2 122, 2 124,2 126 oder 2 128 kein Vergleich erzielt wurde. Die Leitungen 2 171 sind mit den Bits 0 und 1 des DBAR 2 180 verbunden. Die Bits 0 und 1 von DBAR 2 180 werden dem Decodierer 2159 zugeleitet, der eingeschaltet ist, wenn ein Signal »Kein Vergleich« auf der Leitung 213 erscheint. Der Decodierer 2 159 schaltet eines der UND-Glieder 2 112, 2 114, 2 116 oder 2 118 ein, um die virtuelle Adreßinformation auf den Leitungen 2 106 nach einem der vier Blocks in einer bestimmten Spalte des Adressenspeichers 2100 zu leiten.

Die Information darüber, welcher der vier Blocks eingeschaltet ist, wird ebenfalls an den Fortschreibungscodierer 2 162 gegeben, der dann die 6-Bit-Information in der Austauschanordnung 2 164 in der entsprechenden Spalte fortschreibt.

Wenn also die gegebene virtuelle Adresse bei einer CPU-Abrufoperation nicht mit den in dem Adressenspeicher 2100 gespeicherten virtuellen Adressen übereinstimmt, wird in einem dann stattfindendem Austauschzyklus die gegebene virtuelle Adresse in einem entsprechenden Block der adressierten Spalte in dem Adressenspeicher 2100 abgespeichert und die Austauschanordnung 2 164 fortgeschrieben.

Die Blockinformationsbits 0 und 1 des DBAR werden _i(i über die Leitungen 2 187 an die UND-Glieder 2 184 übertragen, die Spalteninformationsbits 2 bis 7 über die Leitungen 2 185 an die UND-Glieder 2 186 und die Doppelwortinformationsbits 8 und 9 über die Leitungen 2 181 an die UND-Glieder 2 188. Mit einem zum DBAR _r, 2 180 gehörenden Zähler 2 182 werden die Doppelwort-Auswahlbits für Pufferspeicheroperationen erhöht. Die Doppelwort-Auswahlbits 8 und 9 werden in den Zähler 2 182 eingegeben und jedesmal um den Wert 1 erhöht, wenn eine Pufferspeicheroperation stattfindet. Der ₄₍₎ erhöhte Wert wird über die Leitungen 2 183 nach den Bits 8 und 9 des DBAR 2 180 zurückgeführt. Der Zähler 2 182 ist deswegen erforderlich, weil bei Informationsübertragung vom Hauptspeicher in den Pufferspeicher 200 die Information blockweise übertragen wird, d. h. jeweils vier Doppelwörter DlVl, DIV2, DIV3 und DlV4. Wenn das DW1 gefragt ist, werden die einzelnen Doppelwörter DWi, DW2, DWZ und DW4 in dieser Reihenfolge geliefert. Wenn jedoch z. B. das DW3 gefragt ist, wird dieses zuerst geliefert, gefolgt von _w DW4, DW\ und DW2. Demzufolge müssen die Wörter in dieser Reihenfolge im Pufferspeicher 200 gespeichert werden, und der Zähler 2 182 muß die Reihenfolge, beginnend an irgendeinem Punkt in der Reihenfolge dieser Doppelv/örter DlVl bis DIV4 -,-, aufrechterhalten. Die folgende Tabelle 2 zeigt die binäre Einstellung des Zählers 2 182 für jedes Doppelwort in einem Block.

Wenn also im Pufferspeicher 200 eine Speicheroperation, beginnend mit dem Doppelwort DIV3, stattfinden soll, dann wird der Zähler auf den binären Wert 10 eingestellt für die nächste Speicheroperation wird der inhalt des Zählers 2 182 zur Speicherung des Doppelwortes DIV4 um den Wert 1 erhöht, und dieser Wert wird an die Bits 8 und 9 des DBAR 2 180 übertragen. Wenn der Inhalt des Zählers 2 182 wieder erhöht wird, läuft der Zähler über und kehrt auf den Wert 00 zurück und speichert das Doppelwort DWl. Dieser Wert wird dann an die Bits 8 und 9 des DBAR 2 180 übertragen. Der Zähler 2 182 wird als nächstes zur Speicherung des Doppelwortes DJV2 auf den Wert 01 erhöht Mit dem Zähler 2 182 kann also mit jedem der Doppelwörter DlVl bis DIV4 begonnen und jedes dieser Doppelwörter kann an der richtigen Pufferspeicheradresse gespeichert werden.

Die UND-Glieder 2 184, 2 186, 2 188 werden durch ein Signal auf der Leitung 213 entsperrt Wenn also keine Übereinstimmung der Pufferadresse festgestellt wird, werden die UND-Glieder 2184, 2186, 2188 entsperrt, so daß die Adreßinformation im DBAR 2 180 über die Leitungen 2 173 an die ODER-Glieder 2 198, die Leitungen 2 175 an die ODER-Glieder 2 196 und die Leitungen 2 177 an die ODER-Glieder 2 178 übertragen werden kann. Die Adreßbits laufen über die ODER-Glieder 2 198, 2 196 und 2 178 zum Blockdecodierer 2 220, Spaltendecodierer 2 210 und Doppelwortdecodierer 2 230 des Datenpuffers 220. Wenn also mit der gegebenen virtuellen Adresse keine Übereinstimmung festgestellt wird, wird mit dem Inhalt des DBAR 2 180 eine bestimmte Doppelwortstelle innerhalb eines ausgewählten Blocks einer ausgewählten Spalte im Datenpuffer 2 200 adressiert.

Wenn zwischen einer gegebenen virtuellen Adresse und einer Adiesse von dem Adressenspeicher 2 100 eine Übereinstimmung festgestellt wird, wird mit dem Inhalt des Pufferadreßregisters 2 150 ein bestimmtes Doppelwort in dem Datenspeicher 2 200 adressiert, und wenn keine Übereinstimmung festgestellt wird, wird mit dem Inhalt des DBAR 2 180 ein bestimmtes Doppelwort, in dem Datenspeicher 2 200 adressiert. Wenn also bei einer CPU-Abrufoperation eine Übereinstimmung erzielt wird, schreibt der Fortschreibungscodierer 2 162 die adressierte Eintragung in der Austauschanordnung 2 164 entsprechend der Blockzahl fort, in welcher die Übereinstimmung festgestellt wurde, wogegen er die adressierte Eintragung in der Austauschanordnung 2 164 nach der durch das DBAR 2 180 angegebenen Blockzahl fortschreibt, wenn keine Übereinstimmung festgestellt wurde.

Aus der obigen Beschreibung ist daher zu ersehen, daß die den Erfindungsgedanken ausführende Anlage den Zugriff zum Hauptspeicher 400 und zum Pufferspeicher 200 steuert und Daten in einem virtuell adressierten Pufferspeichersystem überträgt.

Arbeitsweise

Doppelwort

Binärer Wert

00
01
10

Anschließend wird die Arbeitsweise der bisher mi beschriebenen Anlage im Zusammenhang mit Fig. 4, 2a, 2b, 3a und 3b genauer beschrieben.

Wenn eine Speicheranforderung eingeleitet wird, muß zuerst festgestellt werden, ob die Anforderung von der CPU oder vom E/A-Kanal stammt. Diese μ Entscheidung wird automatisch getroffen, je nachdem welche der Leitungen 101, 103 oder 501 bzw. 507 betätigt ist. Wenn eine der Leitungen 101 oder 103 erregt ist, wird dadurch die SDeicheranforderune als

CPU-Anforderung gekennzeichnet Wenn eine der Leitungen 501 oder 507 erregt ist, wird die Speicheranforderung als E/A-Kanalspeicheranforderung bezeichnet

CPU-Anforderung

Für eine CPU-Anforderung werden die Bits 8 bis 19 der virtuellen CPU-Adresse (die virtuelle Seitenadresse) an den virtuellen Adreßvergleicher 150 geleitet, der durch den Entscheidungsblock »Virtueller Adreßvergleich« in F i g. 4 dargestellt ist Wenn eine Übereinstimmung der virtuellen Adresse festgestellt wird, werden die Bits 8 bis 19 der virtuellen CPU-Adresse dann mit einer im Adreßpuffer 210 enthaltenen Adresse verglichen (Fig.3a). Wenn dort eine Übereinstimmung festgestellt und die Pufferadreßvergleichsleitung 211 demzufolge erregt wird, ist daraus λι ersehen, daß für eine CPU-Abrufoperation, die durch die CPU 100 angeforderten Daten, die im Datenpuffer 220 an der durch das BAR 2 150 bezeichneten Block-, Spalten- und Doppelwortstelle stehen, über die Leitungen 221 und die UND-Glieder 122 nach der CPU-Datensammelleitung 131 geleitet werden. Wie bereits beschrieben, reagiert der Fortschreibungscodierer 2 162 auf den CPU-Abruf, den Puffervergleich und die Bits 0 und 1 am Ausgang des Codierers 2 152 durch Fortschreiben des Inhaltes der entsprechenden Spalte der Austauschanordnung 2 164. Wenn die CPU-Speicherleitung 103 erregt ist, werden Daten auf der CPU-Sammelleitung 119 über die UND-Glieder 120 und über die ODER-Glieder 140 an w den Datenpuffer 220 geleitet. In diesem Fall werden von der CPU kommende Daten in dem Datenspeicher 2 200 an der durch die Decodierer 2 210, 2 220 und 2 230 entsprechend dem Inhalt des BAR 2 150 gekennzeichneten Spalten-, Block- und Doppelwortstelle gespeichert.

Aus Fig.4 ist zu ersehen, daß die angeforderten Adressen und Daten über einen Adreßübersetzungszyklus vom Hauptspeicher erhalten werden müssen, wenn in dem Vergleicher 150 keine Übereinstimmung mit der virtuellen Adresse erzielt wird. Der Inverter 154 erregt daher das UND-Glied 156, welches dann die virtuelle Adresse von der CPU 10 an den Adreßübersetzer 310 weiterleitet. Dieser führt die Adreßübersetzung aus und erhält die echte Seitenadresse vom Hauptspeicher 400. ^, Wenn die umgesetzte Adresse in dem Assoziativspeicher 320 verfügbar ist, wird im virtuellen Adreßvergleicher 150 eine Übereinstimmung erzielt, und die entsprechende echte Seitenadresse wird auf der Leitung 303 über die UND-Glieder 152 an die UND-Glieder 146 w abgegeben.

Da unter diesen Umständen in dem Vergleicher 150 eine Übereinstimmung der virtuellen Adresse erzielt wird, die angeforderte Adresse jedoch nicht im Adreßpuffer 210 enthalten ist, wird die Leitung 213 γ, erregt und die Einschaltbedingungen für das UND-Glied 158 erfüllt, zur Übertragung einer Übertragungsadresse über das ODER-Glied 162 als ein Hauptspeichersignal auf der Leitung 159. Daher wird die echte Hauptspeicheradresse über die UND-Glieder 146 und t>n 148 nach der Speicheradreß-Sammelleitung 421 und somit an den Hauptspeicher 400 übertragen.

Wenn die CPU-Anforderung eine Abrufoperation ist und dabei die Leitung 101 erregt ist, werden Daten aus dem Hauptspeicher 400 auf der Datensammelausgangs- bi leitung 401 über die UND-Glieder 126 abgerufen und im Datenpuffer 220 an der durch das DBAR 2180 bezeichneten Block-, Spalten- und Doppelwortstelle gespeichert sowje an die CPU 100 übertragen. Wie bereits beschrieben, spricht der Fortschreibungscodierer 2 162 auf den CPU-Abruf, die Nicht-Übereinstimmung im Pufferspeicher und die Bits 0 und 1 des DBAR 2 180 an und schreibt den Inhalt der entsprechenden Spalte der Austauschanordnung 2 164 fort

Wenn die CPU-Anforderung eine Speicheroperation ist und demnach die Leitung 103 erregt ist, werden die UND-Glieder 128 für die Datenübertragung von der CPU 100 über die Leitung 119 nach der Hauptspeicherdateneingangs-Sammelleitung 129 zur Speicherung im Hauptspeicher 400 entsperrt

Kanalanforderung

Aus den Fig.4 und 2a ist zu ersehen, daß bei Erregung entweder der Kanalanforderungsleitung 501 für den Kanalabruf oder der Leitung 507 für die Kanaispeicherung die Anforderung als Kanalanforderung bezeichnet ist Ist die Kanalanforderungsleitung 501 erregt dann werden die UND-Glieder 510 entsperrt und gestatten die Übertragung von Daten auf der E/A-Datenausgangs-Sammelleitung 405 des Hauptspeichers 400, der durch die Kanaladresse über das UND-Glied 502 und die ODER-Glieder 420 adressiert wird, über die Leitungen 511 zum E/A-Kanal 500 zur Durchführung einer Kanalabrufoperation.

Wenn die E/A-Kanalanforderung als Kanalspeicheroperaticn gekennzeichnet ist, werden über die Kanalspeicherleitung 507 die UND-Glieder 504, 512 und 514 entsperrt Die Kanaladreßinformation wird auf den Leitungen 505 direkt an die ODER-Glieder 420 übertragen, zur Weiterleitung über die Speicheradreß-Sammelleitung 421 an den Hauptspeicher 400, während Kanaldaten auf den Leitungen 419 über die UND-Glieder 512 an die E/A-Dateneingangs-Sammelleitungen 513 geleitet werden, wodurch eine direkte Speicherung der Kanalinformation an der Zugriffsstelle im Hauptspeicher 400 erreicht wird.

Gleichzeitig werden die Bits 8 bis 19 der Kanaladreßinformation einer Gruppe von Eingängen des Echt-Adreßvergleichers 170 zugeleitet, wo die Kanaladresse mit dem echten Teil aller im Assoziativspeicher 320 gespeicherten Adressen verglichen wird. Wenn keine Übereinstimmung zwischen der gegebenen Kanaladresse und den echten Adressen in dem Adressenspeicher erzielt wird, wird keine weitere Pufferoperation ausgeführt Wird jedoch eine Übereinstimmung erzielt, wird die zugehörige virtuelle Adresse über die UND-Glieder 174, die Leitungen 175 und die ODER-Glieder 180 an die Pufferadreßvergleicher 2 122, 2 124, 2 126 und 2 128 (dargestellt in F i g. 3a) geleitet, wo die entsprechende virtuelle Adresse mit den in dem Adressenspeicher 2 100 gespeicherten Blockadressen an einer Spaltenstelle verglichen wird, die durch die Bits 21 bis 26 der auf die Leitungen 506 gegebenen Kanaladresse bestimmt wird.

Wenn eine Übereinstimmung der Pufferadresse erzielt wird, werden die UND-Glieder 514 entsperrt und gestatten eine Übertragung der auf den Leitungen 515 liegenden E/A-DatensammelleitungsinFormation über die ODER-Glieder 140 und die Leitungen 141 an den Datenpuffer 220, wo sie an der durch das BAR 2 150 angegebenen Block-, Spalten- und Doppelwortstelle gespeichert werden.

Wenn also eine Übereinstimmung der echten Adresse und der Pufferadresse in einer Kanalspeichuroperation erzielt wird, werden Kanaldaten sowohl im Datenpuffer als auch im Hauptspeicher gespeichert.

Hierzu 7 liliill Zei

Claims

Patentansprüche:

1. Datenverarbeitungsanlage mit virtueller Adressierung mit einer Zentraleinheit, einem Hauptspeieher hoher Speicherkapazität, einem schnellen Pufferspeicher kleinerer Kapazität, einem E/A-Kanal und einem Adressenumsetzer, wobei die Zentraleinheit Adreßsignale als virtuelle Adressen liefert, während in dem mit der Zentraleinheit ι ο verbundenen Hauptspeicher Daten blockweise unter reellen Adressen abspeicherbar sind, dadurch gekennzeichnet,

daß der mit der Zentraleinheit (100) und dem Hauptspeicher (400) verbundene schnelle Pufferspeicher (200) aus einem virtuellen Adreßpuffer (210) und einem Datenpuffer (220) besteht,
daß ferner ein Assoziativspeicher (300, 320) für die Speicherung von virtuellen Adressen und die entsprechenden reellen Adressen für den Hauptspeieher an die Zentraleinheit und an den Hauptspeicher (400) anschaltbar ist,

daß mit dem Assoziativspeicher ein erster Vergleicher (150) verbunden ist, der die von der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressen mit denen im Assoziativspeicher gespeicherten virtuellen Adressen vergleicht und bei erfolgreichem Vergleich ein erstes Steuersignal erzeugt, worauf, gesteuert durch dieses erste Steuersignal, die mit den vorgegebenen virtuellen Adressen verbundenen echten Adressen an den Hauptspeicher (400) weitergegeben werden und

daß weitere mit der Zentraleinheit und dem Pufferspeicher verbundene Schaltmittel vorgesehen sind, die auf die virtuellen Adressensignale aus der r> Zentraleinheit ansprechen und an den Pufferspeicher für einen Zugriff zu einer Speicherposition im Pufferspeicher ein zweites Signal liefern, das den aus der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressensignalen entspricht, wobei die Übertragung der echten Adressen an den Hauptspeicher dann gesperrt wird, wenn bei einer Abrufoperation durch die Zentraleinheit ein Zugriff zum Pufferspeicher erfolgt.

2. Anlage nach Anspruch 1, dadurch gekennzeich- 4 > net, daß ein echtes Adressensignal liefernde Eingabe-/Ausgabeeinheiten über den E/A-Kanal (500) bei Datenabruf im Hauptspeicher (400) unmittelbar nach diesen durchschaltbar sind.

3. Anlage nach den Ansprüchen 1 und 2, dadurch >o gekennzeichnet,

daß der ein echtes Adressensignal liefernde Eingabe-/Ausgabekanal (500) für einen Datenspeichervorgang mit einer zweiten Vergleichsschaltung (170) zum Vergleich dieser echten Adressen mit im v> Assoziativspeicher (320) gespeicherten echten Adressen verbunden ist,

daß bei positivem Vergleich die im Assoziativspeicher gespeicherten entsprechenden virtuellen Adressen mit den in den Adreßschaltungen des «> Adreßpuffers (210) des Pufferspeichers (200) gespeicherten virtuellen Adressen vergleichbar sind, und
daß bei positivem Vergleich die von den Eingabe-/ Ausgabeeinheiten kommenden Daten zusätzlich zum Hauptspeicher (400) auch noch an den den b^r> aufgefundenen virtuellen Adressen entsprechenden Speicherplätzen im Datenpuffer (220) abspeicherbar sind.

4. Anlage nach Anspruch 3, dadurch gekennzeichnet, daß der Assoziativspeicher (300) eine Adressen-Obersetzungsschaltung (310) enthält, die der Umsetzung der von der Zentraleinheit kommenden virtuellen Adressen in echte Adressen dient.

5. Anlage nach den Ansprüchen 1 bis 4, dadurch gekennzeichnet, daß eine Austauschanordnung (2164) vorgesehen ist, in der Listen mit der Benutzungsreihenfolge der aus dem Datenpuffer (220) abgerufenen Datensätze eingespeichert sind, wobei jedesmal dann, wenn ein Datenblock (2202, 2204) im Pufferspeicher erfolgreich angesprochen ist, die Identität dieses Blocks in der entsprechenden Austauschliste an die erste Stelle eingespeichert rückt, und daß bei erfolgloser Adressierung des Pufferspeichers bei Überführung von Daten in den Pufferspeicher die Identität dieses Datenblocks in der Austauschliste an letzter Stelle eingespeichert wird, um die übrigen schon früher benutzten Daten im Pufferspeicher zu halten.