DE2610411C2 - Schaltungsanordnung zur Ermittlung derjenigen fehlerfreien Einheit aus einer Vielzahl von Einheiten einer Datenverarbeitungsanlage mit der geringsten Benutzungshäufigkeit - Google Patents
Schaltungsanordnung zur Ermittlung derjenigen fehlerfreien Einheit aus einer Vielzahl von Einheiten einer Datenverarbeitungsanlage mit der geringsten BenutzungshäufigkeitInfo
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Description
Die Erfindung betrifft eine Schaltungsanordnung nach dem Oberbegriff des Patentanspruchs.
Datenverarbeitungssysteme, in denen eine vorbestimmte Anzahl identischer Einheiten in willkürlicher Reihenfolge
benutzt werden, sind bekannt. Wie aus der US-Patentschrift 35 88 829 hervorgeht, ist jedoch bekannt,
daß die in der vorhergehenden Reihenfolge am längsten unbenutzte Einheit vor Zuordnung für eine neue
Benutzung bezeichnet wird, wenn eine der Einheiten einer neuen Benutzung zugeordnet werden soll. Es ist dabei
möglich, daß die identischen Einheiten sowohl Abschnitte in Speichern sein können oder auch andere identische
Einheiten wie Prozessoren oder andere gleiche Einheiten innerhalb eines Datenverarbeitungssystems. In dem
Datenverarbeitungssystem der genannten US-Patentschrift liegt zwischen dem Hauptspeicher und der zentralen
Verarbeitungseinheit ein Hochgeschwindigkeitspufferspeicher, der wie die zugehörige Adreßanordnung in
sogenannte kongruente Klassen unterteilt wird. D. h, der Hociigeschwindigkeitspufferspeicher wird in mehrere
Abschnitte unterteilt, von den-'n jeder mehrere adressierbare Eintragungen enthält, in denen Datensätze aus
dem Hauptspeicher einer zugehörigen vorgegebenen Eintragung in einem dieser Abschnitte im Hochgeschwindigkeitspufferspeicher
zuzuordnen sind. Der zugeordnete Abschnitt ist der vom Datenverarbeitungssystem am
längsten unbenutzte Abschnitt.
Außerdem ist im IBM Technical Disclosure Bulletin. Vol. 10. März 1968,Siiten 1541 und 1542 eine Logik zur
Implementierung eines Algorithmus zur Überwachung des am längsten unbenutzten Teils (LRU Algorithmus)
einer Vielzahl von Teil :n eine Datenverarbeilungssystems dargestellt. Es zeigt sich nun, daß beim Ausfall eines
Teils eines Speichersystrms oder gleicher Teile innerhalb eines Datenverarbeitungssystems Probleme dahingehend
auftreten, daß die Fehle, im Speichersystem in Verbindung mit den Fehlerprüf- und Korrekturcodes
toleriert werden müssen Dies wird im allgemeinen jedoch sehr kostspielig und außerdem geht die Gesamtleistung
des Systems herunter. Die Alternative, einen physikalischen oder logischen Ausschluß bestimmter Teile
von der weiteren Benutzung zu erreichen, ist in der Praxis nicht durchführbar, da bei herkömmlichen Systemen
die Leistung dadurch so weil heruniergcdrücki würde, daß keine weiteren Fehler im Sysicm toleriert werden
können, ohne daß eine vollständige Abschaltung des gesamten Systems notwendig wird.
Außerdem ist durch das IBM TDB. Vol. 9. Juli 1966. Seiten 169 und 170 eine Prüfschaltung bekannt geworden,
die eine Reihe von UND-Schaltungen mit nachfolgender ODKR-Schaltung enthält, um eine ungültige Reihenfolge
von Prioritäten verschiedener Ereignisse /u prüfen. Eine derartige Schaltung ist jedoch nicht ohne erfinderisches
Zutun auf eine Datenverarbeitungsanlage anzuwenden, die aus einer Vielzahl von Einheiten diejenigen
fehlerfreien Einheiten mit der geringsten Benut/ungshäufigkeit ermitteln soll.
Der F.rfindung liegt deshalb die Aufgabe zugrunde, eine Schaltungsanordnung zur Ermittlung derjenigen
fehlerfreien Einheit aus einer Vielzahl von Einheiten einer Datenverarbeitungsanlage mit der geringsten Benut
zungshäufigkeii /u schaffen, bei der auch Fehlerbedingungen bei der Erzeugung von Daten über die Benutzungsreihenfolge
toleriert werden können.
Die Lösung dieser Aufgabe ist im kennzeichnenden Teil des Patentanspruchs charakterisiert.
Dadurch, daß binäre Bilkombinationen benutzt werden, die normalerweise in früheren , RU-Algorithmus-lmplementierunger.
als ungültig angesehen wurden, ist sowohl eine praktikable Lösung vom technischen Aufwand
als auch vom Zeitaufwand her gesehen möglich. Die ungültigen Bitkombinationen werden in einer speziellen
Schaltung für die Anzeige fehlerhafter Einheiten benutzt, die aus der Benutzung im Datenverarbeitungssystem
herausgenommen wurden. Diese Codes behalten jedoch die Möglichkeit, die LRW-Anzeige für die übrigen
Einheiten zu liefern. Die Chronologiebits sind außerdem so codiert, daß auch nach Inbetriebnahme der Schaltung
weitere I Vhlirbedingungen bei der Erzeugung der C'hronologicbiis toleriert werden können, wenn ζ. Β.
eine Einheit ι »der ein Spcichcrtcil aus dem Svstem bzw dem Speicher logisch herausgenommen wurde, ohne daß
die Möglichkeit zur Bezeichnung der am längsten unbenutzten Einheit beeinflußt wird.
Die Erfindung wird nun anhand eines in den Zeichnungen dargestellten Ausführungsbeispiels näher beschriebo
ben.
Es zeigt:
F i g. 1 in einem Blockdiagrnmm ein ersatzassoziatives Hochgeschwindigkeitspufferspeichersystem, das Chronologiebits
für den LRU-Algorithmus benutzt.
F i g. 2 in einem Blockdiagramm, die zur Erzeugung, Fortschreibung, für Chronologiebits und die Decodierung
der Chroriologiebits in einer gültigen oder Fchlerbc'riebssiluation verv/endetc Schaltung.
Fig. 3/\ und 35 die Logik zum Forlschrcibcn der Chronologiebits eines LRU-Algorilhmus in fehlerfreier
Umgebung.
Fig.4 ein Logikdiagramm eines Decodieren der Chronologiebits zur Bezeichnung einer bestimmten aus
mehreren am lüngstcn unbenutzten Einheiten.
Fig. 5 in einem Logikdiagramm das Forlschreiben des LRU-Chronologiebils in einer Fehlerbetriebsbedingung.
F i g. 6 in einem Logikdiagramm den Chronologiebitsdecodierer im Fehlerbetrieb bei der Bezeichnung einer
am längsten ungenutzten Einheit und
F i g. 7 die Logik, die für die Anzeige erforderlich ist, das entweder das fehlerfreie oder das Fehlerbetriebs-LRU-Gerät
einen Fehler erzeugt hat.
F i g. 1 zeigt die Umgebung . die der die vorliegende Erfindung benutzt werden kann, und zwar ein Hochgeschwindigkütspufferspeichersystem
in einem Datenverarbeitungssystem. Eine genaue Beschreibung eines solchen Systems findet sich in den oben erwähnten US-Patent Nr. 35 88 829.
Eine zentrale Verarbeitungseinheit gibt an ein Speichersystem eine Datenadresse auf der Leitung to, die ein
bestimmtes Datenwort im Hauptspeicher bezeichnet Wenn die Daten vom Hauptspeichersystem adressiert
werden, werden sie in einen Hochgeschwindigkeitspuffer 11 zusammen mit der Adreßinformation gesetzt, die
die Daten bezeichnet und in eine Adreßgruppe 12 gesetzt wird. Die von der Zentraleinheit auf die Leitung 10
gegebene Adreßinformation ist bei 13 dargestellt. Eine Anzahl binärer Bits Z bezeichnet eines von mehreren
Wörtern (WD), eine andere Zahl binärer Bits Y bezeichnet eine von mehreren Seiten (PG) und eine dritte Zahl
binärer Bits X bezeichnet eine von mehreren Büchern (BK) und so ergibt sich eine Aufteilung der Daten
innerhalb des Hauptspeichers. Nach Darstellung in F i g. 1 umfassen die Adreßgruppe 12 und der Hochgeschwindigkeitspuffer
11 jeweils vier Abschnitte und enthalten eine Anzahl adressierbarer Stellen gleich 2Y—\.
Durch Vorsehung der vier Abschnitte im Hochgeschwindigkeitspuffer 11 und in der Adreßf - ippe 12 und die
durch die binären Bits Y einer Adresse bezeichneten auressierbai en Steilen wird ein Hochgescmvindigkeitspufferspeichersystem
geschaffen, das als Vier · «Vcg-Assoziativspeichersystem bekannt ist.
Die Vier-Weg-Assoziativverzeichnistechnik leitet ihren Namen von der Tatsache her, daß dieselbe Seite in
einem Buch im Hauptspeicher auf eine assoziativadressierte Stelle eines der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffer
11 gesetzt werden muß. Die in der Seile 8 eines bezeichneten Buches im Hauptspeicher enthaltenen
Daten müssen beispielsweise in die adressierte Stelle 8 eines der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffer
11 gesetzt werden. Die Identität eines bestimmten Buches (.Y-Bits), aus dem die Seite 8 angezogen wurde,
wird in den zugehörigen Abschnitt der Adreßgruppe 12 an der adressierten Stelle 8 gesetzt. Wenn die Adreßinformation
daher auf die Leitung 10 gegeben wird mit einer Datenanforderung, wird mit den V-Adreßbits die
adressierte Stelle in allen vier Abschnitten der Adreßgruppe 12 angesprochen. Um festzustellen, ob die angeforderte
Seite, die gegenwärtig in einem der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffers 11 steht, diejenige
Seite ist, die zu dem durch die A'-A.dreßbits bezeichneten Buch gehört, ist eine Vergleicherschaltung 13 vorgesehen.
Wenn die angeforderte Seite in einem der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffers 11 steht, dann
werden die A"-Adreßbits, die das Buch bezeichnen, aus dem die Seite kam, mit den angeforderten Buchadreßbits
in der Vergieicherschaltung 13 verglichen und auf einer der Leitungen mit den Bezeichnungen 51, S2,53 oder 54
wird ein Signal erzeugt. Während der Vergleich in der Vergleicherschaltung 13 durchgeführt wird, adressieren
die Y- und Z-Adreßbus entsprechende Stellen in allen vier Abschnitten des Hochgeschwindigkeitspuffers 11.
Wenn die angeforderte Seite und das Wort im Hochgeschwindigkeitspuffer 11 stehen, werden mil einem der
Signale Tl bis 54 die angeforderten Daten aus dem Hochgeschwindigkeitspuffer 11 in die zentrale Verarbeitungseinheit
geleitet. Die Schaltungen hierzu sind bei 14 dargestellt. Wenn die auf der Adreßieitung 10 angeforderten
Daten nicht im Hochgeschwindigkeitspuffer 11 steven, wird mn der Adreßinformation der Hauptspeicher
adressiert, um die angeforderten Daten zu bekommen und sie in einen der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffers
11 setzen zu können. Die zugehörige Buchadreßinformation (X-Bils) werden sbenfalls in
die Adreßgruppe 12 gesetzt.
Alle vier Abschnitte des Hocb^esehwindigkeitspuffers 11. die /u einer bestimmten Seite gehören, werden also
bald gefüllt. Wenn neue Daten aus dem Hauptspeicher adressiert werden müssen, um sie in den Hochgeschwindigkeitspuffer
11 zu setzen, muß einer der vier Abschnitte ausgewählt werden zum F.mpfang der neuen Daten.
Die Auswahl einer der vier Abschnitte zuni F.mpfang der neuen Daten erfolgt mit Hilfe eines LRU-Algorithmus.
Nach dieser bekannten Technik kann die Benutzungsreihcnfolgc der vier Abschnitte durch Codierung von
6 binären Bitkombinationen bezeichnet werden. Nach dieser Technik ist in F i g. 1 daher eine Chronologiegruppe
15 vorgesehen. |ed° Stelle in dieser ( hronologiegruppc 15. bezeichnet durch die V-Adreßbits, enthält sechs
binäre Bitpositioncn A bis F. jedesmal wenn Daten vom Hochgcsehwindigkeitspuffer 11 adressiert werden, wird
die Chronologiegruppe 15 an der zugehörigen Stelle adressi.r:, die durch die Adreßbus Y bezeichnet ist. und
Chronologiebus werden an die als Chronologiefortschreibung 16 bezeichnete Schaltung geleitet. Die Chronologieforischreibeschaltupg
16 reagiert auf den gegenwärtigen binaren Zusta.'.J der Chronologiebits von Chrono- ·>>
logiegruppe 15 und die Erzeugung eines der Signals 51 bis 54 und liefert eine neue Kombination von Chronolo
giebits zur Speicherung in die i'hronolugicgruppe 15.
Wenn eine Datenanforderung au! die Adreßieitung 10 gegeben und festgestellt wird, daß die Daten aus dem
Hauptspeicher geholt und in den Hochgeschwindigkciispuffer 11 geseizi werden müssen, wird derjenige der
vier Abschnitte, der zu den Adreßbus. Y gehört, die nach dem uRU-Algonthmus zu benutzen sind, in der *ο
Schallung angegeben, die auf die Chronologiebits von der Chronologiegruppe 15 anspricht. Diese Austauschdecodicrschaltung
17 reagiert auf ein Signal von der Vergieicherschaltung 13, das anzeigt, daß keine Übereinstimmung
vorlag, und liefert die Bezeichnung des betreffenden der vier Abschnitte des Hochgcschwindigkeilspuffers
1 !,der die vom Hauptspeicher gehollen Daten aufnehmen soll.
Wie in der Einleitung bereits erwähnt, wurde, kann die Hcnuizungsrcii.cnrolgc oder -chronologic durch &:>
bestimmte Codcko'Tibinalionen von sechs binären Bits dargestellt werden. Die nachfolgenden Tabelle I zeigt die
gültigen binären ßitkombinalionen der Positionen A bis F in der Chronologiegruppe 15 für alle möglichen
bcnulzungsfrcien Folgen der vier Abschnitte des Hochgcschwindigkcilspulicrs 1 (.
Chronologie-Reihenfolge
C IZM
2ß3
E 2ß4
1 2 | 3 | 4 I | 1 | I | 1 I |
I 2 | 4 | 3 1 | 1 1 |
1 | I 0 |
1 3 | 2 | 4 I | 0 | I | |
I 3 | 4 | 2 1 | 0 | 0 | |
I 4 | 2 | 3 I | I | 0 0 | |
1 4 | 3 | 2 1 | 0 | 0 0 | |
2 1 | 3 | 4 0 | I | I I | |
2 I | 4 | 3 0 | I | 1 0 | |
2 3 | I | 4 0 | 0 | 1 | I 1 |
2 3 | 4 | 1 0 | 0 ( | ) 1 | I I |
2 4 | I | 3 0 | 1 ( | ) 1 | I 0 |
2 4 | 3 | 1 0 | 0 ( | ) 1 | 1 0 |
3 1 | 2 | 4 1 | 0 | 0 | 1 1 |
3 1 | 4 | 2 1 | 0 | 0 | 0 1 |
3 2 | 1 | 4 0 | 0 | 0 | 1 1 |
3 2 | 4 | 1 0 | 0 ( | ) 0 | I 1 |
3 4 | 1 | 2 1 | 0 ( | ) 0 | 0 1 |
3 4 | 2 | 1 0 | 0 ( | ) 0 | 0 1 |
4 1 | 2 | 3 1 | I ( | ) 1 | 0 0 |
4 1 | 3 | 2 1 | I ( | ) 0 | 0 0 |
4 ? | 1 | 3 0 | I ( | ) 1 | 0 0 |
4 2 | 3 | 1 0 | 0 ( | ) 1 | 0 0 |
4 3 | 1 | 2 1 | 0 ( | ) 0 | 0 0 |
4 3 | 2 | 1 0 | 0 ( | ) 0 | 0 0 |
Die Beschriftungen in Tabelle 1 wie »1/32« oder »264«. die zu den Bits A bzw. £f gehören, besagen, daß der
Abschnitt 1 vor dem Abschnitt 2 gewählt (1Ö2) wurde und der Abschnitt 2 vor dem Abschnitt 4 (2S4) gewählt
wurde. Wenn /.. B. eine der Bitkombinationen von A bis Fin den ersten sechs Eintragungen vorliegt, würde der
Austauschdecodierer 14 der Fig. 1 angeben, daß der Abschnitt i des Höehgcsehwnidigkcitspuiiers 11 am
wenigsten benutzt wurde und zum Empfang neuer Daten, die in den Hochgeschwindigkeitspuffer 11 vom
Hauptspeicher eingegeben werden, ausgewählt werden sollte. Die in Tabelle I angeführten binären Codekombinationen
sind die einzig gültigen Kombinationen, die den LRU-AIgorithmus reflektieren. Andere Kombinationen
werden als ungültig betrachtet. Die sechs binären Bits A bis Fkönnen 64 Kombinationen einnehmen, so daß
40 Kombinationen der binären Bits entsprechend den obigen Ausführungen als ungültig betrachtet werden.
Eine Untersuchung der Information in Tabelle 1 zeigte, daß in den gültigen und normalerweise ungültigen
Bitkombinationen verschiedene Muster existieren, die bei Analyse die Benutzung von Logik zusätzlich zu der
normalerweise benutzten Logik gestatten. Diese Logik ermöglicht die Benutzung bestimmter ungültiger Bitkombinationen
zur Bezeichnung desjenigen der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffer 11 oder der
Adreßgruppe IZ die aus irgendeinem Grund unbenutzbar ist Gleichzeitig kann jedoch auch die Kombination
von Bits A bis F dazu benutzt werden, die Benulzungschronologie für alle verbleibenden betriebsbereiten
Einheiten zu bezeichnen.
Die zusätzliche Logik ist in Fi g. 2 dargestellt. Die Hauptbestandteile dieses Blockdiagrammes umfassen P'nen
Chronologiebitspeicher 18, einen LRU-Gültigkeitsdecodierer 19 und einen LRU-Fehlerdecodierer 20, die alle
wie in herkömmlichen LRU-Systemen aufgebaut sind. In vielen Datenverarbeitungssystemen gibt es auch eine
Wartungssteuerung 21, die zur Fehlersuche und Rekonfiguration benutzt wird und die zur Erkennung von
fehlerhaften Einheiten verwendet werden kann. Nach dem Erfindungsgedanken ist eine weitere Logik in Form
eines LRU-Fehlerbetriebsdecodierers 22 vorgesehen. Enlsprechennd dem in der Vergleicherschaltung 13 der
Fig.! erzeugten und aaf die Leitung 23 gegebenen Wahlsignal Sl bis S4 liefern entweder der Decodierer 19
oder der Decodierer 22 die fortgeschriebene LRU-Kombination von Chronologiebits in den Speicher 18. Der
jeweils wirksame Decodierer 19 oder 22 wird durch die Wartungssteuerung 21 angegeben. Bei Fehlen eines
Signales 51 bis S4 geben außerdem die Decodierer 19 bzw. 22 durch ein Signal auf einer Leitung 24 denjenigen
Abschnitt im Hochgeschwindigkeitspuffer 11 an. der für den Auslausch zu benutzen ist Durch Benutzung der
vorliegenden F.rfindung mit gültigen und ungültigen Kombinationen der Bits A bis F sind bestimmte verbleibende
Kombinationen ungültig, und diese werden erkannt und ein Fehler durch ein Signal auf der Leitung 25 vom
LRU-Fehlerdecodierer 20 angezeigt. Weitere Einzelheiten des LRU-Gültigkeitsdecodiercrs 19, des LRU-Fehlerbetnebsdecodierers
22 und des LRU-Fehlerdecodierers 20 werden später beschrieben.
Die nachfolgende Tabelle Ii zeigt, daß ungültige Chronoiogiebitcodierungen eine Schleife erzeugen, die keine
konsistente chronologische Information überträgt. Das Beispiel in Tabelle II nimmt eine LRU-Chronologiebitcodierung
mit drei binären Bits an, wobei es sich um den kleinsten interessanten Assoziativfall handelt. In der
Tabelle stellen M. iVund Odrei Einheiten dar, nämlich die zu codierenden Benutzungsreihenfolge.
Bit
Bit 1
2 3
mögliche Za'stände der Bits 1,2 und 3
Bit = 0
iwnach N | Λ/nach M |
M nach O | O nach M |
N nach O | O nach N |
0 | 0 | 0 |
0 | 0 | 1 |
0 | I | 0 |
Q | 1 | 1 |
1 | 0 | 0 |
1 | 0 | 1 |
1 | 1 | 0 |
1 | 1 | I |
Zustand 1 2 3
5 6 7 8
Nach den Ausführungen des bereits in der Einleitung zitierten IBM TDB's, Vol. 9, No. 2, Juli 1966, Seiten
169—170 enthalten gültige Rcihenfolgecodicrungen keine geschlossenen Schleifen, während die ungültigen
Folgen solche enthalten. Von den acht möglichen Kombinationen der Bits 1,2 und 3 in Tabelle II sind die für die
Zustände 3 und 6 gezeigten Kombinationen ungültige Codierungen von Reihenfolgen für Einheiten der Assoziativität
größer als 2. Ungültige Folgen lassen sich leicht durch Aufzeichnung der Codekombinationen einer jeden
Reihenfolge erkennen.
Für den Vier-Weg-Assoziativfall (sechs LRU-Chronologiebits) erscheinen die Codekombinationen XXXOlO
und XXX101 niemals in einer gültigen Codierung der Reihenfolgen (C sind Neutralzustände). Wenn ein Fehler in
einem oder mehreren Abschnitten des Hochgeschwindigkeitspuffer 11 oder der Adreßgruppe 12 auftritt, kann
mit den ersten drei Bits der LRU-Chronologiecodierung angegeben werden, welcher Abschnitt des Hochgeschwindigkeitspuffers
oder der Adreßgruppe nicht mehr zur Benutzung oder zum Austausch ausgewählt werden
sollte. Diese für die ersten drei Bits verwendete Codierung ist fehlertolerant, d. h., wenn die Wartungssteuerung
21 in Fi g. 2 fehlerhafte Einheiten identifiziert, können bestimmte Codes durch die Wartungssteuerung 21
zur Benutzung im LRU-Fehleroetriebsdecodierer 22 der Fig.2 erzwungen werden. Dieser Punkt wird in der
folgenden Beschreibung des fehlertoleranten LRU-Algorithmus aufgezeigt, der nach Auftreten eines Fehlers
verwendet wird.
Es wird jetzt angenommen, daß vier Einheiten M, N. O und Pirn Fehlerbetrieb der LRU-Chronologiecodierung
zu ordnen sind. Tabelle III und Tabelle IV zeigen nachfolgend zwei Gruppen von anderweitig ungültigen
Chronologiebitkombinationen,die zu benutzen sind, wenn Moder Nfehlerhaft ist oder Ooder P
Moder N fehlerhaft
* 0 0 1 0 1 0
0 110 10
10 10 10
0 0 0 0 10
0 110 10
10 10 10
0 0 0 0 10
* mögliche Startpunktc
Tabelle IV
Ooder P fehlerhaft
Ooder P fehlerhaft
* 1 1 1 1 1 1
0 10 0 10
10 0 0 10
1110 10
0 10 0 10
10 0 0 10
1110 10
* mögliche Slartpunkte
0 0 1 10 1
0 1110 1
10 110 1
0 0 0 10 1
110 10 1
0 10 10 1
1 0 0 1 0 I 11110 1
Wenn die Einheit Moder Nfehlerhaft ist, stellen die ersten drei Bits der in Tabelle III gezeigten LRU-Chronologie
diese Talsache dar. Wenn die Einheit 0 am längsten unbenutzt ist, dann wird das durch die letzten drei Bits
der Chronologiebitcodierung angezeigt, die die Kombination 0101 einnehmen. Wenn die Einheit P die am
längsten unbenutzte Einheit ist, dann nehmen die letzten drei Bits der Chronologiecodierung die Kombination
101 an. Wenn entweder die Einheit Moder N als fehlerhaft durch die Wartungssteuerung 21 der Fig. 2 erkannt
wird, dann zwingt sie die Chronologicbilcodierung in eine Kombination 001010 oder 001101. Nach Darstellung
irpTabcllc 111 kann ein F.inzclbitfehlcr in den ersten drei Bilpositioncn, der eine der in derTabcllc III gezeigten
Kombinationen erzeugt, noch zur Bezeichnung der Tatsache verwendet werden, daß die Einheil M oder N
fehlerhaft ist und die anderen drei Bits kann man weiter zur Angabe zur Bcnutziingsreihcnfolgc der Einheilen O
oder P benutzen. Wenn die Einheit O oder P fehlerhaft wird, erzwingt die Wiirlungssleucrung 21, daß die
Kombination 110010 oder 110101 für die Chronologiebits angenommen wird. vVenn ein Fehler in den ersten drei
Bitpositionen auftritt, der in der Kombination resultiert, die in Tabelle 4 gezeigt ist, kann wieder die Identität der
fehlerhaften Einheiten Oodcr Pbeibchalten werden.
Der LRU-Gültigkeitsdecodierer 19 in Fig.2 ist genauer in den Fig.3A und 3B dargestellt. Auf der linken J
Der LRU-Gültigkeitsdecodierer 19 in Fig.2 ist genauer in den Fig.3A und 3B dargestellt. Auf der linken J
Seite dieser Figuren ist eine Reihe von UND-Invcrterschaltungen mit der allgemeinen Bezeichnung 26 und der B1
Beschriftung in einer Reihe 3-1. 3-2 bis 3-26 dargestellt. Die UND-lnverterschaltungen (AI-Schaltungen) empfangen
als Eingänge die gegenwärtige Codierung der Chronologiebits A bis F, die der Speicher 18 in Fig. 2
empfangen hat, und liefern Ausgangssignalc an eine andere Reihe von AI-Schaltungen, die allgemein mit 27
bezeichnet ist. Die AI-Schaltungen 27, die die Ausgänge von den Al-Schaltungen 26 empfangen, die die gegenwärtige
Codierung der Chronologiebits darstellen, empfangen auch Wahlsignalc 5 1, 52. 53 und 54 oder deren
Fehlsignale von der Vcrgleicherschaliung 13 der Fig. 1. Die resultierenden Signale von der Reihe 27 der
Al-Schaltungen, bezeichnet mit 3-A 3-ß, usw. stellen den neuen von den C'hronologicbils A bis Fcinzunchmenden
Zustand dar und folgen logisch den nach der Codierung der Tabelle I gezeigten Ergebnissen.
In Fi g. 4 ist derjenige Ieil des LKU-Guitigkeitsdecodierers i9 der F i g. 2 gezeigt, der auf die gegenwärtige
Codierung der Chronologiebits A bis Fanspricht, wenn die Vcrgteiehcrschaliung 13 der F i g. 1 anzeigt, daß kein |
Vergleich stattfand und daß ein Aust.iu.sch vorgenommen werden muß. F.inc Reihe von Al-Schaltungen, allge- |
mein bei 28 dargestellt, spricht auf die gegenwärtige Codierung der Chronologiebits an, wie sie durch die Reihe |
von Al-Schaltungen 26 in F i g. 3 dargcslclt ist. und zeigt an, welcher der vier Abschnitte des Hochgcschwindig- |
keitspuffers am längsten unbenutzt ist.
Der LRU-Fehlerbetriebsdecodierer 22 der F i g. 2 ist im einzelnen in F i g. 5 dargestellt. Er umfaßt eine Reihe
von AI-Schaltungen 29 und 30. die den vorliegenden Status der Chronologiebits A bis Fdecodieren, wenn die
Wartungssteuerung 21 der Fig. 2 anzeigt, daß bestimmte Teile des Hochgeschwindigkeitspuffers 11 oder der |
Adreßgruppe 12 der Fig. 1 fehlerhaft sind. Die Codierung der AI-Schaltungen 29 und 30 folgt der in den Tabelle |
III und IV gezeigten Codierung.
Die Ausgangssignale der Schaltung nach Fig. 5 mit der Beschriftung »1ß 2« (A), »Iß 3 (B) usw. sind von einer
Reihe von ODER-Gliedern 31 bis 36 oder von einer Reihe von Treibern 37 bis 42 abgeleitet. Aufgrund der
Fehlerbedingungen im Hochgeschwindigkeitspuffersystem erzeugt die Wartungssteuerung 21 der Fi g. 2 Signale
von den Treibern 37 bis 42. um die Chronologiebits A bis F in das in den Tabellen III und IV gezeigte
Codemuster zu zwingen. Danach sprechen die ODER-Glieder 31 bis 36 auf die Reihe von Schaltungen 30 der
Fig. 5, der Schaltungen 27 der F i g. 3 oder auf die Wahlsignale 51 bis 54 von der Vergleicherschaltung 13 der |
F i g. 1 an und liefern nach dem neuesten Stand codierte Chronologiebits, die die Benutzungsreihenfolge der vier
Auschniiiedes riGchgeschvvindigkeitspijffers il der Fig. 1 wiedergeben.
F i g. 6 zeigt die detaillierte Logik desjenigen Teiles des LRU-Fehlerbetriebsdecodierers 22 der F i g. 2. der auf
die vorliegende Codierung der Chronologiebits im Fehlerbetricb anspricht und angibt, welcher der noch betriebsbereiten
Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffers 11 der F i g. 1 am längsten unbenutzt ist. Eine bei 43
allgemein dargetellte Reihe von UND-Invertcr-Schaliungen spricht auf die Signale der Schaluinfaan 30 der
F i g. 5 und bestimmte Chronologiebits an und liefert eine Anzeige des am längsten unbenutzten Abschnittes. Die „-
Reihe der ODER-Glieder 44 bis 47 reagiert entweder auf die Schaltungen 43 und deren Signale im Fehlerbetrieb |
oder auf Signale der Schaltungsreihc 28 der Fig.4 im fehlerfreien Betrieb und zeigt denjenigen der vier
Abschnitte des Hochgechwindigkeitspuffers 11 der F i g. 1 an. der zum Empfang der neuen eingegebenen Daten
ausgewählt werden soll.
In Fig. 7 ist eine Schaltung 48 gezeigt, die auf bestimmte Schaltungen 26 der Fig. 3 und auf bestimmte
Schaltungen 29 der Fig. 5 anspricht und ein LRU-Fehlersignal erzeugt, wenn bestimmte Codekombinationen
der Chronologiebits erkannt werden, die im fehlerfreien oder -behafteten Betrieb einen Fehler in der Codierung
anzeigen. Die nachfolgende Tabelle V stellt die Chronologiebitcodierungen in allen gültigen Codekombinationen
im fehlerfreien oder -behafteten Betrieb dar, wobei die Bezeichnung X die Chronologiebitcodierungen
darstellt, die in die Bestimmung gültiger oder ungültiger Codierungen nicht eingehen. Die Schaltung 48 spricht
auf das Fehlen einer der in Tabelle 5 gezeigten Codierungen an und signalisiert die Fehlerbedingung.
A B C D EF
152 1B3 Iß4 2B3 2S4 3ß4
0 | 0 | X | X | 1 | 1 |
1 | X | 1 | 0 | X | 1 |
1 | 1 | X | X | 0 | 0 |
0 | X | 0 | 1 | X | 0 |
X | 1 | 1 | 1 | 1 | X |
X | 0 | 0 | 0 | 0 | V /\ |
X | X | X | 1 | 0 | 1 |
X | X | X | 0 | 1 | 0 |
Weitere AuslCihrungsbcispiele
Wenn ein Abschnitt des Hochgcschwindigkcitspuffers in der obigen detaillierten Beschreibung fehlerhaft
wird, wird ein Beglcitabschnilt ebenfalls herausgenommen, um dadurch eine Codierung der Chornologiebits zu
erhalten, die weitere Fehler im Codicrmechanismus tolerieren und doch die Möglichkeit zur Bezeichnung der
Reihenfolge fehlerfreier Einheiten beibehält. Andere Kombinationen von Chronologiebitcodijrurigen können
mit der Logik in einem Fehlerbetrieb implementiert werden, um normalerweise ungültige Chi'onologiebitcodierungen
zu einer Bezeichnung eines fehlerhaften Abschnittes zu benutzen und doch die Möglichkeiit aufrecht zu
erhalten, die Benutzungsreihenfolge der verbleibenden drei betriebsbereiten Abschnitte zu codieren.
Tabelle VI zeigt eine Codiertechnik, bei der bestimmte Chronologiebits A bis F zur Annahme eines Bitmusters
gezwungen werden können, um anzugeben, welcher der vier Abschnitte des Hochgeschwindigkeitspuffers
fehlerhaft ist. Die Chronologiebits D. E und F(bezeichnct durch X) werden beispielsweise zur Annahme eines
Musters 010 gezwungen, um anzugeben, daß der Abschnitt 1 fehlerhaft ist, die Chronologiebits A, C und E
können vias Bitmuster 010 annehmen, um anzugeben, daß tier Abschnitt 2 fehlerhaft ist usw.
Tabelle | 8 | C | VI | X | X | X | r> U |
X | D | X | r" | f\ | X | X | D | ε | K X | X | C | X | C | O |
O | O | X | E | F | A | O | C-" | O | r | O | O | I) IJ |
C | O | O | A |
η
Lf |
O | r\ | O | 1 | |
Ä | O | 1 | D | 1 | O | O | O | 1 | O | O | 1 | O | 1 | O | O | 1 | 1 | 0 | O | 1 | O | 1 |
O | 1 | 1 | O | 1 | O | O | O | 1 | 1 | O | 1 | O | 1 | O | 1 | 1 | 1 | 0 | O | 1 | 1 | O |
O | O | O | O | 1 | O | O | 1 | 1 | O | O | O | 1 | 1 | O | O | O | 1 | O | 1 | 1 | O | O |
O | I | O | O | 1 | O | O | 1 | 1 | 1 | O | O | 1 | 1 | O | 1 | O | 1 | O | 1 | 1 | 1 | 1 |
1 | 1 | 1 | O | 1 | O | O | 1 | 1 | 1 | O | 1 | 1 | 1 | O | 1 | 1 | 1 I | O | 1 | I | 1 | |
1 | O | 1 | O | O | 1 | 2 fehlerhaft | O | 1 | O | 3 fehlerhaft | 1 | O | 1 | |||||||||
1 | O | 4 | fehlerhaft | |||||||||||||||||||
1 | fehlerhaft | |||||||||||||||||||||
Die nachfolgende Tabelle VlI zeigt, wie die in Tabelle VI aufgeführte Codierung dazu benutzt v/erden kann,
die Benutzungsreihenfolge betriebsbereiter Einheiten für die vier möglichen Bedingungen einer fehlerhaften
Einheit anzuzeigen. Wenn beispielsweise der Abschnitt 1 entsprechend der Darstellung durch die Codierung der
Chronologiebits D. E und F fehlerhaft ist, können die verbleibenden Chronologiebits A, D und C auf den
neuesten Stand gebracht und zur Bezeichnung des am längsten ungenutzten Abschnittes der drei verbleibenen
betriebsbereiten Abschnitte 2,3 und 4 benutzt werden. Dasselbe gilt auch für die übrigen drei Bedingungen eines
einzigen fehlerhaften Abschnittes.
Tabeiie VH
Chronologie- Reihenfolge |
Abschnitt 1 BiM 2ß3 |
— fehlerhaft Bitß 2ß4 |
BiI C 3ß4 |
234 243 |
1 1 |
1 1 |
I 0 |
324 342 |
0 0 |
1 0 |
1 1 |
423 432 |
1 0 |
0 0 |
0 0 |
Chronologie- Reihenfolge |
Abschnitt 2 Bitß 133 |
— fehlerhaft Bit O Ifl4 |
Bit Γ 3ß4 |
134 143 |
1 1 |
1 1 |
1 0 |
314 341 |
0 0 |
1 0 |
1 1 |
413 431 |
1 0 |
0 0 |
0 0 |
26 10 | 411 | Bii ι; 2ß4 |
|
Chronologie- Reihenfolge |
Abschnitt 3 BiI Λ \B2 |
— fchlerhafl Bit D l/?4 |
1 0 |
124 142 |
1 1 |
I 1 |
1 1 |
214 241 |
0 0 |
1 0 |
0 0 |
412 421 |
I 0 |
0 0 |
Bit F 2S3 |
Chronologie- Reihenfolge |
Abschnitt 4 Bi! C Iß2 |
— fehlerhaft Bit Κ \Bi |
1 0 |
123 132 |
1 1 |
1 1 |
1 1 |
213 231 |
0 0 |
1 0 |
0 0 |
312 321 |
1 0 |
fr 0 |
|
Mit den in den Tabellen Vl und VII gezeigten Codierungen läßt sich eine den Figurendarstellungen entsprechende
Logik schaffen, die die notwendige Fortschreibung und Decodierung zur Bezeichnung eines am längsten
ungenutzten Abschnittes liefert.
Die nachfolgende Tabelle VIII zeigt eine weitere Erweiterung der vorliegenden Erfindung. Die Chronologiebitcodierung
kann unter der Annahme bestimmter Musler in einer Fehlersituation gezwungen werden, die
fehlerhaften Abschnitte des Hochgcschwindigkcitspuffcrs und die Ber.utzreihcnfolge der übrigen Abschnitte zu
bezeichnen. Die Codierung der Tabelle VIII ist so, daß mehrere Abschnitte in verschiedenen Kombinationen
fehlerhaft sein können und diese Kombinationen durch die Codierung identifiziert werden. Mit den übrigen Bits
der Chronologiecodierung wird die Benutzungsreihenfolgc der fehlerfreien Abschnitte bezeichnet.
Chronologse- Reihcnfolgc |
Fehlerhafte Abschnitte |
Bii Λ |
ι B |
C | Muster DEF |
0 1 0 1 |
34 43 |
12 12 |
0 1 |
0 1 |
0 I |
1 1 |
0 1 0 1 |
24 42 |
13 13 |
0 1 |
1 0 |
0 1 |
1 1 |
I 0 0 I |
23 32 |
14 14 |
0 I |
1 0 |
0 I |
0 i |
1 1 I 0 |
14 41 |
23 23 |
1 1 |
0 1 |
0 0 |
0 1 |
1 0 1 I |
13 31 |
24 24 |
I 1 |
0 1 |
0 0 |
1 0 |
0 0 0 1 |
12 21 |
34 34 |
0 0 |
0 1 |
1 1 |
1 0 |
1 1 |
1 | 234 | 0 | 1 | 1 | 0 | 0 0 |
2 | 134 | 0 | 1 | 0 | 0 | 0 0 |
3 | 124 | I | 0 | 1 | 0 | 1 0 |
4 | 123 | 0 | 0 | 1 | I | |
Hierzu 4 Blatt | Zeichnungen |
Claims (1)
- Patentanspruch:Schaltungsanordnung zur Ermittlung derjenigen fehlerfreien Einheit aus einer Vielzahl von Einheilen einer Datenverarbeitungsanlage mit der geringsten Benutzungshäufigkeit mittels Einrichtungen zur Erzeu-gung, Speicherung. Fortschreibung und Dekodierung von Daten Ober die Benutzungsreihenfolge dadurch gekennzeichnet, daß zusätzlich zu einem bekannten Gültigkeitsdekodierer (19). welcher im Betrieb mit fehlerfreien Einheiten die fortgeschriebene Kodekombination von Daten über die Benutzungsreihenfolge liefert, ein Fehlerbelricbsdekodiercr (22) angeordnet ist. welcher durch eine Steuerung (21) dann wirksam gemacht wird, wenn eine fehlerhafte Einheil vorliegt, und daß der Fehlcrbelriebsdckodierer (22) durch einίο auf einer Leitung (24) erzeugtes Signal diejenige noch fehlerfreie Einheit mit der geringsten Benutzungshäufigkeit angibt, wobei der Fehlerbeiriebsdekodicrer (22) Kodes verwendet, welche für den Gülligkeitsdekodierer (19) nicht zugelassen sind.
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US05/560,421 US3958228A (en) | 1975-03-20 | 1975-03-20 | Fault tolerant least recently used algorithm logic |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
DE2610411A1 DE2610411A1 (de) | 1976-10-07 |
DE2610411C2 true DE2610411C2 (de) | 1985-07-11 |
Family
ID=24237754
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
DE2610411A Expired DE2610411C2 (de) | 1975-03-20 | 1976-03-12 | Schaltungsanordnung zur Ermittlung derjenigen fehlerfreien Einheit aus einer Vielzahl von Einheiten einer Datenverarbeitungsanlage mit der geringsten Benutzungshäufigkeit |
Country Status (7)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US3958228A (de) |
JP (1) | JPS51114041A (de) |
CA (1) | CA1053804A (de) |
DE (1) | DE2610411C2 (de) |
FR (2) | FR2304963A1 (de) |
GB (1) | GB1484235A (de) |
IT (1) | IT1055399B (de) |
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-
0
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-
1975
- 1975-03-20 US US05/560,421 patent/US3958228A/en not_active Expired - Lifetime
-
1976
- 1976-01-29 FR FR7602997A patent/FR2304963A1/fr active Granted
- 1976-02-12 GB GB5513/76A patent/GB1484235A/en not_active Expired
- 1976-02-20 IT IT20385/76A patent/IT1055399B/it active
- 1976-02-27 JP JP51020178A patent/JPS51114041A/ja active Granted
- 1976-03-02 CA CA247,255A patent/CA1053804A/en not_active Expired
- 1976-03-12 DE DE2610411A patent/DE2610411C2/de not_active Expired
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---|---|
JPS51114041A (en) | 1976-10-07 |
FR2304963B1 (de) | 1979-06-01 |
JPS5413344B2 (de) | 1979-05-30 |
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Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
8110 | Request for examination paragraph 44 | ||
D2 | Grant after examination | ||
8364 | No opposition during term of opposition | ||
8339 | Ceased/non-payment of the annual fee |