JPH0322049A - メモリ制御装置 - Google Patents
メモリ制御装置Info
- Publication number
- JPH0322049A JPH0322049A JP15647589A JP15647589A JPH0322049A JP H0322049 A JPH0322049 A JP H0322049A JP 15647589 A JP15647589 A JP 15647589A JP 15647589 A JP15647589 A JP 15647589A JP H0322049 A JPH0322049 A JP H0322049A
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- Japan
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- address
- memory
- cpu
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- Pending
Links
- 230000015654 memory Effects 0.000 title claims abstract description 44
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 claims abstract description 22
- 238000000034 method Methods 0.000 description 6
- 239000013256 coordination polymer Substances 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 241000865485 Hedyotis hillebrandii Species 0.000 description 1
- 239000000654 additive Substances 0.000 description 1
- 230000000996 additive effect Effects 0.000 description 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 1
- 238000011534 incubation Methods 0.000 description 1
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
産業上の利用分野
この発明は、コンピネータシステムにおける主記憶装置
などのアクセス制御を行うメモリ制御装置に関する。
などのアクセス制御を行うメモリ制御装置に関する。
従来の技術
周知のように、大型の主記憶では全体をいくつかのモジ
ュールに分割し、それぞれにアドレスバノファレジスタ
とデータバノファレジスタを用意して、同時動作が可能
なように構成されているのが並通である。これをマルチ
モジー−ルメモリと呼び、同時動作が可能なモジュール
の一つひとつをバンクと称している。例えばバンクの数
を2k個とし、主記憶の大きさが2 アドレスユニノト
であるとすると、jピノトのアドレスのうちkビノトで
モジュール番号を、lビノトでアクセス単位内の位置を
指定することになるから、モジュール内の位置指定には
j (k+i)三沼ビノトが用いられることになる
。そしてこのi,k,−gピントのアドレス情報内での
配置のしかたには次の2種がある。
ュールに分割し、それぞれにアドレスバノファレジスタ
とデータバノファレジスタを用意して、同時動作が可能
なように構成されているのが並通である。これをマルチ
モジー−ルメモリと呼び、同時動作が可能なモジュール
の一つひとつをバンクと称している。例えばバンクの数
を2k個とし、主記憶の大きさが2 アドレスユニノト
であるとすると、jピノトのアドレスのうちkビノトで
モジュール番号を、lビノトでアクセス単位内の位置を
指定することになるから、モジュール内の位置指定には
j (k+i)三沼ビノトが用いられることになる
。そしてこのi,k,−gピントのアドレス情報内での
配置のしかたには次の2種がある。
第1の方法では、モジー−ル番号部が上位アドレスにと
られ、モジー−ル番号の小さい方から順にアドレスが配
置される。第2の方法では、モジー−ル番号部は下位順
にとられ、アドレスはモジュールをクロスしてふられて
いる。この第2の方法はインターリーブ方式と呼ばれて
いる。インクーリーブ方法を用いると、連続したアドレ
スの情報が並行してアクセスできることになるから、先
行制御で同時に多数の情報をアクセスする場合や、キャ
シーメモリにおけるプロノク転送の場合に非常に効果的
である。そこで、大型の主記憶ではこの構成をとること
が多い。ただし、モジュール数の変更を行うと、アドレ
スの割り付けを変えねばならないので、構成の柔軟性や
耐故障性は第1の方法に劣る。
られ、モジー−ル番号の小さい方から順にアドレスが配
置される。第2の方法では、モジー−ル番号部は下位順
にとられ、アドレスはモジュールをクロスしてふられて
いる。この第2の方法はインターリーブ方式と呼ばれて
いる。インクーリーブ方法を用いると、連続したアドレ
スの情報が並行してアクセスできることになるから、先
行制御で同時に多数の情報をアクセスする場合や、キャ
シーメモリにおけるプロノク転送の場合に非常に効果的
である。そこで、大型の主記憶ではこの構成をとること
が多い。ただし、モジュール数の変更を行うと、アドレ
スの割り付けを変えねばならないので、構成の柔軟性や
耐故障性は第1の方法に劣る。
発明が解決しようとする課題
前述した従来の装置では、メモリ構成とバンク切換制御
部とのハードウエア上での関連が密接であるため、CP
Uから出力する論理アドレスとメモリ領域の実アドレス
の対応づけが固定され、自由度がなく、融通性に乏しく
、アプリケー7ヨンフログラムの制約となりかねない。
部とのハードウエア上での関連が密接であるため、CP
Uから出力する論理アドレスとメモリ領域の実アドレス
の対応づけが固定され、自由度がなく、融通性に乏しく
、アプリケー7ヨンフログラムの制約となりかねない。
筐た最近のCPUは急速に高機能化しており、従来主流
のl6ビノ}CPUから32ピットCPUへと転換が進
んでいる。ここで重要なことは、従来のソフトウエア資
源を32ビノトCPUでも活用できるようにすることで
ある。多くの32ビノトCPUは高速の16ビノ}CP
Uとしての動作モードを有しているが、16ビノ}CP
Uに使用していた既存のソフトウエアで32ピットCP
Uを動作させるにはアドレス空間の拡張が必要である。
のl6ビノ}CPUから32ピットCPUへと転換が進
んでいる。ここで重要なことは、従来のソフトウエア資
源を32ビノトCPUでも活用できるようにすることで
ある。多くの32ビノトCPUは高速の16ビノ}CP
Uとしての動作モードを有しているが、16ビノ}CP
Uに使用していた既存のソフトウエアで32ピットCP
Uを動作させるにはアドレス空間の拡張が必要である。
しかし32ビソトCPU用のソフトウエアによって動作
する場合は、CPUの出力する論理アドレス空間自体が
充分に広いので、間接的なアドレス空間拡長方式を採る
必要はなく、ダイレクトにメモリにアクセスすることが
できる。このようなアプリケーションの事情に合わせた
適切なアクセス制御を従来装置では行うことができなか
った。
する場合は、CPUの出力する論理アドレス空間自体が
充分に広いので、間接的なアドレス空間拡長方式を採る
必要はなく、ダイレクトにメモリにアクセスすることが
できる。このようなアプリケーションの事情に合わせた
適切なアクセス制御を従来装置では行うことができなか
った。
この発明は前述した従来の問題点に鑑みなされたもので
、その目的は、CPUから出力する論理アドレスとメモ
リ領域の実アドレスの対応づけが固定されず、動作モー
ドの自由度、融通性の高いメモリ制御装置を提供するこ
とにある。
、その目的は、CPUから出力する論理アドレスとメモ
リ領域の実アドレスの対応づけが固定されず、動作モー
ドの自由度、融通性の高いメモリ制御装置を提供するこ
とにある。
課題を解決するための手段
そこでこの発明ではメモリ制御装置として、CPUの出
力する論理アドレスをメモリの物理アドレス空間内の所
定の実アドレスに対応づけるアドレス変換手段と、この
アドレス変換手段の変換内容を任意に書き換える変換内
容設定手段と、前記CPUの論理アドレスで前記メモリ
を直接アクセスするか前記アドレス変換手段からのアド
レスでAill記メモリをアクセスするのかを切換える
動作モード切換手段とを設けた。
力する論理アドレスをメモリの物理アドレス空間内の所
定の実アドレスに対応づけるアドレス変換手段と、この
アドレス変換手段の変換内容を任意に書き換える変換内
容設定手段と、前記CPUの論理アドレスで前記メモリ
を直接アクセスするか前記アドレス変換手段からのアド
レスでAill記メモリをアクセスするのかを切換える
動作モード切換手段とを設けた。
作用
前記動作モード切換手段で直接アクセスモードを選択す
ると、CPUの出力するアドレスで前記メモリが直接ア
クセスされる。また動作モード切換手段でアドレス変換
アクセスモードを選択すると、CPUの出力するアドレ
スは前記変換手段によって別体系のアドレスに変換され
、その変換アドレスで前記メモリがアクセスされる。そ
して、前記変換手段によってどのような体系のアドレス
に変換するのかは、その変換内容を書き換えることによ
って自由に設定することができる。
ると、CPUの出力するアドレスで前記メモリが直接ア
クセスされる。また動作モード切換手段でアドレス変換
アクセスモードを選択すると、CPUの出力するアドレ
スは前記変換手段によって別体系のアドレスに変換され
、その変換アドレスで前記メモリがアクセスされる。そ
して、前記変換手段によってどのような体系のアドレス
に変換するのかは、その変換内容を書き換えることによ
って自由に設定することができる。
実施例
第1図は本発明の一実施例によるメモリ制御装置の概略
構成を示している。この装置では、cPU1の出力する
アドレスでメモリ2を直接アクセスするモード(直接ア
クセスモード)と、cPU1の出力するアドレスをアド
レス変換部3で変換してメモリ2をアクセスするモード
(アドレス変換アクセスモード)とがある。
構成を示している。この装置では、cPU1の出力する
アドレスでメモリ2を直接アクセスするモード(直接ア
クセスモード)と、cPU1の出力するアドレスをアド
レス変換部3で変換してメモリ2をアクセスするモード
(アドレス変換アクセスモード)とがある。
CPUIがモード切換フラグ5をオフにすると直接アク
セスモードになる。このモードでは、CPUI側の32
ビノトのアドレスバス6がメモリ2側の32ビットのア
ドレスバス7にバスゲート部4を介して直結され、CP
Ulの出力する32ビットのアドレスがメモリ2に直接
入力されてアクセスされ、データバス9を介して32ビ
ットのデータがリード/ライトされる。
セスモードになる。このモードでは、CPUI側の32
ビノトのアドレスバス6がメモリ2側の32ビットのア
ドレスバス7にバスゲート部4を介して直結され、CP
Ulの出力する32ビットのアドレスがメモリ2に直接
入力されてアクセスされ、データバス9を介して32ビ
ットのデータがリード/ライトされる。
CPU1がモード切換フラグ5をオンにするとアドレス
変換アクセスモードになる。このモードでは、CPUl
側のアドレスバス6のうちの下位加ビッ}AI9〜AO
がバスゲート部4からアドレス変換部3側のアドレスバ
ス8に接続される(アドレスバス6の上位12ビッ}A
31〜A20は無効)。
変換アクセスモードになる。このモードでは、CPUl
側のアドレスバス6のうちの下位加ビッ}AI9〜AO
がバスゲート部4からアドレス変換部3側のアドレスバ
ス8に接続される(アドレスバス6の上位12ビッ}A
31〜A20は無効)。
CPUIが加ビノトのアドレスAI9〜AOを出力する
と、そのうちの下位14ビソトA13〜AOがアトレス
ハス8を通ってアトレスバス7のA13〜AOにのって
メモリ2に入力される。lた、CPU1の出力した加ビ
ットのうちの上位6ビ7 } A 19〜A14がマル
チプレクサIOを経てアドレスマノノζ−11に入力さ
れ、このアドレスマノパー11からは別体系のl4ピン
トのアドレスA2′7〜A14が出力され、この変換ア
ドレスA27〜A14がアドレスバス7のA2′7〜A
14にのってメモリ2に入力される。
と、そのうちの下位14ビソトA13〜AOがアトレス
ハス8を通ってアトレスバス7のA13〜AOにのって
メモリ2に入力される。lた、CPU1の出力した加ビ
ットのうちの上位6ビ7 } A 19〜A14がマル
チプレクサIOを経てアドレスマノノζ−11に入力さ
れ、このアドレスマノパー11からは別体系のl4ピン
トのアドレスA2′7〜A14が出力され、この変換ア
ドレスA27〜A14がアドレスバス7のA2′7〜A
14にのってメモリ2に入力される。
つ1り、CPU1が加ビノトのアドレスAI9〜AOを
出力すると、そのうちA13〜AOはその!1メモリ2
のアドレス入力となり、残りのAI9〜A14がアドレ
スマソバー11で14ビノトの別アドレスA27〜Al
4に変換されてメモリ2のアドレス入力となる。したが
ってメモリ2には拡張された路ビソトのアドレスA27
〜AOが入力され、データバス9を介して16ビノトの
データがリード/ライトされる。
出力すると、そのうちA13〜AOはその!1メモリ2
のアドレス入力となり、残りのAI9〜A14がアドレ
スマソバー11で14ビノトの別アドレスA27〜Al
4に変換されてメモリ2のアドレス入力となる。したが
ってメモリ2には拡張された路ビソトのアドレスA27
〜AOが入力され、データバス9を介して16ビノトの
データがリード/ライトされる。
アドレスマンパー11はSRAMからなり、これに任意
の変換内容を書き込み、任意に書き換えることができ、
これによってアドレス拡張時のアドレス変換体系を自由
に設定することができる。
の変換内容を書き込み、任意に書き換えることができ、
これによってアドレス拡張時のアドレス変換体系を自由
に設定することができる。
アドレスマノパー11に任意の内容を書き込む場合、フ
ラグ5をオンにしてアドレス変換アクセスモードとし、
マルチプレクサ10釦よびアドレスマノバー11にチッ
プセレクト信号CSとライト信号R/Wを与える。この
とき同時にCPU 1から下位6ビノトのアドレスA5
〜AOを出力すると、A5〜AOぱマルチプレクサ10
を経てアドレスマノパー11のアドレス入力となり、デ
ータバス9上のデータがアドレスマノハー11に書き込
捷れる。
ラグ5をオンにしてアドレス変換アクセスモードとし、
マルチプレクサ10釦よびアドレスマノバー11にチッ
プセレクト信号CSとライト信号R/Wを与える。この
とき同時にCPU 1から下位6ビノトのアドレスA5
〜AOを出力すると、A5〜AOぱマルチプレクサ10
を経てアドレスマノパー11のアドレス入力となり、デ
ータバス9上のデータがアドレスマノハー11に書き込
捷れる。
発明の効果
以上詳細に説明したように、この発明のメモリ制御装置
によれば、CPUの出力するアドレスでメモリを直接ア
クセスしたり、CPUの出力するアドレスを別体系の拡
張アドレスに変換してメモリをアクセスすることができ
るとともに、アドレス変換の内容を自由に書き換えるこ
とができ、CPUの動作モードやアブリケーンヨンに応
じた自由度、融通性に富んだメモリシステムを実現する
ことができる。
によれば、CPUの出力するアドレスでメモリを直接ア
クセスしたり、CPUの出力するアドレスを別体系の拡
張アドレスに変換してメモリをアクセスすることができ
るとともに、アドレス変換の内容を自由に書き換えるこ
とができ、CPUの動作モードやアブリケーンヨンに応
じた自由度、融通性に富んだメモリシステムを実現する
ことができる。
第1図は本発明の一実施例によるメモリ制御装置の概略
構成図である。 6、7、8・・・アドレスバス。
構成図である。 6、7、8・・・アドレスバス。
Claims (1)
- CPUの出力する論理アドレスをメモリの物理アドレス
空間内の所定の実アドレスに対応づけるアドレス変換手
段と、このアドレス変換手段の変換内容を任意に書き換
える変換内容設定手段と、前記CPUの出力する論理ア
ドレスでもって前記メモリを直接アクセスするか前記ア
ドレス変換手段からのアドレスで前記メモリをアクセス
するのかを切換える動作モード切換手段とを備えたメモ
リ制御装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP15647589A JPH0322049A (ja) | 1989-06-19 | 1989-06-19 | メモリ制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP15647589A JPH0322049A (ja) | 1989-06-19 | 1989-06-19 | メモリ制御装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH0322049A true JPH0322049A (ja) | 1991-01-30 |
Family
ID=15628567
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP15647589A Pending JPH0322049A (ja) | 1989-06-19 | 1989-06-19 | メモリ制御装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH0322049A (ja) |
-
1989
- 1989-06-19 JP JP15647589A patent/JPH0322049A/ja active Pending
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