JPH1055341A - Interface control system - Google Patents

Abstract

PROBLEM TO BE SOLVED: To detect a bus stack and to prevent it by connecting a local bus monitoring timer directly to the input side of a local bus via a bus interface control part and outputting an error response from the local bus via a transmission control part when the timer has an overflow. SOLUTION: A local bus monitoring timer 16 is directly connected to the input side of a local bus 2 via a bus interface control part 1. Then the timer 16 is started not only by the command whose reception is decided by the part 1 but the bus start signal that is outputted to the bus 2, and the timer 16 is stopped by the transfer end signal that is outputted to the bus 2. When the timer 16 has an overflow, an error response is outputted from the bus 2 via a transmission control part 15b. As a result, the timer 16 can monitor not only the commands which are transmitted to a system bus but the commands that are executed via the bus 2 and with no intervention of the part 1.

Description

【発明の詳細な説明】DETAILED DESCRIPTION OF THE INVENTION

【０００１】[0001]

【発明の属する技術分野】本発明は各プロセッサがそれ
ぞれのローカルバスを経て接続されたバスインタフェー
ス回路を介してシステムバスに接続されたマルチプロセ
ッサシステムにおけるバスインタフェース制御方式に関
する。BACKGROUND OF THE INVENTION 1. Field of the Invention The present invention relates to a bus interface control method in a multiprocessor system in which each processor is connected to a system bus via a bus interface circuit connected via a local bus.

【０００２】近年，情報処理装置の処理能力向上要求に
対して，一本のシステムバスに複数のプロセッサを接続
して，プロセッサ単体の処理能力をあまり上げないでも
システム全体の能力を向上させて，高処理能力と低コス
トを実現する傾向にある。In recent years, in response to a request for an improvement in the processing capacity of an information processing apparatus, a plurality of processors are connected to a single system bus to improve the performance of the entire system without increasing the processing capacity of a single processor. They tend to achieve high throughput and low cost.

【０００３】ローカルバスがインターロック転送でシス
テムバスがタイムスプリット転送を用いるマルチプロセ
ッサシステムでは，各ローカルバスに接続するローカル
メモリを相互に利用しており，他のローカルメモリにア
クセスする場合にシステムバスを介したアクセスを要求
し，バス使用権の調停回路（バスアービタ）による調停
により使用許可を得た上でシステムバスを使用し，異常
状態を検出するために監視タイマを設けている。しか
し，この監視タイマでは各種の異常を検出することがで
きないため，その改善が望まれている。In a multiprocessor system in which a local bus uses an interlock transfer and a system bus uses a time-split transfer, local memories connected to each local bus are mutually used, and when accessing another local memory, the system bus is used. , An access request is made through a bus arbitration circuit (bus arbiter), the system bus is used, and a monitoring timer is provided to detect an abnormal state. However, since this monitoring timer cannot detect various abnormalities, its improvement is desired.

【０００４】[0004]

【従来の技術】従来のマルチプロセッサシステムにおい
て，複数のプロセッサ（処理装置）間でデータの転送を
行う時に，バススタックの発生を防止するために監視タ
イマを用いた方式が『監視タイマシステム』としてこの
出願と同じ出願人により提案（特願平3-267473：特開平
6-110795号公報) されており，その内容は従来の監視タ
イマシステムとして図２０に示し，以下に概説する。2. Description of the Related Art In a conventional multiprocessor system, when data is transferred between a plurality of processors (processing devices), a system using a monitoring timer to prevent the occurrence of a bus stack is referred to as a "monitoring timer system". Proposed by the same applicant as this application (Japanese Patent Application No. 3-267473:
The contents are shown in FIG. 20 as a conventional monitoring timer system, and are outlined below.

【０００５】図２０には，１系と２系の処理装置がシス
テムバスにより接続され，各処理装置は同じ構成要素を
備え，プロセッサ１，２（ＣＰＵ１，２で表す），ロー
カルメモリ１，２（ＬＭ１，２で表す），ローカルバス
１，２及びバスインタフェース制御部１，２が設けられ
ている。バスインタフェース制御部１，２にはそれぞれ
送信側監視タイマ１，受信側監視タイマ１と送信側監視
タイマ２，受信側監視タイマ２を備えている。In FIG. 20, processing systems 1 and 2 are connected by a system bus, and each processing device has the same components, and processors 1 and 2 (represented by CPUs 1 and 2), local memories 1 and 2. (Denoted by LM1 and LM2), local buses 1 and 2 and bus interface controllers 1 and 2 are provided. The bus interface control units 1 and 2 include a transmission monitoring timer 1 and a reception monitoring timer 1 and a transmission monitoring timer 2 and a reception monitoring timer 2, respectively.

【０００６】この構成で１系のＣＰＵ１が２系のＬＭ２
にアクセスする場合，バスインタフェース制御部１を介
して２系のＬＭ２を宛先とするコマンドを発行し，２系
のバスインタフェース制御部２はこのコマンドにより１
系にステータスコードを返した後，ＬＭ２をアクセスし
てデータを読み出し，システムバスを介して１系にアン
サコマンドとデータを順次転送する。In this configuration, the CPU 1 of the first system is replaced with the LM 2 of the second system.
Is accessed, a command destined for the LM2 of the second system is issued via the bus interface control unit 1, and the bus interface control unit 2 of the second system
After returning the status code to the system, the LM2 is accessed to read the data, and the answer command and data are sequentially transferred to the system 1 via the system bus.

【０００７】監視タイマの動作を説明すると，上記のア
クセス時にＣＰＵ１から送信コマンドを発行すると，１
系の送信側監視タイマ１が起動しカウントを開始する。
同時に送信コマンドがシステムバスを介して２系に送ら
れると，２系のバスインタフェース制御部２はこのコマ
ンドの受信により受信側監視タイマ２を起動してカウン
トを開始する。受信側装置（２系）が正常なら，送信側
監視タイマ１がオーバーフローする前にアンサコマンド
が１系に返されてデータ転送を知らせるが，受信側装置
に異常が発生すると，アンサコマンドが発行されない。
送信側監視タイマ１は受信側監視タイマ２より大きく設
定されているので，受信側監視タイマ２がまずオーバー
フローし，１系にアンサ信号を返す。もし２系の受信側
監視タイマ２も異常の場合は，１系の送信側監視タイマ
１がオーバーフローして疑似的なアンサ信号を発生する
構成を備えている。これにより送信側装置がバススタッ
クにおちいることを防止している。[0007] The operation of the monitoring timer will be described.
The transmission side monitoring timer 1 of the system is activated and starts counting.
Simultaneously, when a transmission command is sent to the second system via the system bus, the bus interface control unit 2 of the second system activates the reception side monitoring timer 2 by receiving this command and starts counting. If the receiving device (system 2) is normal, an answer command is returned to the system 1 to notify data transfer before the transmission monitoring timer 1 overflows, but if an error occurs in the receiving device, the answer command is not issued. .
Since the transmission side monitoring timer 1 is set to be larger than the reception side monitoring timer 2, the reception side monitoring timer 2 first overflows and returns an answer signal to the first system. If the reception monitoring timer 2 of the second system is also abnormal, the transmission monitoring timer 1 of the first system overflows and generates a pseudo answer signal. This prevents the transmitting device from falling into the bus stack.

【０００８】図２１はマルチプロセッサシステムの従来
例の構成である。図２１の場合，上記図２０に示す構成
と同様に１系と２系の処理装置がシステムバスにより接
続され，各系の構成は同じであり，プロセッサ１，２
（ＣＰＵ１，ＣＰＵ２），ローカルバス１，２，ローカ
ルメモリ１，２（ＬＭ１，ＬＭ２），バスインタフェー
ス制御部１，２（ＢＩＦ１，ＢＩＦ２で表示）とを備
え，この他にＣＰＵ１，ＣＰＵ２から対応するローカル
バス１，２の占有権を調停（アービトレーション）する
バスアービタ１，２（ＢＡ１，ＢＡ２で表示）及びＢＡ
１とＢＡ２からのシステムバスの占有権の調停を行うバ
スアービタ（ＢＡ３で表示）が備えられる。この例で
は，ローカルバスのバス転送はインターロック方式で，
システムバスのバス転送はスプリット方式を用いる。ま
た，ＢＩＦ１及びＢＩＦ２の内部には図示されないが上
記図２０に示す送信側・受信側監視タイマがそれぞれ設
けられている。FIG. 21 shows a configuration of a conventional multiprocessor system. In the case of FIG. 21, as in the configuration shown in FIG. 20, the first and second processing units are connected by a system bus, and the configuration of each system is the same.
(CPU1 and CPU2), local buses 1 and 2, local memories 1 and 2 (LM1 and LM2), and bus interface controllers 1 and 2 (indicated by BIF1 and BIF2). Bus arbiters 1 and 2 (represented by BA1 and BA2) for arbitrating (arbitration) the occupation rights of the local buses 1 and 2 and BA
A bus arbiter (indicated by BA3) for arbitrating the occupation right of the system bus from 1 and BA2 is provided. In this example, the bus transfer of the local bus is interlocked,
The bus transfer of the system bus uses a split system. Although not shown, the transmission side and reception side monitoring timers shown in FIG. 20 are provided inside the BIF 1 and the BIF 2, respectively.

【０００９】ローカルバスのインターロック方式のバス
転送は，バスマスタ（例えば，ＣＰＵ）がバスに接続さ
れているバススレーブ（例えば，ローカルメモリ）にア
クセスする場合，ローカルバスのリード（Read) アクセ
スを行うコマンドを発行してから, ローカルメモリがリ
ードデータを出力してＣＰＵがデータを受信して転送が
完了するまでバスを占有し，その間は他のエレメントは
バスの使用を行わない方式である。In the local bus interlock bus transfer, when a bus master (for example, a CPU) accesses a bus slave (for example, a local memory) connected to the bus, a local bus read access is performed. After issuing a command, the local memory outputs read data, the CPU receives the data, and occupies the bus until the transfer is completed, during which time no other elements use the bus.

【００１０】システムバスのタイムスプリット方式のバ
ス転送は，システムバスを所定の時間間隔で分割して占
有する。このため，要求されたコマンド（リード，ライ
ト等）の転送と，そのコマンドの実行に対応して発生す
るアンサデータ（例えば，リードコマンドに対応する読
み出しデータ）の転送動作とを同じ時間間隔で実行でき
ないので，分割された異なる時間に行う転送方式であ
る。In the bus transfer of the system bus in the time split system, the system bus is divided and occupied at predetermined time intervals. Therefore, the transfer of the requested command (read, write, etc.) and the transfer operation of answer data (eg, read data corresponding to the read command) generated in response to the execution of the command are executed at the same time interval. Since it is not possible, the transfer method is performed at different divided times.

【００１１】上記図２１の構成により，ＣＰＵ１がロー
カルバス２のＬＭ２にアクセスする要求を発生し，ＣＰ
Ｕ２がローカルバス１のＬＭ１に対しアクセスする要求
を発生した場合のタイミング動作を，図２２に示すシス
テム動作のタイムチャートの例に示す。図２２の「Ｌ１
バス」，「Ｌ２バス」は各ローカルバス１，２への転送
要求に対するＢＡ１，ＢＡ２の調停と転送状態を表し，
「Ｓバス（１）」，「Ｓバス（２）」はＣＰＵ１，ＣＰ
Ｕ２からシステムバスの要求に対するＢＡ３の調停とそ
れに対する転送状態を表す。With the configuration shown in FIG. 21, the CPU 1 issues a request to access the LM 2 of the local bus 2 and
The timing operation when U2 issues a request to access the LM1 of the local bus 1 is shown in the example of the time chart of the system operation shown in FIG. “L1” in FIG.
"Bus" and "L2 bus" represent the arbitration and transfer state of BA1 and BA2 for the transfer request to each of the local buses 1 and 2.
"S bus (1)" and "S bus (2)" are CPU1 and CP
It indicates the arbitration of BA3 for the request of the system bus from U2 and the transfer status for BA3.

【００１２】ＣＰＵ１からローカルバス２への転送を要
求してバス使用要求信号ＲＱ１をアサートし，ＢＡ１か
らの許可信号ＧＲ１がアサートされると，ＣＰＵ１は転
送を開始し信号ＲＱ１をネゲート（停止）する。ローカ
ルバス１を介してＢＩＦ１にコマンド（アドレスを含
む）が転送されると，ＢＩＦ１はシステムバスの占有を
要求する要求信号ＲＱ３を出力する。一方，ＣＰＵ２か
らもＢＡ２にローカルバス１への転送を要求して許可さ
れるとＢＩＦ２にコマンドが転送される。同時にＢＡ２
もシステムバスの占有を要求する信号ＲＱ４を出力する
と，ＢＡ３では両方からの要求に対し優先順位に従い，
この例ではＣＰＵ１に対し転送許可信号ＧＲ３をＢＡ１
に出力する。システムバスは，Ｓバス（１）の転送Ｓ
（１）によりコマンドを転送し，ＢＩＦ２に達する。Ｂ
ＩＦ２ではバス使用要求信号ＲＱ６を発生し，ＣＰＵ２
に対する転送許可信号ＧＲ２を禁止する。The CPU 1 requests the transfer to the local bus 2 and asserts the bus use request signal RQ1. When the permission signal GR1 from BA1 is asserted, the CPU 1 starts the transfer and negates (stops) the signal RQ1. . When a command (including an address) is transferred to the BIF 1 via the local bus 1, the BIF 1 outputs a request signal RQ3 requesting occupation of the system bus. On the other hand, if the CPU 2 requests the BA 2 to transfer to the local bus 1 and is permitted, the command is transferred to the BIF 2. BA2 at the same time
Also outputs a signal RQ4 requesting the occupation of the system bus.
In this example, the transfer permission signal GR3
Output to The system bus is a transfer S of the S bus (1).
The command is transferred by (1) and reaches BIF2. B
In IF2, a bus use request signal RQ6 is generated.
Is prohibited from the transfer permission signal GR2.

【００１３】この後，ローカルバス２を介してＣＰＵ１
からのコマンドが実行され，ＢＩＦ２にデータがセット
されると，ＤＣ６（データ受信完了）が発生し，転送許
可信号ＧＲ２（先に禁止されていた）が発生し，ローカ
ルバス２を介してコマンドが転送される。続いてシステ
ムバスを通って転送Ｓ（１）Ｗ（ライトコマンドとアド
レス，データ）がＢＩＦ１に入力され，転送Ｌ（１）Ｗ
をＣＰＵが受信して転送を完了する。このようにローカ
ルバスは，インターロック方式でシステムバスがタイム
スプリット方式の転送方式を採用しているシステムで
は，プロセッサがシステムバスを介して他のローカルメ
モリに対して書き込みを行う場合には，プロセッサがロ
ーカルバスからバスインタフェース制御部を経て書き込
みを行うが，その時のローカルバスの制御方法として書
き込み完了までローカルバスを開放しない非突き放しモ
ードと，バスインタフェース制御部を介してシステムバ
スにライトアクセスしたら，ローカルバスを開放する突
き放しモードがある。After that, the CPU 1
Is executed, and data is set in the BIF 2, a DC6 (data reception completion) is generated, a transfer permission signal GR2 (previously prohibited) is generated, and the command is transmitted via the local bus 2. Will be transferred. Subsequently, the transfer S (1) W (write command and address, data) is input to the BIF 1 through the system bus, and the transfer L (1) W
Is received by the CPU to complete the transfer. As described above, in a system in which the system bus adopts an interlock system and a time-split transfer system, when the processor writes to another local memory via the system bus, the local bus is used as the local bus. Writes from the local bus via the bus interface control unit, but the local bus control method is a non-stick-out mode in which the local bus is not released until the write is completed, and a write access to the system bus via the bus interface control unit There is a release mode that opens the local bus.

【００１４】図２３は従来の非突き放しモードと突き放
しモードのバスインタフェース制御部の動作を示し，
Ａ．は非突き放しモードの例，Ｂ．は突き放しモードの
例である。FIG. 23 shows the operation of the conventional bus interface control unit in the non-release mode and the release mode.
A. Is an example of the non-push mode; Is an example of the release mode.

【００１５】図２３のＡ．の非突き放しモードの例につ
いて動作の順に従って説明する。 最初にローカルバスの転送開始信号ＢＳを受信すると
ＢＩＦはシステムバスに対してバス使用要求信号ＲＱを
出力し，転送許可信号ＧＲがバスアービタ（ＢＡ）から
出力するとＲＱ信号の出力を禁止して転送を開始する。
データ転送期間は，バスマスタ（この例では，ＢＩＦ）
がシステムバス上に転送開始信号ＳＢＳと，転送出力信
号ＣＰＴとを各１サイクル出力することにより通知して
アンサ待ちとなる。FIG. Will be described in the order of operation. When the BIF first receives the transfer start signal BS of the local bus, the BIF outputs a bus use request signal RQ to the system bus. When the transfer enable signal GR is output from the bus arbiter (BA), the BIF inhibits the output of the RQ signal and performs the transfer. Start.
The data transfer period is the bus master (BIF in this example)
Outputs a transfer start signal SBS and a transfer output signal CPT on the system bus for each one cycle, and waits for an answer.

【００１６】バスアービタＢＡ３は転送終了信号ＣＰ
Ｔを受信した時，転送許可信号ＧＲの出力を禁止しバス
権の終了を通知する。 システムバスのスレーブ装置からアンサを受信する
と，アンサ待ち状態を解除し，ローカルバスのデータ受
信完了信号ＤＣ（Data Cpmplete)を出力して転送を終了
する。The bus arbiter BA3 outputs a transfer end signal CP
When T is received, the output of the transfer permission signal GR is prohibited and the end of the bus right is notified. When an answer is received from the slave device of the system bus, the answer waiting state is released, and a data reception completion signal DC (Data Couple) of the local bus is output to terminate the transfer.

【００１７】図２３のＢ．の突き放しモードの場合，ロ
ーカルバスの転送開始信号ＢＳを受信すると，バスイン
タフェース制御部ＢＩＦは，直ちに受信完了信号ＤＣを
出力すると共に，システムバスへバス使用要求信号ＲＱ
を出力して，バスの使用を要求する。転送許可信号ＧＲ
をバスアービタＢＡが出力すると，転送を開始する。こ
の場合，アンサ待ちを行わない。なお，この突き放しモ
ードは，ライト（書き込み）コマンドについて使用さ
れ，アンサを必要とするリードコマンドには使用されな
い。FIG. In the release mode, upon receiving the transfer start signal BS of the local bus, the bus interface control unit BIF immediately outputs the reception completion signal DC and also outputs the bus use request signal RQ to the system bus.
Is output to request use of the bus. Transfer permission signal GR
Is started by the bus arbiter BA, the transfer is started. In this case, no answer wait is performed. This release mode is used for a write (write) command and is not used for a read command requiring an answer.

【００１８】ここで，コマンドとアンサのフォーマット
を説明すると，コマンドまたはアンサは転送開始信号Ｓ
ＢＳが出力されている間に転送される先頭のデータであ
り，コマンドは，転送元ＩＤ，転送先ＩＤ，アンサの要
（非突き放しモード）／不要（突き放しモード）及びコ
マンドの表示（１ビットで表し，コマンドは“０”），
アンサはコマンドの場合に含まれるアンサの要／不要の
表示が無く，最後にアンサの表示（ビットが“１”の状
態）が付される。Here, the format of the command and answer will be described.
This is the first data to be transferred while the BS is being output. The command consists of a transfer source ID, transfer destination ID, necessity of answer (non-exposed mode) / unnecessary (exposed mode), and command display (1 bit). Command is “0”),
The answer has no indication of the necessity / unnecessity of the answer included in the case of the command, and the indication of the answer (the state where the bit is "1") is added at the end.

【００１９】[0019]

【発明が解決しようとする課題】[Problems to be solved by the invention]

(1) 問題点１ 従来のシステムスタック回避の方法として, 上記図２０
に示すように監視タイマをバスインタフェース制御部
（ＢＩＦ）に設ける方法があった。しかし，この方法
は，ローカルバスからバスインタフェース制御部を介し
てシステムバスに転送されるコマンドを実行する場合の
スタックを検出するための構成を備えているが，ローカ
ルバス（例えば，ローカルバス１）のバスマスタ（例え
ば，ＣＰＵ１）から同じローカルバスのバススレーブ
（例えば，ローカルメモリＬＭ１）にコマンドを送って
応答が無い状態が継続した時に監視タイマが起動されて
いないため，バスマスタは動作ができずローカルバスが
スタックするという問題があった。 (2) 問題点２ 上記図２１に示すシステム構成で，ローカルバスがイン
ターロック方式，システムバスがタイムスプリット方式
によりバスのデータ転送を行う場合，更に別の系の処理
装置を追加した場合の問題点を図２４により説明する。
図２４，図２５は，３つの系の処理装置を備えた場合の
説明図（その１），（その２）であり，上記図２１の構
成にＣＰＵ３，ローカルバス３，ローカルメモリ３（Ｌ
Ｍ３），バスインタフェース制御部３（ＢＩＦ３）が追
加されている。(1) Problem 1 As a conventional method of avoiding the system stack,
There has been a method of providing a monitoring timer in a bus interface control unit (BIF) as shown in FIG. However, this method has a configuration for detecting a stack when executing a command transferred from the local bus to the system bus via the bus interface control unit, but the local bus (for example, local bus 1) The bus master (eg, CPU1) sends a command to the bus slave (eg, local memory LM1) of the same local bus from the bus master (eg, local memory LM1), and when there is no response, the monitoring timer is not activated. There was a problem that the bus stuck. (2) Problem 2 In the system configuration shown in FIG. 21, when the local bus performs data transfer on the bus by the interlock system and the system bus by the time split system, and when a processing device of another system is added. This will be described with reference to FIG.
FIGS. 24 and 25 are explanatory diagrams (part 1) and (part 2) in the case where three types of processing devices are provided. In the configuration of FIG. 21, the CPU 3, the local bus 3, and the local memory 3 (L
M3), a bus interface control unit 3 (BIF3) is added.

【００２０】図２４において，ＣＰＵ１がＬＭ２にアク
セスし，ＣＰＵ３がＬＭ１にアクセスする場合，ローカ
ルメモリ２に障害が発生して応答が無かった場合，ロー
カルバス１がスタックする。この場合の動作を以下に説
明するが，各処理装置からのシステムバス使用権の優先
順位の調停は，優先が高い順にＲＱ３（ＣＰＵ１），Ｒ
Ｑ８（ＣＰＵ３），ＲＱ４（ＣＰＵ２）の順である。In FIG. 24, when the CPU 1 accesses the LM 2 and the CPU 3 accesses the LM 1, when a failure occurs in the local memory 2 and there is no response, the local bus 1 is stuck. The operation in this case will be described below. The arbitration of the priority of the right to use the system bus from each processing device is performed by RQ3 (CPU 1) and R
Q8 (CPU3) and RQ4 (CPU2) in that order.

【００２１】1) ＣＰＵ１がＬＭ２にアクセスし，ＣＰ
Ｕ３がＬＭ１にアクセスする場合，ＣＰＵ１がＢＡ１に
バス使用要求信号ＲＱ１を出力し，ＣＰＵ３がＢＡ４に
バス使用要求信号ＲＱ７を出力する。ＢＡ１は信号ＲＱ
１に対し転送許可信号ＧＲ１を出力し，システムバスの
使用権を要求する信号ＲＱ３を出力する。ＣＰＵ１は転
送許可信号ＧＲ１に応じローカルバス１からデータをＢ
ＩＦ１に送出する。同様にＢＡ４はＲＱ７に対する転送
許可信号ＧＲ７を出力すると共に要求信号ＲＱ８を出力
する。ＣＰＵ３は転送許可信号ＧＲ７を受け取るとロー
カルバス３へデータをＢＩＦ３に送出する。1) The CPU 1 accesses the LM 2 and the CP
When U3 accesses LM1, CPU 1 outputs a bus use request signal RQ1 to BA1, and CPU 3 outputs a bus use request signal RQ7 to BA4. BA1 is the signal RQ
1 and outputs a signal RQ3 for requesting the right to use the system bus. The CPU 1 transfers data from the local bus 1 to B in response to the transfer permission signal GR1.
Send to IF1. Similarly, BA4 outputs a transfer permission signal GR7 for RQ7 and outputs a request signal RQ8. Upon receiving the transfer permission signal GR7, the CPU 3 sends data to the local bus 3 to the BIF 3.

【００２２】2) 次にＢＡ３はシステムバスの使用要求
信号ＲＱ３，ＲＱ８に対し優先順位が高いＲＱ３の要求
を受付け，ＧＲ３を出力する。その結果，ＢＩＦ１のデ
ータがシステムバスに送信される。これをＢＩＦ２が受
信し，ＬＭ２に対しＣＰＵ１からのコマンドを送信す
る。同時にシステムバスでは，ＢＩＦ１の転送が終了し
てバスが開放されるので，ＢＡ３はＢＡ４からの要求信
号ＲＱ８を受付け，転送許可信号ＧＲ８をＢＡ４に出力
する。これによりＢＩＦ３は，システムバスにＣＰＵ３
からのデータを転送する。2) Next, BA3 receives a request for RQ3 having a higher priority in response to the use request signals RQ3 and RQ8 of the system bus, and outputs GR3. As a result, the data of BIF1 is transmitted to the system bus. This is received by the BIF 2 and a command from the CPU 1 is transmitted to the LM 2. At the same time, in the system bus, the transfer of BIF1 is completed and the bus is released, so that BA3 receives the request signal RQ8 from BA4 and outputs the transfer permission signal GR8 to BA4. As a result, the BIF 3 is connected to the CPU 3 by the system bus.
Transfer data from.

【００２３】3) ＢＩＦ１がデータを受信しＬＭ１にＣ
ＰＵ３からのコマンドを送信するため，ＣＰＵ１のバス
使用権を開放するためにＢＡ１にローカルバス使用禁止
要求信号ＲＱ５を出力する。ＢＡ１はこれに応じてＧＲ
１の出力を停止する。一方，ローカルバス２に送信され
たデータはＬＭ２が受信し，正常であればコマンドに対
するアンサを送信するが，ＬＭ２に障害があって無応答
であったとする。3) BIF1 receives the data and sends the data to LM1.
In order to transmit the command from PU3, it outputs a local bus use prohibition request signal RQ5 to BA1 to release the bus use right of CPU1. BA1 responds to GR
1 is stopped. On the other hand, it is assumed that the data transmitted to the local bus 2 is received by the LM 2, and if the data is normal, an answer to the command is transmitted.

【００２４】4) ＢＩＦ１はローカルバス１が上記3)に
より開放されたので，ＣＰＵ３からのコマンドを送信す
る。ＬＭ１はそのコマンドを受信し，アンサをＢＩＦ１
に送信し，同時にＢＡ１はシステムバスへの転送を検知
して要求信号ＲＱ３を出力する。ＢＡ３は要求信号ＲＱ
３を受信すると転送許可信号ＧＲ３を出力し，ＢＩＦ１
はシステムバスにアンサを出力する。4) The BIF 1 transmits a command from the CPU 3 since the local bus 1 has been released by the above 3). LM1 receives the command and sends the answer to BIF1.
At the same time, BA1 detects the transfer to the system bus and outputs a request signal RQ3. BA3 is the request signal RQ
3 receives the transfer permission signal GR3 and outputs the BIF1
Outputs an answer to the system bus.

【００２５】5) ＢＩＦ３はシステムバスからアンサを
受信すると，そのアンサをローカルバス３に送信し，Ｃ
ＰＵ３が受信するとＣＰＵ３は実行した命令を完了す
る。同時に，ローカルバス１ではＬＭ１へのアクセスが
完了したので，バスが開放され，ＣＰＵ１から上記3)で
一旦取り止めたコマンドが送信され, ＣＰＵ1 はＬＭ２
からのアンサ待ちの状態になり，応答がないとＬＭ１，
２はスタックする。5) Upon receiving an answer from the system bus, the BIF 3 transmits the answer to the local bus 3 and
When the PU3 receives the instruction, the CPU3 completes the executed instruction. At the same time, the access to LM1 on local bus 1 is completed, so the bus is released, and the command once canceled in 3) above is transmitted from CPU1.
Waits for an answer from LM1, and if there is no response, LM1,
2 stacks.

【００２６】ここで，上記図２０に説明した監視タイマ
が動作し，ローカルバス２のＢＩＦ２の受信側監視タイ
マがオーバーフローしてＬＭ２の異常状態を検出し，コ
マンドが正常に実行されなかったことを表すアンサをＢ
ＩＦ２が発生し，ＢＩＦ１がこれを受信してＣＰＵ１に
転送する。ＣＰＵ１はアンサを受け取り，アクセスを終
了する。この場合，バスのスタックを回避することがで
きる。Here, the monitoring timer described with reference to FIG. 20 operates, and the receiving side monitoring timer of the BIF 2 of the local bus 2 overflows to detect an abnormal state of the LM 2 and that the command was not executed normally. Answer that represents B
IF2 is generated, and BIF1 receives it and transfers it to CPU1. The CPU 1 receives the answer and ends the access. In this case, a bus stack can be avoided.

【００２７】6) 上記1)〜5)の動作はＣＰＵ３がＬＭ１
に１回アクセスした場合であるが，ＣＰＵ１からの上記
再度のコマンドを送信している状態で，ＣＰＵ３がＬＭ
１に対して連続してアクセスした場合，ローカルバス３
を使用するため要求信号ＲＱ７がＢＡ４に出力される。
ＢＡ４はこれに応じてＲＱ８を出力し，ＢＡ３が許可信
号ＧＲ８を出力し，ＢＩＦ３がシステムバスにコマンド
を送出する。6) In the above operations 1) to 5), the CPU 3 operates the LM1
Is accessed once, but while the above-mentioned command is being transmitted from the CPU 1 again, the CPU 3
When access is made continuously to the local bus 3, the local bus 3
Is used to output a request signal RQ7 to BA4.
BA4 outputs RQ8 in response to this, BA3 outputs permission signal GR8, and BIF3 sends a command to the system bus.

【００２８】図２５はこの時の各部の状態を表し，太線
は各制御信号（ＲＱ，ＧＲ）が出力していることを表
す。点線はコマンド（データ）の転送状態を表す。この
後，上記3)〜5)と同様の動作が行われるが, ＣＰＵ３か
らのアクセスが連続して発生した場合のバス監視タイマ
は，ＢＩＦ２で送信側監視タイマがオーバーフローし
（上記5)と同じ動作) ，ＢＩＦ２がエラーを通知するア
ンサを出力しようとして要求信号ＲＱ６をＢＡ２に出力
する。ＢＡ２はＢＡ３に要求信号ＲＱ４を出力する。こ
の時，システムバスはＢＩＦ３の転送により使用されて
いるか，ＢＡ４からの要求信号ＲＱ８が出力されている
状態であり，優先順位によりＢＡ３はＲＱ４の要求に対
する許可を与えられないのでＣＰＵ１に異常状態を通知
できない。また，ローカルバス１でのＢＩＦ１の受信側
監視タイマは，ＣＰＵ１からのコマンドを受信した時点
で起動するが，ＣＰＵ３からコマンドを受信するために
一旦アクセスを取り止めるのでタイマが停止する。ＣＰ
Ｕ３からのアクセスが終了するとＣＰＵ１から元のアク
セスを受信してタイマが再起動する。しかし，タイマが
オーバーフローするより短い間隔で，ＣＰＵ３がＬＭ１
に連続してアクセスするといつまでも受信側監視タイマ
がオーバーフローすることができない。従って，最初の
ＣＰＵ１からのアクセスが完了することができないため
バスがスタックするという問題がある。 (3) 問題点３ 図２６は突き放しモードにおける問題の説明図である。
図２６において，ＣＰＵ１がＬＭ２に突き放しモードで
転送を行う場合，ＲＱ１をＢＡ１へ出力してローカルバ
ス１の使用を要求し，転送許可信号ＧＲ１が発生する
と，ＣＰＵ１はローカルバス１に突き放しモードでＢＩ
Ｆ１へコマンドを送信する。ＢＩＦ１は突き放しモード
を検出し転送完了信号（アンサ）をＣＰＵ１へ通知し転
送を完了する。この後，ＢＡ１が要求信号ＲＱ３をＢＡ
３に出力した時，ＢＡ３に障害が発生するとＧＲ３が出
力されない。この場合，ＢＩＦ１はシステムバスにコマ
ンドを送出することができなくなり，ＢＩＦ１の受信側
監視タイマはＣＰＵ１からのコマンドを受信して起動す
るが，突き放しモードの場合は転送完了信号（アンサ）
を即座にＣＰＵ１へ返送するので，この時点でタイマが
停止してしまう。すると，突き放しモードのコマンドが
転送できずバスがスタックする。しかし，ＣＰＵ１は正
常に転送が行われているように見えてしまい，スタック
が検出できないという問題があった。FIG. 25 shows the state of each part at this time, and the bold line indicates that each control signal (RQ, GR) is being output. The dotted line indicates the transfer status of the command (data). Thereafter, the same operations as in the above 3) to 5) are performed, but when the access from the CPU 3 continuously occurs, the bus monitoring timer overflows in the BIF 2 and the same as the above 5). Operation), the BIF 2 outputs a request signal RQ6 to BA2 to output an answer for notifying an error. BA2 outputs a request signal RQ4 to BA3. At this time, the system bus is being used by the transfer of the BIF3 or the request signal RQ8 from the BA4 is being output. Since the BA3 cannot be given permission for the request of the RQ4 depending on the priority order, the CPU 1 is in an abnormal state. Not notified. Further, the reception side monitoring timer of the BIF 1 on the local bus 1 starts when a command is received from the CPU 1, but the access is temporarily stopped to receive the command from the CPU 3, so the timer stops. CP
When the access from U3 ends, the original access is received from CPU1 and the timer is restarted. However, at shorter intervals than when the timer overflows, the CPU 3
If the receiver is accessed continuously, the receiving side monitoring timer cannot overflow forever. Therefore, there is a problem that the bus is stuck because the access from the first CPU 1 cannot be completed. (3) Problem 3 FIG. 26 is an explanatory diagram of a problem in the release mode.
In FIG. 26, when the CPU 1 transfers to the LM 2 in the release mode, it outputs RQ1 to the BA 1 to request the use of the local bus 1, and when the transfer permission signal GR1 is generated, the CPU 1 transmits the BI to the local bus 1 in the release mode.
Sends a command to F1. The BIF 1 detects the release mode, notifies a transfer completion signal (answer) to the CPU 1, and completes the transfer. Thereafter, BA1 sends request signal RQ3 to BA
When the error is output to GR3, GR3 is not output if a failure occurs in BA3. In this case, the BIF 1 cannot send a command to the system bus, and the receiving-side monitoring timer of the BIF 1 receives a command from the CPU 1 and starts up.
Is immediately returned to the CPU 1, and the timer stops at this point. Then, the command in the release mode cannot be transferred, and the bus is stuck. However, there has been a problem that the CPU 1 looks as if the transfer is normally performed, and the stack cannot be detected.

【００２９】本発明の第１の目的は上記問題１を解決
し，コマンドがシステムバスを介して送受信される場合
だけでなくローカルバス上のコマンドを全てタイマによ
り監視してスタックを検出して防止できるバスインタフ
ェース制御方式を提供することである。A first object of the present invention is to solve the above problem 1, and not only when a command is transmitted / received via a system bus, but also by monitoring all commands on a local bus with a timer to detect and prevent a stack. It is to provide a bus interface control method that can be used.

【００３０】本発明の第２，第３の目的は上記問題２及
び問題３を解決することができるバスインタフェース制
御方式を提供することである。It is a second and third object of the present invention to provide a bus interface control method capable of solving the above problems 2 and 3.

【００３１】[0031]

【課題を解決するための手段】図１は本発明の基本構成
図である。図１において，１はバスインタフェース制御
部（ＢＩＦ），２はローカルバス，３はシステムバスで
ある。FIG. 1 is a basic configuration diagram of the present invention. In FIG. 1, 1 is a bus interface control unit (BIF), 2 is a local bus, and 3 is a system bus.

【００３２】バスインタフェース制御部１において，１
０ａ〜１５ａはローカルバスのコマンドを受信してシス
テムバスへの転送制御を行うための各部であり，１０ｂ
〜１５ｂはシステムバスからのコマンドを受信してロー
カルバスへの転送制御を行うための各部である。図中，
１０ａ，１０ｂは受信用のバッファ，１１ａ，１１ｂは
送信用ＦＩＦＯメモリ，１２ａ，１２ｂは送信用のバッ
ファ，１３ａ，１３ｂは受信制御部，１４ａ，１４ｂは
ＦＩＦＯ制御部，１５ａ，１５ｂは送信制御部である。
１６は本発明により設けられたローカルバス監視タイ
マ，１７は本発明により設けられたシステムバス監視タ
イマである。In the bus interface control unit 1, 1
Reference numerals 0a to 15a denote units for receiving commands on the local bus and controlling transfer to the system bus.
Reference numerals 15b denote components for receiving a command from the system bus and controlling transfer to the local bus. In the figure,
10a and 10b are reception buffers, 11a and 11b are transmission FIFO memories, 12a and 12b are transmission buffers, 13a and 13b are reception control units, 14a and 14b are FIFO control units, and 15a and 15b are transmission control units. It is.
Reference numeral 16 denotes a local bus monitoring timer provided by the present invention, and 17 denotes a system bus monitoring timer provided by the present invention.

【００３３】受信制御部１３ａはローカルバス２からシ
ステムバスへの送信データの受信判定を行い，ＦＩＦＯ
制御部１４ａはこの判定に基づいてバッファ１０ａへの
アドレス，データを送信用ＦＩＦＯメモリ１１ａへ書き
込む制御を行う。送信制御部１５ａはＦＩＦＯ制御部１
４ａの制御による送信用ＦＩＦＯメモリ１１ａへの書き
込みを検知すると，送信用ＦＩＦＯメモリ１１ａに書き
込まれたアドレス，データを読み出してバッファ１２ａ
を介してシステムバス３へ送出する制御を行う。The reception control unit 13a determines whether to receive transmission data from the local bus 2 to the system bus, and
The control unit 14a controls the writing of the address and data to the buffer 10a to the transmission FIFO memory 11a based on this determination. The transmission control unit 15a is a FIFO control unit 1.
When the writing to the transmission FIFO memory 11a under the control of the transmission FIFO memory 11a is detected, the address and data written to the transmission FIFO memory 11a are read and the buffer 12a is read.
Is transmitted to the system bus 3 via the CPU.

【００３４】受信制御部１３ｂはシステムバス３からの
受信データ（コマンドを含む）を受信すべきか否かを判
定し，ＦＩＦＯ制御部１４ｂはこの判定に基づいてバッ
ファ１０ｂのデータを送信用ＦＩＦＯメモリ１１ｂに書
き込む。送信制御部１５ｂは送信用ＦＩＦＯメモリ１１
ｂに書き込まれたデータを読み出してバッファ１２ｂを
経てローカルバス２へ送出する。The reception control unit 13b determines whether or not to receive the reception data (including the command) from the system bus 3, and the FIFO control unit 14b transmits the data in the buffer 10b based on this determination to the transmission FIFO memory 11b. Write to. The transmission control unit 15b stores the transmission FIFO memory 11
The data written in b is read and sent to the local bus 2 via the buffer 12b.

【００３５】図１のローカルバス監視タイマ１６，シス
テムバス監視タイマ１７が従来と相違する点は，従来の
受信監視タイマはシステムバスからバスインタフェース
制御部１で受信され，ローカルバスに転送されるコマン
ドに対して起動されるものであった。また，送信監視タ
イマはバスインタフェース制御部から，システムバスに
コマンドを送信する時起動される構成を備えており，共
にローカルバスのスタック状態を監視する（送信監視タ
イマはシステムバスのスタック状態も監視する）もので
あったが，本発明のローカルバス監視タイマ１６は，バ
スインタフェース制御部でローカルバスの入力に直接接
続され，バスインタフェース制御部１で受信判定された
コマンドだけでなく，バスに出力されたバス起動信号に
よってタイマを起動し，バスに出力された転送完了信号
によってタイマを停止する。タイマがオーバーフローす
ると送信制御部１５ｂからエラー応答をローカルバス２
から出力する。これにより，システムバスへ送信するコ
マンドだけでなく，バスインタフェース制御部１を介す
ることなくローカルバス２を介して実行されるコマンド
（同じ処理装置内のＣＰＵからメモリへのアクセス等）
に対してもタイマによる監視を行うことができる。この
構成により上記問題点１を解決することができる。The difference between the local bus monitoring timer 16 and the system bus monitoring timer 17 in FIG. 1 is that the conventional reception monitoring timer is a command which is received from the system bus by the bus interface control unit 1 and transferred to the local bus. Was to be launched against The transmission monitoring timer is configured to be started when a command is transmitted from the bus interface control unit to the system bus, and both monitors the stack status of the local bus (the transmission monitoring timer also monitors the stack status of the system bus). However, the local bus monitoring timer 16 of the present invention is directly connected to the input of the local bus by the bus interface control unit, and outputs the command to the bus as well as the command determined to be received by the bus interface control unit 1. The timer is started by the received bus start signal, and is stopped by the transfer completion signal output to the bus. When the timer overflows, an error response is sent from the transmission control unit 15b to the local bus 2.
Output from This allows not only commands to be transmitted to the system bus but also commands to be executed via the local bus 2 without passing through the bus interface control unit 1 (such as access from a CPU in the same processing device to a memory).
Can also be monitored by a timer. This configuration can solve the above problem 1.

【００３６】また，本発明のシステムバス監視タイマ１
７は，バスインタフェース制御部１でローカルバスから
のコマンドを受け取って，システムバス３へコマンドを
送信する時起動を行い，システムバス３からアンサを受
信した時停止し，オーバーフローの場合はローカルバス
に対し状態を通知する。但し，システムバス転送種別
は，非突き放しモードか突き放しモードの２つの転送が
あり，非突き放しモードの場合は転送されるコマンドに
対するアンサが返送されるアクセスなので，アンサ受信
完了信号が受信制御部１３ｂに入力すると，システムバ
ス監視タイマ１７がリセットされる。アンサが返ってこ
ないでオーバーフローすると送信制御部１５ｂからロー
カルバス２へエラー応答（アンサ）を通知する。The system bus monitoring timer 1 of the present invention
Reference numeral 7 denotes a bus interface control unit 1 which receives a command from the local bus and starts when transmitting a command to the system bus 3, stops when an answer is received from the system bus 3, and switches to the local bus in case of overflow. Notify the status. However, there are two types of system bus transfer types, a non-push mode and a push mode. In the non-push mode, the answer to the command to be transferred is an access in which an answer is returned. Therefore, an answer reception completion signal is sent to the reception control unit 13b. When input, the system bus monitoring timer 17 is reset. If the answer does not return and overflows, the transmission control unit 15b notifies the local bus 2 of an error response (answer).

【００３７】突き放しモードの場合は，アンサが返って
こないので，システムバス３の使用要求（バスアービタ
図２１のＢＡ１からＢＡ３へのＲＱ３）を行った時にタ
イマを起動して，その後にシステムバス占有の許可が発
生するとタイマが停止する構成を備える。In the release mode, since no answer is returned, a timer is started when a use request for the system bus 3 (RQ3 from BA1 to BA3 in the bus arbiter in FIG. 21) is issued, and thereafter the system bus is occupied. A configuration is provided in which the timer stops when permission is generated.

【００３８】また，ローカルバス監視タイマ１６はロー
カルバスの転送開始信号で起動され，そのコマンドがシ
ステムバスに転送されるとシステムバス監視タイマ１７
が起動されるため，二重にタイマが動作を開始する。ロ
ーカルバスの監視タイマがオーバーフローした時は，シ
ステムバスのタイマもタイマオーバーフローして二重に
エラー応答するのを防ぐため，システムバス監視タイマ
１７を停止させる入力としてローカルバス監視タイマ１
６からのオーバーフロー出力が供給される。The local bus monitoring timer 16 is started by a local bus transfer start signal, and when the command is transferred to the system bus, the system bus monitoring timer 17 is activated.
Is started, the timer starts operating twice. When the local bus monitor timer overflows, the local bus monitor timer 1 is used as an input to stop the system bus monitor timer 17 in order to prevent the system bus timer from overflowing and giving a double error response.
An overflow output from 6 is provided.

【００３９】上記問題点２で述べたように，ローカルバ
ス２からコマンドを受信している間に，システムバス３
から別の処理装置からのコマンドを受信すると，一旦ア
クセスを取り止めて，バスインタフェース制御部１から
ローカルバス２にコマンドを送信する。この時，転送先
のバススレーブ（例えば，ローカルメモリ）からの応答
がないとローカルバス監視タイマ１６がオーバーフロー
してスタック状態から開放されるが，タイマのオーバー
フローでシステムバス監視タイマ１７が停止してしまう
と，先に出力したコマンドのアンサ無応答が検出できな
くなる。この状態を防ぐため，受信制御部１３ａでコマ
ンドを受信した状態を保持する出力と，送信制御部１５
ｂでコマンドを送信した状態を保持する出力とを発生し
て，両者の信号が発生している期間にローカルバス監視
タイマ１６がオーバーフローするとシステムバス監視タ
イマ１７が停止するのをマスクする。As described in the above problem 2, while the command is received from the local bus 2, the system bus 3
When a command from another processing device is received from, the access is temporarily stopped, and the command is transmitted from the bus interface control unit 1 to the local bus 2. At this time, if there is no response from the transfer destination bus slave (for example, local memory), the local bus monitor timer 16 overflows and is released from the stack state. However, the system bus monitor timer 17 stops due to the timer overflow. If this happens, it will not be possible to detect the answer non-response of the previously output command. To prevent this state, an output for holding the state in which the command is received by the reception control unit 13a and a transmission control unit 15
In step b, an output for holding the state of transmitting the command is generated, and when the local bus monitoring timer 16 overflows while both signals are generated, the stop of the system bus monitoring timer 17 is masked.

【００４０】また，上記問題点３のような場合，すなわ
ち突き放しモードでローカルバス２からのコマンドを受
信した後，システムバス３の使用要求を発生した時バス
アービタＢＡ３からの転送許可が発生しないと，システ
ムバス監視タイマ１７がオーバーフローするが，突き放
しモードではコマンドを受信した時に直ちにアンサが返
されるので，エラー応答ができないので，突き放しエラ
ー通知信号を外部に出力する。これにより問題点３を解
決する。Further, in the case of the above problem 3, that is, when a request for use of the system bus 3 is generated after receiving a command from the local bus 2 in the release mode, if transfer permission from the bus arbiter BA3 is not generated, Although the system bus monitoring timer 17 overflows, in the release mode, an answer is immediately returned when a command is received, so that an error response cannot be made, so that a release error notification signal is output to the outside. This solves Problem 3.

【００４１】[0041]

【発明の実施の形態】図２はローカルバス監視タイマ
（図１の１６）の構成を示し，図中，１６０はタイマイ
ネーブル制御部，１６１はローカルバス監視タイマ部で
ある。また，図３はタイマイネーブル制御部（１６０）
の説明図であり，Ａ．にその構成が示され，Ｂ．にタイ
ムチャートの例を示す。FIG. 2 shows a configuration of a local bus monitoring timer (16 in FIG. 1). In FIG. 2, reference numeral 160 denotes a timer enable control unit, and 161 denotes a local bus monitoring timer unit. FIG. 3 shows a timer enable control unit (160).
FIG. The configuration is shown in FIG. Shows an example of a time chart.

【００４２】図２及び図３を用いてローカルバス監視タ
イマの動作を説明する。図２のローカルバス監視タイマ
部１６１は，カウンタ（図示省略）で構成され，予め設
定されたタイマ設定値がローカルバス監視タイマ部１６
１のデータ端子Ｄへ供給されており，ローカルバス転送
開始信号（ＢＳ）が発生して，ローカルバス監視タイマ
部１６１のロード端子ＬＤを駆動すると，データ端子Ｄ
のタイマ設定値が前記カウンタにロードされカウンタの
初期値が設定される。The operation of the local bus monitoring timer will be described with reference to FIGS. The local bus monitoring timer 161 shown in FIG. 2 is constituted by a counter (not shown), and a preset timer setting value is stored in the local bus monitoring timer 16.
When the local bus transfer start signal (BS) is generated and the load terminal LD of the local bus monitoring timer unit 161 is driven, the data terminal D is supplied to the data terminal D.
Is loaded into the counter, and the initial value of the counter is set.

【００４３】一方，タイマイネーブル制御部１６０は，
図３のＡ．に示すようにＲＳ（セット・リセット）型の
フリップフロップ回路（ＦＦで表示）で構成され，Ｂ．
に示すようにローカルバス転送開始信号ＢＳが発生する
とローカルバスクロックのタイミングによりセットさ
れ，セット出力としてカウンタイネーブル信号ＥＮが発
生する。このカウンタイネーブル信号ＥＮが図２のロー
カルバス監視タイマ部１６１の端子ＥＮへ供給されると
カウンタの動作が開始される。ローカルバス監視タイマ
部１６１のカウンタの停止条件は，ローカルバスからロ
ーカルバス転送完了信号ＤＣが入力することであり，こ
の信号が入力するとローカルバスクロックに同期して図
３のＡ．のフリップフロップ回路がリセットされ，カウ
ンタイネーブル信号ＥＮが無効となり，ローカルバス監
視タイマ部１６１のカウンタのカウントが停止する。On the other hand, the timer enable control unit 160
FIG. Is constituted by an RS (set / reset) type flip-flop circuit (indicated by FF) as shown in FIG.
As shown in (1), when the local bus transfer start signal BS is generated, it is set at the timing of the local bus clock, and the counter enable signal EN is generated as a set output. When the counter enable signal EN is supplied to the terminal EN of the local bus monitoring timer unit 161 in FIG. 2, the operation of the counter starts. The stop condition of the counter of the local bus monitoring timer unit 161 is that the local bus transfer completion signal DC is input from the local bus, and when this signal is input, the local bus transfer completion signal DC is synchronized with the local bus clock. Is reset, the counter enable signal EN becomes invalid, and the count of the counter of the local bus monitoring timer unit 161 stops.

【００４４】もし，ローカルバスからローカルバス転送
完了信号ＤＣが入力されないと，そのままカウンタがカ
ウントを続け，タイマ設定値に達すると，図２のローカ
ルバス監視タイマ部１６１の出力端子からカウンタオー
バーフロー信号（ＯＶＦ）が発生する。この信号はロー
カルバス監視タイマＯＶＦ処理要求信号となって，上記
図１の送信制御部１５ｂに入力され，ローカルバスに出
力されたコマンドに対する送信先の応答が得られなかっ
た代わりにローカルバス転送完了信号ＤＣを出力してロ
ーカルバスの転送を完結させる。また，カウンタオーバ
ーフロー信号（ＯＶＦ）はシステムバス監視タイマへも
供給される。If the local bus transfer completion signal DC is not input from the local bus, the counter keeps counting and, when the count reaches the timer set value, the counter overflow signal (from the output terminal of the local bus monitoring timer unit 161 in FIG. 2). OVF) occurs. This signal becomes a local bus monitoring timer OVF processing request signal, which is input to the transmission control unit 15b in FIG. 1 described above, and a response of the transmission destination to the command output to the local bus is not obtained, but the local bus transfer is completed. A signal DC is output to complete the transfer of the local bus. The counter overflow signal (OVF) is also supplied to a system bus monitoring timer.

【００４５】図４はシステムバス監視タイマ（図１の１
７）の構成を示す。図中，１７０はタイマイネーブル制
御部，１７１はシステムバス監視タイマ部，１７２はタ
イマ処理選択制御部である。また，図５はタイマイネー
ブル制御部１７０の構成を示し，図６はタイマ処理選択
制御部１７２の構成を示す。FIG. 4 shows a system bus monitoring timer (1 in FIG. 1).
7) shows the configuration. In the figure, 170 is a timer enable control unit, 171 is a system bus monitoring timer unit, and 172 is a timer processing selection control unit. FIG. 5 shows the configuration of the timer enable control unit 170, and FIG. 6 shows the configuration of the timer process selection control unit 172.

【００４６】図４のシステムバス監視タイマ部１７１
は，カウンタ（図示省略）で構成され，予め設定された
タイマ設定値がデータ端子Ｄに供給されており，システ
ムバス使用要求信号ＲＱが発生するとロード端子ＬＤが
駆動されてタイマ設定値が前記カウンタに設定される。
この時，図５に示すタイマイネーブル制御部１７０から
イネーブル信号ＥＮが発生してシステムバス監視タイマ
部１７１のイネーブル端子ＥＮを駆動して設定されたタ
イマ設定値のタイマ（カウント）動作が開始される。The system bus monitoring timer 171 shown in FIG.
Is constituted by a counter (not shown), a preset timer set value is supplied to a data terminal D, and when a system bus use request signal RQ is generated, a load terminal LD is driven to set the timer set value to the counter. Is set to
At this time, an enable signal EN is generated from the timer enable control unit 170 shown in FIG. 5, and the enable terminal EN of the system bus monitoring timer unit 171 is driven to start a timer (count) operation of the set timer set value. .

【００４７】システムバス監視タイマの停止条件（イネ
ーブル信号ＥＮがオフになる条件）は，システムバスへ
の転送方式の違いにより異なり，図５を用いて説明す
る。図５はタイマイネーブル制御部（図４の１７０）の
構成であり，図５において，１７００はＤ型のフリップ
フロップ回路（ＦＦ），１７０１〜１７０３はセットリ
セット型のフリップフロップ回路（ＦＦ），ａ〜ｇはア
ンドまたはオアの論理ゲートである。The stop condition of the system bus monitoring timer (the condition under which the enable signal EN is turned off) differs depending on the method of transfer to the system bus, and will be described with reference to FIG. 5 shows a configuration of a timer enable control unit (170 in FIG. 4). In FIG. 5, 1700 denotes a D-type flip-flop circuit (FF), 1701 to 1703 denote set-reset type flip-flop circuits (FF), a Ｇg are AND or OR logic gates.

【００４８】システムバス使用要求信号ＲＱが発生した
時，ローカルバスクロックに同期してＦＦ１７００の信
号に同期してアンドゲートａを通ってから発生した信号
によりＦＦ１７０１がセットされるとシステムバスタイ
マのイネーブル信号ＥＮが発生する。When the system bus use request signal RQ is generated and the FF 1701 is set by the signal generated after passing through the AND gate a in synchronization with the signal of the FF 1700 in synchronization with the local bus clock, the system bus timer is enabled. The signal EN is generated.

【００４９】この時のシステムバス転送種別（突き放し
モードか非突き放しモード）の信号は，上記図１の送信
制御部１５ａによりコマンド内のアンサ要または不要の
表示を識別して，突き放しモード（または突き放しアク
セス）の場合は，“１”，非突き放しモードの場合は
“０”が出力される。At this time, the signal of the system bus transfer type (release mode or non-release mode) is identified by the transmission control unit 15a in FIG. In the case of (access), “1” is output, and in the case of the non-stick mode, “0” is output.

【００５０】突き放しモードの場合（システムバス転送
種別信号が“１”の場合）は，転送されるコマンドに対
するアンサを期待しないため，システムバス使用要求信
号ＲＱが出力されてからシステムバス転送許可信号ＧＲ
が出力されるまでの期間をカウントする。この場合，シ
ステムバス転送許可信号ＧＲが出力されると，アンドゲ
ートｂ，オアゲートｇを介してＦＦ１７０１をリセット
して，システムバスタイマイネーブル信号ＥＮが停止す
る。In the release mode (when the system bus transfer type signal is "1"), no answer to the command to be transferred is expected. Therefore, after the system bus use request signal RQ is output, the system bus transfer enable signal GR is output.
The period until is output is counted. In this case, when the system bus transfer permission signal GR is output, the FF 1701 is reset via the AND gate b and the OR gate g, and the system bus timer enable signal EN stops.

【００５１】非突き放しモードの場合（システムバス転
送種別信号が“０”の場合），アンサが返送されるアク
セスなので，上記図１の受信制御部１３ｂによりシステ
ムバスからアンサを受信完了した時に発生するアンサ受
信完了信号ＣＰＴが入力すると，図５のオアゲートｅ，
アンドゲートｆを介してＦＦ１７０１をリセットする信
号が発生し，システムバスタイマイネーブル信号ＥＮを
停止させる。In the non-stick-out mode (when the system bus transfer type signal is "0"), an access is returned in which an answer is returned. This occurs when the reception control unit 13b in FIG. 1 completes receiving the answer from the system bus. When the answer reception completion signal CPT is input, the OR gates e,
A signal for resetting the FF 1701 is generated via the AND gate f, and the system bus timer enable signal EN is stopped.

【００５２】上記問題点２について説明した場合，すな
わちローカルバスからコマンドを受信している間に，シ
ステムバスから別の処理装置からのコマンドを受信した
場合，一旦アクセスを取り止めて，バスインタフェース
制御部（ＢＩＦ）から，ローカルバスにコマンドを送信
する。この時，転送先のバススレーブ（例えば，ローカ
ルメモリ）から応答が無い場合には，ローカルバスの監
視タイマがタイマオーバーフローして，スタック状態か
ら開放されるが，タイマオーバーフローでシステムバス
のタイマを停止してしまうと，先に出力したコマンドの
アンサ無応答が検出できなくなる。この状態を防ぐた
め，図５のＦＦ１７０２，１７０３及びアンドゲート
ｃ，ｄが設けられている。When the problem 2 is described, that is, when a command from another processing device is received from the system bus while a command is being received from the local bus, access is temporarily stopped and the bus interface control unit is stopped. (BIF) sends a command to the local bus. At this time, if there is no response from the transfer destination bus slave (for example, local memory), the monitoring timer of the local bus overflows the timer and is released from the stack state, but the timer of the system bus stops when the timer overflows If this is done, it will not be possible to detect the answer non-response of the previously output command. To prevent this state, FFs 1702 and 1703 and AND gates c and d in FIG. 5 are provided.

【００５３】すなわち，ＦＦ１７０２は受信制御部（図
１の１３ａ）からコマンドを受信した時に出力される受
信処理開始信号を入力して，このコマンド受信状態をラ
ッチする。また，ＦＦ１７０３は，ＦＦ１７０２がコマ
ンド受信状態の後，送信制御部（図１の１５ｂ）から送
信処理開始信号を入力すると，その状態がラッチされ
る。従って，この期間は，ＦＦ１７０３の出力
（“１”）が反転してアンドゲートｄに供給されるの
で，ローカルバスタイマオーバーフロー（ＯＶＦ）信号
がマスクされて，システムバス監視タイマが停止するの
を抑止する。これにより，上記の問題点２の状態でもシ
ステムバス監視タイマからオーバーフローを発生する。That is, the FF 1702 inputs a reception processing start signal output when a command is received from the reception control unit (13a in FIG. 1), and latches this command reception state. Also, when the FF 1702 receives a transmission processing start signal from the transmission control unit (15b in FIG. 1) after the FF 1702 receives the command, the state is latched. Therefore, during this period, the output ("1") of the FF 1703 is inverted and supplied to the AND gate d, so that the local bus timer overflow (OVF) signal is masked and the stop of the system bus monitoring timer is suppressed. I do. As a result, an overflow occurs from the system bus monitoring timer even in the state of the above problem 2.

【００５４】図６は監視タイマ処理選択制御部（図４の
１７２）の構成を示す。図６に示すようにアンドゲート
ａ，ｂで構成される。システムバス監視タイマがオーバ
ーフローした後の動作は，突き放しモードと非突き放し
モードで動作が異なる。監視タイマ処理選択制御部は，
突き放しモードの時は，ローカルバスの転送は，バスイ
ンタフェース制御部（ＢＩＦ）が，コマンドを受信した
時点で完了しているため，エラーを応答することができ
ないので，システムバス転送種別が突き放しモード（上
記図５の説明では“１”）の場合，システムバス監視タ
イマＯＶＦが発生するとアンドゲートａから突き放しエ
ラー通知信号を外部に出力することでシステムバスのス
タック状態を通知する。FIG. 6 shows the configuration of the monitoring timer process selection control unit (172 in FIG. 4). As shown in FIG. 6, it is composed of AND gates a and b. The operation after the overflow of the system bus monitoring timer is different between the release mode and the non-release mode. The monitoring timer processing selection control unit
In the release mode, the transfer of the local bus is completed when the bus interface control unit (BIF) receives the command, so that an error cannot be returned. In the case of "1" in the description of FIG. 5, when the system bus monitoring timer OVF occurs, the stack state of the system bus is notified by releasing the AND gate a and outputting an error notification signal to the outside.

【００５５】非突き放しモードの場合，システムバス転
送種別の信号が“０”となるため，システムバス監視タ
イマＯＶＦの信号が発生すると，アンドゲートｂからシ
ステムバス監視タイマＯＶＦ処理要求信号が発生する。
この信号は，上記図１の受信制御部１３ｂに通知され，
受信制御部１３ｂはシステムバスに転送されたコマンド
を受信したスレーブ装置に代わってエラー通知を行うア
ンサを作成し，ローカルバスに送信してスタックから解
除させる。In the non-stick mode, since the signal of the system bus transfer type is "0", when the signal of the system bus monitoring timer OVF is generated, a system bus monitoring timer OVF processing request signal is generated from the AND gate b.
This signal is notified to the reception control unit 13b in FIG.
The reception control unit 13b creates an answer that performs error notification on behalf of the slave device that has received the command transferred to the system bus, transmits the answer to the local bus, and releases the stack from the stack.

【００５６】図７，図８は突き放しモード時のローカル
バス監視タイマ（図２）とシステムバス監視タイマ（図
４）の動作を示し，図７は通常動作時，図８はシステム
バス監視タイマがオーバーフローした時の動作である。7 and 8 show the operation of the local bus monitoring timer (FIG. 2) and the system bus monitoring timer (FIG. 4) in the release mode. FIG. 7 shows the normal operation, and FIG. 8 shows the system bus monitoring timer. This is the operation when overflow occurs.

【００５７】図７の通常動作時では，ローカルバスでの
転送開始信号ＢＳが出力されて，バスインタフェース制
御部（ＢＩＦ）に入力されると，ローカルバス監視タイ
マが起動され，カウントを開始する。その後，バスイン
タフェース制御部（ＢＩＦ）がコマンドを受信するとデ
ータ転送完了信号ＤＣをローカルバスに出力する。ロー
カルバスに出力されたデータ転送完了信号ＤＣを受信す
ると，ローカルバス監視タイマ（図２）が停止する。コ
マンドをシステムバスに転送するためシステムバスの使
用要求信号ＲＱを出力すると，同時にシステムバス監視
タイマ（図４）が起動されてカウントを開始する。その
後，システムバスの転送許可信号ＧＲがバスアービタ
（ＢＡ）から出力されると，システムバス監視タイマが
停止する。なお，図７に示す符号のＳＢＳはシステムバ
スへの転送開始信号，ＣＰＴは転送出力信号を表す。In the normal operation shown in FIG. 7, when a transfer start signal BS on the local bus is output and input to the bus interface control unit (BIF), the local bus monitoring timer is activated and starts counting. Thereafter, when the bus interface control unit (BIF) receives the command, it outputs a data transfer completion signal DC to the local bus. Upon receiving the data transfer completion signal DC output to the local bus, the local bus monitoring timer (FIG. 2) stops. When the system bus use request signal RQ is output to transfer the command to the system bus, the system bus monitoring timer (FIG. 4) is simultaneously activated and starts counting. Thereafter, when the system bus transfer permission signal GR is output from the bus arbiter (BA), the system bus monitoring timer stops. In FIG. 7, SBS represents a transfer start signal to the system bus, and CPT represents a transfer output signal.

【００５８】図８の場合，突き放しモード時にシステム
バスへ出力するためにシステムバス使用の要求信号ＲＱ
が出力してから許可信号ＧＲが出力されないと，システ
ムバス監視タイマがオーバーフローし，システムバス使
用許可が与えられず突き放しモードの転送が行なわれな
かったことを示す非突き放しモードエラー（ＥＲＲ２）
信号を出力する。In the case of FIG. 8, the request signal RQ for using the system bus is output to the system bus in the release mode.
If the permission signal GR is not output after the signal is output, the system bus monitoring timer overflows and a non-release mode error (ERR2) indicating that the system bus use permission is not given and the transfer in the release mode is not performed.
Output a signal.

【００５９】図９，図１０は非突き放しモード時のロー
カルバス監視タイマ（図２）とシステムバス監視タイマ
（図４）の動作を示し，図９は通常動作時，図１０はシ
ステムバス監視タイマがオーバーフローした時の動作で
あり，各図に示す信号を表す各符号は，上記図７，図８
の各符号と同じである。図９の非突き放しモードの通常
動作時では，ローカルバスでの転送開始信号ＢＳが出力
されて，バスインタフェース制御部（ＢＩＦ）に入力さ
れると，ローカルバス監視タイマが起動されカウントを
開始し，この後バスインタフェース制御部（ＢＩＦ）が
システムバスに転送するためシステムバス使用の要求信
号ＲＱを出力すると，システムバス監視タイマが起動さ
れカウントを開始する。その後，システムバスからコマ
ンドに対するアンサを受信すると，受信完了通知信号Ｃ
ＰＴを出力すると同時にシステムバス監視タイマを停止
させる。次に，バスインタフェース制御部（ＢＩＦ）
は，システムバスから受信したコマンドに対するデータ
転送完了信号ＤＣをローカルバスに出力する。ローカル
バスに出力されたこの信号ＤＣをローカルバス監視タイ
マで受信し，ローカルバス監視タイマを停止させる。9 and 10 show the operation of the local bus monitoring timer (FIG. 2) and the system bus monitoring timer (FIG. 4) in the non-stick mode. FIG. 9 shows the normal operation, and FIG. 10 shows the system bus monitoring timer. Is an operation when overflow occurs, and the symbols representing the signals shown in the respective figures are the same as those in FIGS.
Is the same as that of each symbol. In the normal operation in the non-stick-out mode in FIG. 9, when a transfer start signal BS on the local bus is output and input to the bus interface control unit (BIF), the local bus monitoring timer is activated and starts counting. Thereafter, when the bus interface control unit (BIF) outputs a request signal RQ for using the system bus to transfer the signal to the system bus, the system bus monitoring timer is activated and starts counting. Thereafter, when an answer to the command is received from the system bus, the reception completion notification signal C
At the same time as outputting PT, the system bus monitoring timer is stopped. Next, the bus interface control unit (BIF)
Outputs a data transfer completion signal DC for a command received from the system bus to the local bus. This signal DC output to the local bus is received by the local bus monitoring timer, and the local bus monitoring timer is stopped.

【００６０】図１０の場合，非突き放しモード時の動作
で，システムバスからコマンドに対するアンサが無応答
であった場合，ローカルバス監視タイマがオーバーフロ
ーし，システムバス監視タイマを停止させ，ローカルバ
スにデータ転送完了信号ＤＣとアンサが返送されなかっ
たことを示すエラー（ＥＲＲ１で表示）を出力する。In the case of FIG. 10, when the answer to the command from the system bus is not responding in the operation in the non-stick mode, the local bus monitoring timer overflows, the system bus monitoring timer is stopped, and the data is transferred to the local bus. It outputs a transfer completion signal DC and an error (indicated by ERR1) indicating that the answer has not been returned.

【００６１】図１１は本発明が実施されるマルチプロセ
ッサシステムの構成例である。図１１に示すシステムバ
スは，１系と２系の２つの処理装置が備えられ，各処理
装置は，それぞれプロセッサ１，２（ＣＰＵ１，ＣＰＵ
２），ローカルバス１，２，ローカルメモリ１，２（Ｌ
Ｍ１，ＬＭ２），本発明による構成を備えるバスインタ
フェース制御部１，２（ＢＩＦ１，ＢＩＦ２）及びバス
アービタ１，２（ＢＡ１，ＢＡ２）及びシステムコント
ローラ１，２（ＳＣＮＴ１，ＳＣＮＴ２）が設けられ，
更にＢＡ１とＢＡ２からのシステムバスの占用権の調停
を行うバスアービタ３（ＢＡ３）が設けられている。シ
ステムコントローラ（ＳＮＣＴ１，２）は，各処理装置
の状態を監視する装置であり，ＣＰＵ１，２と同じよう
に各ローカルメモリ（ＬＭ）にアクセスするバスマスタ
として動作する。なお，この構成例ではＳＣＮＴ１，Ｓ
ＣＮＴ１を備えているが，この装置を備えないシステム
構成でも差し支えないことはいうまでもない。FIG. 11 shows a configuration example of a multiprocessor system in which the present invention is implemented. The system bus shown in FIG. 11 is provided with two processing units of a first system and a second system.
2), local buses 1 and 2, local memories 1 and 2 (L
M1, LM2), bus interface controllers 1, 2 (BIF1, BIF2), bus arbiters 1, 2 (BA1, BA2), and system controllers 1, 2 (SCNT1, SCNT2) having the configuration according to the present invention are provided.
Further, a bus arbiter 3 (BA3) for arbitrating the exclusive use of the system bus from BA1 and BA2 is provided. The system controllers (SNCTs 1 and 2) are devices for monitoring the state of each processing device, and operate as a bus master for accessing each local memory (LM), like the CPUs 1 and 2. In this configuration example, SCNT1, SCNT
Although the CNT 1 is provided, it goes without saying that a system configuration without this device may be used.

【００６２】上記図１１に示すようなマルチプロセッサ
システムに本発明が適用された場合の各種の動作例にお
けるエラー検出の動作シーケンスを図１２乃至図１９に
示す。図１２乃至図１９には各動作例における，ローカ
ルバス１，バスインタフェース制御部１，バスインタフ
ェース制御部２及びローカルバス２の各装置間のコマン
ド及びアンサの転送動作及び各バスインタフェース制御
部（ＢＩＦ）のローカル監視タイマ（rocal timer で表
示）及びシステムバス監視タイマ（system timerで表
示）の動作を示す。FIGS. 12 to 19 show operation sequences of error detection in various operation examples when the present invention is applied to the multiprocessor system as shown in FIG. FIGS. 12 to 19 show the operation of transferring commands and answers between the local bus 1, the bus interface control unit 1, the bus interface control unit 2 and each device of the local bus 2 and the bus interface control unit (BIF) in each operation example. ) Shows the operation of the local monitoring timer (indicated by the local timer) and the system bus monitoring timer (indicated by the system timer).

【００６３】図１２は本発明による動作例１のシーケン
スである。この例は，ローカルバス１からローカルバス
２へ非突き放しアクセスを送信した時に，アンサが応答
されなかった場合である。FIG. 12 shows a sequence of the operation example 1 according to the present invention. In this example, the answer is not answered when the local bus 1 transmits the unreached access to the local bus 2.

【００６４】具体的には，ローカルバス１のＣＰＵ１が
ローカルメモリＬＭ２に非突き放しモードのコマンド
（例えばメモリからのデータの読み出し）を発行（図１
２のａ）した場合，バスインタフェース制御部（以下，
ＢＩＦという）１で受け取られ，ローカルバス監視タイ
マがで示すようにカウントを開始する。次にＢＩＦ１
からシステムバスを介してＢＩＦ２へコマンドが転送さ
れると（同ｂ），システムバス監視タイマがで示すよ
うにカウントを開始する。次にＢＩＦ２からローカルバ
ス２を介してローカルメモリＬＭ２へコマンドが送信さ
れると（同ｃ），ＢＩＦ２のローカルバス監視タイマが
で示すように起動する。Specifically, the CPU 1 of the local bus 1 issues a non-stick mode command (for example, reading data from the memory) to the local memory LM2 (see FIG. 1).
2a), the bus interface control unit (hereinafter, referred to as the bus interface control unit)
(Referred to as BIF) 1 and the local bus monitoring timer starts counting as indicated by. Next, BIF1
Is transferred to the BIF 2 via the system bus (b), the system bus monitoring timer starts counting as indicated by. Next, when a command is transmitted from the BIF 2 to the local memory LM2 via the local bus 2 (c), the local bus monitoring timer of the BIF 2 starts as indicated by.

【００６５】この後，ローカルメモリＬＭ２からアンサ
（例えば，読み出しデータ）が返って来ないと，ＢＩＦ
１のローカルバス監視タイマがオーバーフローして，Ｂ
ＩＦ１でバスエラー処理が行われて，エラーの応答（同
ｄ）をＣＰＵ１に対し通知してローカルバス１を開放す
る。この場合，ＢＩＦ１のローカルバス監視タイマのオ
ーバーフローの出力によりＢＩＦ１のシステムバス監視
タイマが停止される。一方，ＢＩＦ２のローカルバス監
視タイマでも，コマンドｃを送信した後，設定された時
間以上経過してもアンサが返ってこないとタイマオーバ
ーフローが発生して，ローカルバス２へバスエラー信号
を出力する（図１２のｅ）。Thereafter, if no answer (for example, read data) is returned from the local memory LM2, the BIF
1 local bus monitoring timer overflows and B
The bus error processing is performed in the IF 1, and an error response (d) is notified to the CPU 1 to release the local bus 1. In this case, the system bus monitoring timer of BIF1 is stopped by the overflow output of the local bus monitoring timer of BIF1. On the other hand, even with the local bus monitoring timer of the BIF 2, if the answer is not returned even after the set time has elapsed after transmitting the command c, a timer overflow occurs and a bus error signal is output to the local bus 2 ( FIG. 12 e).

【００６６】図１３は本発明による動作例２のシーケン
スである。この例は，ローカルバス１のＣＰＵ１からロ
ーカルバス２のローカルメモリ２（図１１のＬＭ２）へ
非突き放しコマンドを送信した同じ時間に，ローカルバ
ス２のＣＰＵ２からローカルバス１のローカルメモリ１
（図１１のＬＭ１）に対し非突き放しコマンドが送信さ
れて，アンサが応答されなかった場合である。順を追っ
て以下に説明する。FIG. 13 shows a sequence of the operation example 2 according to the present invention. In this example, the CPU 2 of the local bus 1 transmits the local memory 1 of the local bus 1 to the local memory 2 of the local bus 2 at the same time when the non-stick command is transmitted to the local memory 2 (LM2 in FIG. 11).
This is the case where the non-release command is transmitted to (LM1 in FIG. 11) and the answer is not answered. This will be described below step by step.

【００６７】(1)バスマスタ（ＣＰＵ等）がローカルバ
ス１からＢＩＦ１へ非突き放しモードのコマンド１を送
信し，ローカルバス監視タイマがで示すように起動し
（図１３のａ１），アンサ待ちとなる。ＢＩＦ１は受信
したコマンド１をシステムバスへ送信し（図１３のｂ
１），システムバス監視タイマがで示すように起動す
る。この時，ローカルバス２からＢＩＦ２に非突き放し
モードのコマンド２が送信され（同ａ２），で示すよ
うにローカルバス監視タイマが起動してアンサ待ちとな
る。(1) The bus master (CPU or the like) transmits the command 1 in the non-stick mode from the local bus 1 to the BIF 1, starts as indicated by the local bus monitoring timer (a1 in FIG. 13), and waits for an answer. . The BIF 1 transmits the received command 1 to the system bus (b in FIG. 13).
1), the system bus monitoring timer starts as indicated by. At this time, the command 2 in the non-stick mode is transmitted from the local bus 2 to the BIF 2 (step a2), and the local bus monitoring timer is activated and waits for an answer, as shown in FIG.

【００６８】(2)この後ＢＩＦ２は，システムバスから
コマンド１を受信した後，先にローカルバス２から受け
取ったコマンドをシステムバスからＢＩＦ１へ転送する
（同ｂ２）。先に受信したコマンド２を一時突き返して
リトライを指示するアンサを出力する（同ｃ２）。ま
た，転送が一時的に完了するのでローカルバス監視タイ
マが停止する。これにより転送が一時的に完了するの
で，ローカルバス２の占用権を得たＢＩＦ２は受信した
コマンド１をローカルバス１へ出力し（同ｄ１），で
示すようにローカルバス監視タイマを起動する。(2) Thereafter, after receiving the command 1 from the system bus, the BIF 2 transfers the command previously received from the local bus 2 from the system bus to the BIF 1 (b2). The command 2 previously received is temporarily returned, and an answer for instructing retry is output (c2). Also, since the transfer is temporarily completed, the local bus monitoring timer stops. As a result, the transfer is temporarily completed, so that the BIF 2 having acquired the exclusive right to use the local bus 2 outputs the received command 1 to the local bus 1 (d1 in FIG. 3), and starts the local bus monitoring timer as shown by (1).

【００６９】(3)ＢＩＦ１は，システムバスからコマン
ド２を受信すると，先に受信したコマンド１のローカル
バス監視タイマを停止し，一時突き返してリトライを指
示するアンサローカルバス１に出力する（同ｃ１）。こ
の後，システムバスから受信したコマンド２をローカル
バス１へ出力し（同ｄ２），ローカルバス監視タイマを
で示すように起動する。この後，ＢＩＦ１のローカル
バス監視タイマがオーバーフローすると，上記図２の構
成により処理要求が発生して送信制御部（図１の１５
ｂ）からバスエラー（図１０のＥＲＲ１）の応答をロー
カルバス１へ発生し（同ｅ２），ローカルバス１を開放
させる（この時, ＢＩＦ1 のシステムバス監視タイマは
ローカルバス監視タイマのオーバーフロー出力により停
止しない）。(3) When the command 2 is received from the system bus, the BIF 1 stops the local bus monitoring timer of the previously received command 1, temporarily returns, and outputs the command to the answer local bus 1 for instructing a retry (c1). ). Thereafter, the command 2 received from the system bus is output to the local bus 1 (d2), and the local bus monitoring timer is activated as indicated by. Thereafter, when the local bus monitoring timer of the BIF 1 overflows, a processing request is generated by the configuration of FIG.
From b), a response of a bus error (ERR1 in FIG. 10) is generated to the local bus 1 (e2), and the local bus 1 is released (at this time, the system bus monitoring timer of the BIF1 is output by the overflow output of the local bus monitoring timer). Do not stop).

【００７０】(4)ローカルバス２から先のコマンド１に
対するアンサ１が発生すると（図１３のｅ１），ＢＩＦ
２でこれを受信することによりローカルバス監視タイマ
１が停止し，続いてシステムバスに対しアンサ１が転送
され（同ｆ１），ＢＩＦ１のシステムバス監視タイマは
停止する。また，上記のＢＩＦ１のローカルバス監視タ
イマのオーバーフローにより発生したエラーアンサ２が
システムバスへ送出される（同ｆ２）。(4) When an answer 1 to the previous command 1 occurs from the local bus 2 (e1 in FIG. 13), the BIF
2, the local bus monitoring timer 1 stops, the answer 1 is transferred to the system bus (f1), and the system bus monitoring timer of the BIF 1 stops. The error answer 2 generated by the overflow of the local bus monitoring timer of the BIF 1 is sent to the system bus (f2).

【００７１】(5)この後，上記の一時突き返しリトライ
を受けたローカルバス２のバスマスタが，リトライのコ
マンド２を発行すると（図１３のｇ２），ＢＩＦ２は上
記システムバスから受け取ったエラーアンサ２（バスエ
ラーを表す）をローカルバス２へ出力する（同ｈ２）。(5) Thereafter, when the bus master of the local bus 2 which has received the temporary retry retry issues a retry command 2 (g2 in FIG. 13), the BIF 2 receives the error answer 2 ( (Representing a bus error) to the local bus 2 (h2).

【００７２】(6)ＢＩＦ１では，ローカルバス１からリ
トライのコマンド１を受け取ると（図１３のｇ１），先
にシステムバスから受け取ったアンサ１をローカルバス
１へ出力する（同ｈ１）。(6) Upon receiving the retry command 1 from the local bus 1 (g1 in FIG. 13), the BIF 1 outputs the answer 1 previously received from the system bus to the local bus 1 (h1).

【００７３】図１４は本発明による動作例３のシーケン
スである。この例は，上記図１３の動作例２と同様にロ
ーカルバス１のＣＰＵ１からローカルバス２のローカル
メモリ２（ＬＭ２）へ非突き放しコマンドを送信した同
じ時間に，ローカルバス２のＣＰＵ２からローカルバス
１のローカルメモリ１（ＬＭ１）に対し非突き放しコマ
ンドが送信された場合であるが，一旦アクセスを開放し
てシステムバスからコマンド送信する前にローカルバス
１で他のバスマスタがコマンド送信を行う点で異なる。
以下に順を追って説明する。FIG. 14 shows a sequence of the operation example 3 according to the present invention. This example is similar to the operation example 2 of FIG. 13 described above. At the same time when the non-stick command is transmitted from the CPU 1 of the local bus 1 to the local memory 2 (LM2) of the local bus 2, the local bus 1 Is transmitted to the local memory 1 (LM1) of the local bus 1 except that the access is once released and another bus master transmits the command on the local bus 1 before transmitting the command from the system bus. .
The description will be given in order below.

【００７４】(1)上記図１３と同様にローカルバス１と
ローカルバス２からそれぞれ相手のローカルバスへ非突
き放しモードのコマンド１，コマンド２を同じ時間に送
信すると，ＢＩＦ１及びＢＩＦ２においてそれぞれ一時
突き放しリトライをローカルバス１とローカルバス２に
出力する（図１４のｃ１，ｄ１）。(1) When commands 1 and 2 in the non-stick mode are transmitted from the local bus 1 and the local bus 2 to the other local buses at the same time as in FIG. 13, the BIF 1 and the BIF 2 temporarily release the command and retry. Are output to the local bus 1 and the local bus 2 (c1, d1 in FIG. 14).

【００７５】(2)ＢＩＦ１がコマンド２をローカルバス
１へ送信する前に，ローカルバス１に接続する他のバス
マスタ（例えば，図１１のＳＣＮＴ１）がローカルバス
１の占用権を得て，ローカルメモリ１（図１１のＬＭ
１）にアクセスするコマンド３が発生すると（図１４の
ａ３），ＢＩＦ１においてで示すようにローカルバス
監視タイマが起動する。一方，ローカルバス２からコマ
ンド１に対するアンサ１がＢＩＦ２及びシステムバスを
介してＢＩＦ１へ送られてくると（図１４のｅ１，ｆ
１），ＢＩＦ１のシステムバス監視タイマが停止する。(2) Before the BIF 1 transmits the command 2 to the local bus 1, another bus master (for example, SCNT1 in FIG. 11) connected to the local bus 1 obtains the exclusive right of the local bus 1, and 1 (LM in FIG. 11)
When the command 3 for accessing (1) occurs (a3 in FIG. 14), the local bus monitoring timer is started in the BIF1 as shown by (1). On the other hand, when the answer 1 to the command 1 is sent from the local bus 2 to the BIF 1 via the BIF 2 and the system bus (e1, f in FIG. 14)
1), the system bus monitoring timer of BIF1 stops.

【００７６】(3)ＢＩＦ１ではローカルバス監視タイマ
がコマンド３を受信した後，設定された時間内に転送が
完了しないためオーバーフローすると，バスエラーが応
答されてローカルバス１が開放される（図１４のｂ
３）。この後，ＢＩＦ１からコマンド２がローカルバス
１へ送信されて（同ｄ２）ローカルバス監視タイマが起
動するが，コマンド２に対しローカルメモリ１が無応答
の場合，ＢＩＦ１のローカルバス監視タイマがオーバー
フローして，ローカルバス１に対しバスエラーが応答さ
れて，ローカルバス１が開放される。これにより，リト
ライとなるコマンド１がローカルバス１から発行される
と（図１４のｇ１），先にＢＩＦ１がシステムバスから
受け取ったアンサ１をローカルバス１へ送出する（同ｈ
１）。また，コマンド２に対するタイマオーバーフロー
によりシステムバスにエラーアンサ２を通知する。(3) In the BIF1, after the local bus monitoring timer receives the command 3 and the transfer is not completed within the set time, if the overflow occurs, a bus error is returned and the local bus 1 is released (FIG. 14). B
3). Thereafter, the command 2 is transmitted from the BIF 1 to the local bus 1 (d2), and the local bus monitoring timer starts. However, if the local memory 1 does not respond to the command 2, the local bus monitoring timer of the BIF 1 overflows. Then, a bus error is responded to the local bus 1 and the local bus 1 is released. Thereby, when the command 1 to be retried is issued from the local bus 1 (g1 in FIG. 14), the BIF 1 sends the answer 1 previously received from the system bus to the local bus 1 (h in FIG. 14).
1). Also, an error answer 2 is notified to the system bus by a timer overflow for the command 2.

【００７７】(4)ＢＩＦ２では，ローカルバス２からの
リトライのコマンド２を受信するが（図１４のｇ２），
システムバスからエラーアンサ２を受信しているので，
ローカルバス２に対しエラーアンサ２を応答し（同ｈ
２），ローカルバス２を開放する。(4) The BIF 2 receives the retry command 2 from the local bus 2 (g2 in FIG. 14).
Since error answer 2 is received from the system bus,
An error answer 2 is returned to the local bus 2 (h
2) The local bus 2 is released.

【００７８】図１５は本発明による動作例４のシーケン
スである。この例は，上記図１３，図１４と同様にロー
カルバス１からローカルバス２へ非突き放しコマンドを
送信した同じ時間に，ローカルバス２からローカルバス
１に対し非突き放しコマンドが送信された場合である
が，ローカルバス１がコマンドに応答した後，他のバス
マスタがローカルバス１にコマンド送信を行う点で異な
る。上記図１４と異なる点を中心にして説明する。FIG. 15 shows a sequence of the operation example 4 according to the present invention. This example is a case where the non-stick command is transmitted from the local bus 2 to the local bus 1 at the same time as the non-stick command is transmitted from the local bus 1 to the local bus 2 as in FIGS. However, after the local bus 1 responds to the command, another bus master transmits a command to the local bus 1. The description will focus on the differences from FIG.

【００７９】上記図１３と同様にコマンド１，コマンド
２を同じ時間に送信され，ＢＩＦ１で，システムバスか
らのコマンド２をローカルバス１へ送信した後（図１５
のｄ２），ローカルメモリ１から発生したアンサ２をロ
ーカルバス１から受信する（同ｅ２）。この後，ローカ
ルバスの他のバスマスタ（例えば，図１１のＳＣＮＴ
１）からローカルメモリ１（ＬＭ１）にアクセスするコ
マンド３が発行されると，ローカルバス監視タイマが起
動する。この後，ローカルバス監視タイマがオーバーフ
ローすると，バスエラーが応答されて（図１５のｂ
３），ローカルバス１が開放される。この後ローカルバ
ス１からリトライのコマンド１が発生すると（同ｇ
１），ＢＩＦ１はシステムバスから受信されていたアン
サ１を応答する（同ｈ１）。また，ローカルバス２から
のリトライのコマンド２がＢＩＦ２で受信されると（同
ｇ２），システムバスから受け取ってあるアンサ２を応
答する（同ｈ２）。After the command 1 and the command 2 are transmitted at the same time as in FIG. 13, the command 2 from the system bus is transmitted to the local bus 1 by the BIF 1 (see FIG. 15).
D2), the answer 2 generated from the local memory 1 is received from the local bus 1 (e2). Thereafter, another bus master of the local bus (for example, SCNT in FIG. 11)
When a command 3 for accessing the local memory 1 (LM1) is issued from 1), the local bus monitoring timer starts. Thereafter, when the local bus monitoring timer overflows, a bus error is responded (b in FIG. 15).
3) The local bus 1 is released. Thereafter, when a retry command 1 is generated from the local bus 1 (g
1), BIF1 responds to answer 1 received from the system bus (h1). When the retry command 2 from the local bus 2 is received by the BIF 2 (g2), the answer 2 received from the system bus is responded (h2).

【００８０】図１６は本発明による動作例５のシーケン
スである。この例は，上記図１３〜図１５と同様にロー
カルバス１からローカルバス２へ非突き放しコマンドを
送信した同じ時間に，ローカルバス２からローカルバス
１に対し非突き放しコマンドが送信された場合である
が，ローカルバス２が無応答である点で異なる。上記図
１３〜図１５と異なる点を中心に説明する。FIG. 16 shows a sequence of the operation example 5 according to the present invention. This example is a case where the non-stick command is transmitted from the local bus 2 to the local bus 1 at the same time as the non-stick command is transmitted from the local bus 1 to the local bus 2 as in FIGS. However, the difference is that the local bus 2 does not respond. The description will focus on the differences from FIGS. 13 to 15.

【００８１】コマンド１，コマンド２が同じ時間に送信
されて，ＢＩＦ１はシステムバスにコマンド１を送出す
るとシステムバス監視タイマを起動する。ＢＩＦ２でシ
ステムバスからのコマンド１をローカルバス２へ送信す
る（図１６のｄ１）。これと同時にＢＩＦ２のローカル
バス監視タイマが起動する。この後，コマンド１に対す
るアンサ１が無応答でＢＩＦ２からＢＩＦ１に対しアン
サ１が応答されないと，ＢＩＦ１のシステムバス監視タ
イマがオーバーフローする。この後，ローカルバス１か
らリトライのコマンド１が発行されると，ＢＩＦ１はシ
ステムバス監視タイマがオーバーフローしているので，
ローカルバス１のコマンド１のアクセスに対してエラー
応答を行ってローカルバス１を開放する。When the command 1 and the command 2 are transmitted at the same time, and the BIF 1 sends the command 1 to the system bus, the BIF 1 starts a system bus monitoring timer. The command 1 from the system bus is transmitted to the local bus 2 by the BIF 2 (d1 in FIG. 16). At the same time, the local bus monitoring timer of the BIF 2 starts. Thereafter, if the answer 1 does not respond to the command 1 and the answer 1 does not respond from the BIF 2 to the BIF 1, the system bus monitoring timer of the BIF 1 overflows. Thereafter, when the retry command 1 is issued from the local bus 1, the BIF 1 overflows the system bus monitoring timer.
The local bus 1 is released by giving an error response to the access of the command 1 of the local bus 1.

【００８２】図１７は本発明による動作例６のシーケン
スである。この例は，上記図１６と同様にローカルバス
１からローカルバス２へ非突き放しコマンドを送信した
同じ時間に，ローカルバス２からローカルバス１に対し
非突き放しコマンドが送信された時，ローカルバス２が
無応答であった場合であるが，ＢＩＦ２のローカルバス
監視タイマがオーバーフローする点で異なる。上記図１
６と異なる動作について説明する。コマンド１，コマン
ド２が同じ時間に送信されて，ＢＩＦ１においてシステ
ムバスへコマンド１を送信する（図１７のｂ１）と同時
にＢＩＦ１のシステムバス監視タイマがで示すように
起動する。この後，ＢＩＦ１がシステムバスからコマン
ド２を受信し，ローカルバス１にコマンド２を送信して
アンサ２を受信する。システムバスからコマンド１を受
け取ったＢＩＦ２はローカルバス２が開放された時，コ
マンド１をローカルバス２へ送信すると同時にローカル
バス監視タイマをで示すように起動する。このコマン
ド１に対しローカルバス２のローカルメモリ２（ＬＭ
２）からアンサ１の応答がないと，上記図１６と同様に
ＢＩＦ１のシステムバス監視タイマがオーバーフロー
し，ローカルバス１からのリトライのコマンド１に対し
システムバスオーバーフローのバスエラーを通知する
が，ＢＩＦ２ではローカルバス監視タイマがオーバーフ
ローしてローカルバス２に対しバスエラーを通知する。FIG. 17 shows a sequence of the operation example 6 according to the present invention. In this example, the local bus 2 transmits a non-release command to the local bus 1 at the same time when the non-release command is transmitted from the local bus 1 to the local bus 2 as in FIG. Although there is no response, the difference is that the local bus monitoring timer of the BIF 2 overflows. Figure 1 above
6 will be described. The command 1 and the command 2 are transmitted at the same time, and the command 1 is transmitted to the system bus in the BIF 1 (b1 in FIG. 17), and at the same time, the system bus monitoring timer of the BIF 1 is activated as shown by. Thereafter, the BIF 1 receives the command 2 from the system bus, transmits the command 2 to the local bus 1, and receives the answer 2. When the BIF 2 receives the command 1 from the system bus, when the local bus 2 is released, the BIF 2 transmits the command 1 to the local bus 2 and, at the same time, starts up as indicated by the local bus monitoring timer. In response to this command 1, the local memory 2 (LM
If there is no response from the answer 1 from 2), the system bus monitoring timer of the BIF 1 overflows as in FIG. 16 and a bus error of the system bus overflow is notified to the retry command 1 from the local bus 1, but the BIF 2 Then, the local bus monitoring timer overflows and notifies the local bus 2 of a bus error.

【００８３】図１８は本発明による動作例７のシーケン
スである。この例は，上記図１７と同様にローカルバス
１からローカルバス２へ非突き放しコマンドを送信した
同じ時間に，ローカルバス２からローカルバス１に対し
非突き放しコマンドが送信された時，ＢＩＦ１からロー
カルバス１へのコマンド２の送信及びシステムバスへの
コマンド１の送信に対し両方とも無応答の場合であり，
上記図１７と相違する点を中心に説明する。FIG. 18 shows a sequence of the operation example 7 according to the present invention. In this example, the local bus 2 transmits a non-release command to the local bus 1 at the same time when the non-release command is transmitted from the local bus 1 to the local bus 2 as in FIG. No response to the transmission of command 2 to command 1 and the transmission of command 1 to the system bus.
The following description focuses on the differences from FIG.

【００８４】ＢＩＦ１がコマンド１をシステムバスへ送
信した時システムバス監視タイマをに示すように起動
し，ＢＩＦ２からシステムバスを介して受信したコマン
ド２をローカルバス１へ送信するとで示すようにロー
カルバス監視タイマが起動する。一方，ＢＩＦ２は受信
したコマンド１をローカルバス２へ送信すると同時に
で示すようにシステムバス監視タイマが起動する。この
後，コマンド１に対するアンサ１がシステムバスから送
られてこないとＢＩＦ１のシステムバス監視タイマがオ
ーバーフローする。また，ＢＩＦ１はコマンド２に対す
るアンサが返ってこないでローカルバス監視タイマがオ
ーバーフローすると，ローカルバス１にローカルバス監
視タイマオーバーフローのバスエラーを通知し（図１８
のｅ２），システムバスに対しエラーアンサ２を送信す
る（同ｆ２）。When the BIF 1 sends the command 1 to the system bus, the system bus monitoring timer is started as shown in FIG. 9 and the command 2 received from the BIF 2 via the system bus is sent to the local bus 1 as shown in FIG. The monitoring timer starts. On the other hand, the BIF 2 transmits the received command 1 to the local bus 2 and, at the same time, starts the system bus monitoring timer, as shown in FIG. Thereafter, if the answer 1 to the command 1 is not sent from the system bus, the system bus monitoring timer of the BIF 1 overflows. If the local bus monitor timer overflows without returning an answer to the command 2, the BIF 1 notifies the local bus 1 of a bus error of the local bus monitor timer overflow (FIG. 18).
E2), the error answer 2 is transmitted to the system bus (f2).

【００８５】ローカルバス１が開放されてリトライのコ
マンド１が発行されると（図１８のｆ１），ＢＩＦ１
は，上記したシステムバス監視タイマのオーバーフロー
によりバスエラーを通知する（同ｇ１）。また，ローカ
ルバス２からコマンド１に対するアンサ１が応答されな
いと，ＢＩＦ２のローカルバス監視タイマがオーバーフ
ローして，ローカルバス２にバスエラーを通知し（同ｅ
１），リトライのコマンド２が発行されると（同ｇ
２），上記システムバスから送られてきたエラーアンサ
２によりバスエラーをローカルバス２に通知する（同ｈ
２）。When the local bus 1 is released and a retry command 1 is issued (f1 in FIG. 18), the BIF1
Notifies a bus error by overflow of the system bus monitoring timer (g1). If the answer 1 to the command 1 is not responded to from the local bus 2, the local bus monitoring timer of the BIF 2 overflows and notifies the local bus 2 of a bus error (see e).
1), when retry command 2 is issued (g
2) A bus error is notified to the local bus 2 by the error answer 2 sent from the system bus (h).
2).

【００８６】図１９は本発明による動作例８のシーケン
スである。この例は，ローカルバス１のＣＰＵ１からロ
ーカルバス２のローカルメモリ２（ＬＭ２）へ突き放し
コマンド１，２を送信した時，コマンド２に対しシステ
ムバス転送要求信号（ＧＲ）が一定時間内に発生しなか
った場合である。FIG. 19 shows a sequence of an operation example 8 according to the present invention. In this example, when commands 1 and 2 are sent from the CPU 1 of the local bus 1 to the local memory 2 (LM2) of the local bus 2, a system bus transfer request signal (GR) for the command 2 is generated within a predetermined time. This is the case.

【００８７】コマンド１が発行されると（図１９のａ
１），突き放しモードなのでローカルバスにおいてＢＩ
Ｆ１へコマンドが転送されるとローカル監視タイマが停
止しアンサ１が発生する（同ｂ１）。続いてＢＩＦ１か
らシステムバスのバス使用の要求信号ＲＱが発生してシ
ステムバス監視タイマが起動するが使用許可信号ＧＲが
発生すると停止し，システムバスへコマンド１が送出さ
れ（同ｃ１），コマンド１を受けたＢＩＦ２はローカル
バス２へコマンド１を転送し（同ｄ１），ローカルバス
からアンサ１を受け取る（同ｅ１）。この正常時の，Ｂ
ＩＦ１の各監視タイマの動作は，上記図７に示す通りで
ある。When command 1 is issued (a in FIG. 19)
1) Because it is in the push-out mode, BI
When the command is transferred to F1, the local monitoring timer stops and answer 1 is generated (b1). Subsequently, the bus use request signal RQ of the system bus is generated from the BIF 1 and the system bus monitoring timer is started, but is stopped when the use permission signal GR is generated, and the command 1 is sent to the system bus (c1), and the command 1 The BIF 2 that has received the command transfers the command 1 to the local bus 2 (d1), and receives the answer 1 from the local bus (d1). This normal, B
The operation of each monitoring timer of IF1 is as shown in FIG.

【００８８】図１９において，ローカルバス１からコマ
ンド１に続いてローカルバス２のローカルメモリ２（図
１１のＬＭ２）へのコマンド２が送信されると，ＢＩＦ
１はアンサ２をローカルバス１へ応答する。この後ＢＩ
Ｆ１でシステムバス使用の要求信号ＲＱを発生して，シ
ステムバス監視タイマが起動するが，使用許可信号ＧＲ
が返って来ないとシステムバス監視タイマがオーバーフ
ローする。この場合の各監視タイマの動作は上記図８に
示され，割り込み信号にて突き放しモード時のエラー
（ＥＲＲ２）がローカルバス１へ通知される（図１９の
ｃ２）。この後，ＢＩＦ１で許可信号ＧＲが発生する
と，要求信号ＲＱが無くなりコマンド２がＢＩＦ２へ送
信され（同ｄ２），ＢＩＦ２からローカルバス２に対し
コマンド２の送信とアンサ２の受信が行われる（同ｅ
２，ｆ２）。In FIG. 19, when the command 2 is transmitted from the local bus 1 to the local memory 2 (LM2 in FIG. 11) of the local bus 2 following the command 1, the BIF
1 responds answer 2 to local bus 1. After this BI
At F1, a system bus use request signal RQ is generated, and the system bus monitoring timer is started.
Otherwise, the system bus monitoring timer overflows. The operation of each monitoring timer in this case is shown in FIG. 8, and an error (ERR2) in the release mode is notified to the local bus 1 by an interrupt signal (c2 in FIG. 19). Thereafter, when the permission signal GR is generated in the BIF1, the request signal RQ is lost, and the command 2 is transmitted to the BIF2 (d2), and the command 2 is transmitted from the BIF2 to the local bus 2 and the answer 2 is received (d2). e
2, f2).

【００８９】[0089]

【発明の効果】本発明によればローカルバスがインター
ロック転送でシステムバスがタイムスプリット転送を用
いるマルチプロセッサシステムのバスインタフェース制
御方式において次のような効果を奏することができる。According to the present invention, the following effects can be obtained in a bus interface control method of a multiprocessor system using a local bus as an interlock transfer and a system bus as a time split transfer.

【００９０】(1) 上記問題点１に説明したローカルバス
のバスマスタ（例えば，ＣＰＵ１）から同じローカルバ
スのバススレーブ（例えば，ローカルメモリＬＭ１）に
コマンドを送って応答が無い状態が継続してローカルバ
スがスタック（ロック）するような状態が本発明による
バスインタフェース制御部のローカルバス監視タイマに
より検出して，スタックを解除することが可能となる。(1) The local bus master (for example, CPU1) described in the above problem 1 sends a command to a bus slave (for example, local memory LM1) of the same local bus and there is no response and the local bus continues. A state in which the bus is stuck (locked) is detected by the local bus monitoring timer of the bus interface control unit according to the present invention, and the stack can be released.

【００９１】(2) 上記問題点２に説明したバスインタフ
ェース制御部における状態，すなわちタイマがオーバー
フローするより短い周期で他の処理装置からのアクセス
により停止して，自処理装置のバスマスタからのアクセ
スが完了できない状態によるバスのスタックを防止する
ことができる。(2) The state in the bus interface control unit described in Problem 2 above, that is, the bus is stopped by an access from another processing device in a shorter cycle than when the timer overflows, and the access from the bus master of the own processing device is stopped. It is possible to prevent the bus from being stuck due to a state that cannot be completed.

【００９２】(3) 上記問題点３に説明したような，突き
放しモードにおいてバスインタフェース制御部（例え
ば，ＢＩＦ１）がローカルバスのバスマスタ（例えば，
ＣＰＵ１）からのコマンドを受信した後，システムバス
の使用要求をバスアービタへ出力しても使用許可が発生
しない状態になった時に，本発明によりローカルバスに
対しエラーを通知することが可能となり，ＣＰＵ１がス
タックするのを防止できる。(3) As described in the above problem 3, the bus interface control unit (for example, the BIF1) in the unremoved mode is a local bus master (for example, the BIF1).
After receiving a command from the CPU 1), when a use request for the system bus is output to the bus arbiter and the use permission is not generated, an error can be notified to the local bus according to the present invention. Can be prevented from being stuck.

【図面の簡単な説明】[Brief description of the drawings]

【図１】本発明の基本構成図である。FIG. 1 is a basic configuration diagram of the present invention.

【図２】ローカルバス監視タイマの構成を示す図であ
る。FIG. 2 is a diagram showing a configuration of a local bus monitoring timer.

【図３】タイマイネーブル制御部の説明図である。FIG. 3 is an explanatory diagram of a timer enable control unit.

【図４】システムバス監視タイマの構成を示す図であ
る。FIG. 4 is a diagram showing a configuration of a system bus monitoring timer.

【図５】タイマイネーブル制御部の構成を示す図であ
る。FIG. 5 is a diagram illustrating a configuration of a timer enable control unit.

【図６】監視タイマ処理選択制御部の構成を示す図であ
る。FIG. 6 is a diagram illustrating a configuration of a monitoring timer process selection control unit.

【図７】突き放しモード時のローカルバス監視タイマと
システムバス監視タイマの動作を示す図である。FIG. 7 is a diagram showing operations of a local bus monitoring timer and a system bus monitoring timer in a release mode.

【図８】突き放しモード時のシステムバス監視タイマが
オーバーフローした時の動作を示す図である。FIG. 8 is a diagram illustrating an operation when a system bus monitoring timer overflows in a release mode.

【図９】非突き放しモード時のローカルバス監視タイマ
とシステムバス監視タイマの動作を示す図である。FIG. 9 is a diagram illustrating operations of a local bus monitoring timer and a system bus monitoring timer in a non-stick mode.

【図１０】非突き放しモード時のシステムバス監視タイ
マがオーバーフローした時の動作を示す図である。FIG. 10 is a diagram illustrating an operation when a system bus monitoring timer overflows in a non-stick mode.

【図１１】マルチプロセッサシステムの構成例を示す図
である。FIG. 11 is a diagram illustrating a configuration example of a multiprocessor system.

【図１２】本発明による動作例１のシーケンスを示す図
である。FIG. 12 is a diagram showing a sequence of an operation example 1 according to the present invention.

【図１３】本発明による動作例２のシーケンスを示す図
である。FIG. 13 is a diagram showing a sequence of an operation example 2 according to the present invention.

【図１４】本発明による動作例３のシーケンスを示す図
である。FIG. 14 is a diagram showing a sequence of an operation example 3 according to the present invention.

【図１５】本発明による動作例４のシーケンスを示す図
である。FIG. 15 is a diagram showing a sequence of an operation example 4 according to the present invention.

【図１６】本発明による動作例５のシーケンスを示す図
である。FIG. 16 is a diagram showing a sequence of an operation example 5 according to the present invention.

【図１７】本発明による動作例６のシーケンスを示す図
である。FIG. 17 is a diagram showing a sequence of an operation example 6 according to the present invention.

【図１８】本発明による動作例７のシーケンスを示す図
である。FIG. 18 is a diagram showing a sequence of an operation example 7 according to the present invention.

【図１９】本発明による動作例８のシーケンスを示す図
である。FIG. 19 is a diagram showing a sequence of an operation example 8 according to the present invention.

【図２０】従来の監視タイマシステムを示す図である。FIG. 20 is a diagram showing a conventional monitoring timer system.

【図２１】マルチプロセッサシステムの従来例の構成図
である。FIG. 21 is a configuration diagram of a conventional example of a multiprocessor system.

【図２２】従来のシステム動作のタイムチャートの例を
示す図である。FIG. 22 is a diagram showing an example of a time chart of a conventional system operation.

【図２３】従来の非突き放しモードと突き放しモードの
バスインタフェース制御部の動作を示す図である。FIG. 23 is a diagram illustrating an operation of a conventional bus interface control unit in a non-exposed mode and an exposed mode.

【図２４】３つの系の処理装置を備えた場合の説明図
（その１）である。FIG. 24 is an explanatory diagram (1) of a case where three types of processing apparatuses are provided.

【図２５】３つの系の処理装置を備えた場合の説明図
（その２）である。FIG. 25 is an explanatory diagram (part 2) of a case where three types of processing apparatuses are provided.

【図２６】突き放しモードにおける問題の説明図であ
る。FIG. 26 is an explanatory diagram of a problem in the release mode.

【符号の説明】[Explanation of symbols]

１ バスインタフェース制御部（ＢＩＦ） １０ａ，１０ｂ 受信用のバッファ １１ａ，１１ｂ 送信用ＦＩＦＯメモリ １２ａ，１２ｂ 送信用のバッファ １３ａ，１３ｂ 受信制御部 １４ａ，１４ｂ ＦＩＦＯ制御部 １５ａ，１５ｂ 送信制御部 １６ ローカルバス監視タイマ １７ システムバス監視タイマ ２ ローカルバス ３ システムバス 1 Bus Interface Control Unit (BIF) 10a, 10b Receive Buffer 11a, 11b Transmission FIFO Memory 12a, 12b Transmission Buffer 13a, 13b Reception Control Unit 14a, 14b FIFO Control Unit 15a, 15b Transmission Control Unit 16 Local Bus Monitoring timer 17 System bus monitoring timer 2 Local bus 3 System bus

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 大野 恭裕 神奈川県横浜市港北区新横浜２丁目３番９ 号 富士通ディジタル・テクノロジ株式会 社内 (72)発明者 新井 隆 神奈川県横浜市港北区新横浜２丁目３番９ 号 富士通ディジタル・テクノロジ株式会 社内 (72)発明者 中原 英利 神奈川県横浜市港北区新横浜２丁目３番９ 号 富士通ディジタル・テクノロジ株式会 社内 (72)発明者 岡崎 眞 神奈川県川崎市中原区上小田中４丁目１番 １号 富士通株式会社内 (72)発明者 青木 道宏 東京都新宿区西新宿三丁目19番２号 日本 電信電話株式会社内 (72)発明者 岡田 勝行 東京都新宿区西新宿三丁目19番２号 日本 電信電話株式会社内 ──────────────────────────────────────────────────続 き Continuing on the front page (72) Inventor Yasuhiro Ohno 2-3-9 Shin-Yokohama, Kohoku-ku, Yokohama, Kanagawa Prefecture In-house Fujitsu Digital Technology Limited (72) Inventor Takashi Arai 2-chome, Shin-Yokohama, Kohoku-ku, Yokohama, Kanagawa No. 3-9 Fujitsu Digital Technology Stock Company In-house (72) Inventor Hidetoshi Nakahara 2-3-9 Shin-Yokohama, Kohoku-ku, Yokohama City, Kanagawa Prefecture Fujitsu Digital Technology Stock Company In-house (72) Inventor Makoto Okazaki Nakahara, Kawasaki City, Kanagawa Prefecture 4-1-1, Kamiodanaka-ku, Fujitsu Limited (72) Inventor Michihiro Aoki 3-2-19-1 Nishi-Shinjuku, Shinjuku-ku, Tokyo Japan Telegraph and Telephone Corporation (72) Inventor Katsuyuki Okada Nishi-Shinjuku-ku, Tokyo Shinjuku 3-chome 19-2 Nippon Telegraph and Telephone Corporation

Claims (10)

【特許請求の範囲】[Claims] 【請求項１】 各プロセッサがローカルバスに接続され
各ローカルバスがそれぞれバスインタフェース制御部を
介してシステムバスに接続され，ローカルバスがインタ
ーロック転送を用いシステムバスがタイムスプリット転
送を用いるマルチプロセッサシステムのバスインタフェ
ース制御方式において，バスインタフェース制御部は，
ローカルバスのバスマスタから発行されたコマンドを受
信すると起動してそのアンサが返送される期間を監視す
るローカルバス監視タイマを備え，前記ローカルバス監
視タイマは，一定期間にアンサの返送がない場合に前記
バスマスタにエラー通知を行うことを特徴とするバスイ
ンタフェース制御方式。1. A multiprocessor system in which each processor is connected to a local bus, each local bus is connected to a system bus via a bus interface control unit, and the local bus uses interlock transfer and the system bus uses time split transfer. In the bus interface control method of
A local bus monitoring timer for activating when a command issued from the bus master of the local bus is received and monitoring a period in which the answer is returned, wherein the local bus monitoring timer is provided when the answer is not returned within a predetermined period; A bus interface control method for notifying an error to a bus master. 【請求項２】 請求項１において，前記ローカルバス監
視タイマは，ローカルバス転送開始信号によりタイマイ
ネーブル信号を発生するタイマイネーブル制御部と，前
記タイマイネーブル制御部からのイネーブル信号により
起動するローカルバス監視タイマを備え，前記タイマイ
ネーブル制御部はローカルバス転送完了信号によりイネ
ーブル信号を停止して前記ローカルバス監視タイマを停
止することを特徴とするバスインタフェース制御方式。2. The local bus monitoring timer according to claim 1, wherein the local bus monitoring timer generates a timer enable signal in response to a local bus transfer start signal, and a local bus monitoring timer activated by an enable signal from the timer enable control unit. A bus interface control system comprising a timer, wherein the timer enable control unit stops an enable signal in response to a local bus transfer completion signal to stop the local bus monitoring timer. 【請求項３】 請求項１において，バスインタフェース
制御部は，ローカルバスから転送されたコマンドを受信
してシステムバスへ転送する時起動してシステムバスに
接続されたバススレーブからのアンサを監視するシステ
ムバス監視タイマを備え，前記システムバス監視タイマ
は一定時間無応答であることを検出するとローカルバス
のバスマスタにエラー通知を行うことを特徴とするバス
インタフェース制御方式。3. The bus interface control unit according to claim 1, wherein the bus interface control unit is activated when a command transferred from the local bus is received and transferred to the system bus, and monitors an answer from a bus slave connected to the system bus. A bus interface control system comprising a system bus monitoring timer, wherein when the system bus monitoring timer detects no response for a predetermined time, an error notification is sent to a bus master of a local bus. 【請求項４】 請求項３において，前記システムバス監
視タイマは，起動すると設定された時間をカウントする
システムバス監視タイマ部と，システムバス使用要求信
号によりイネーブル信号を発生し，システムバスの転送
種別に応じてイネーブル信号を制御するタイマイネーブ
ル制御部とを備え，前記タイマイネーブル制御部は，転
送種別が突き放しモードと非突き放しモードに対応して
イネーブル信号を停止させる出力を発生する論理回路を
備え，前記論理回路は，突き放しモードでは，システム
バス転送許可信号の発生を検出するとイネーブル信号を
停止させ，非突き放しモードでは，システムバスからの
アンサ受信か，ローカルバス監視タイマのオーバーフロ
ーの出力を検出することにより停止する信号を発生する
ことを特徴とするバスインタフェース制御方式。4. The system bus monitoring timer according to claim 3, wherein the system bus monitoring timer counts a set time upon activation and generates an enable signal in response to a system bus use request signal. And a logic circuit for generating an output for stopping the enable signal in response to the transfer type of the burst mode and the non-burst mode. The logic circuit stops the enable signal when the occurrence of the system bus transfer permission signal is detected in the push-out mode, and detects an answer reception from the system bus or an overflow output of the local bus monitor timer in the non-stick-out mode. A stop signal is generated by the Interface control method. 【請求項５】 請求項４において，前記論理回路は，非
突き放しモードで，ローカルバスからコマンドを受信し
ている間に，システムバスからのコマンドを受信すると
その状態をラッチする手段を備え，この期間にローカル
バスがオーバーフローの出力を発生しても前記ラッチ手
段によりイネーブル停止信号の発生を禁止することを特
徴とするバスインタフェース制御方式。5. The logic circuit according to claim 4, wherein said logic circuit includes means for latching a state when a command is received from a system bus while a command is received from a local bus in a non-stick mode. A bus interface control method wherein the latch means inhibits generation of an enable stop signal even if the local bus generates an overflow output during a period. 【請求項６】 請求項４において，前記システムバス監
視タイマ部は，システムバス監視タイマのオーバーフロ
ー信号が発生すると，システムバス転送種別の信号が，
突き放しモードの場合突き放しエラー通知信号を外部に
発生し，非突き放しモードの時システムバスタイマオー
バーフロー処理要求信号を発生するタイマオーバーフロ
ー処理選択制御部を備えることを特徴とするバスインタ
フェース制御方式。6. The system bus monitoring timer unit according to claim 4, wherein when an overflow signal of the system bus monitoring timer is generated, a signal of a system bus transfer type is generated.
A bus interface control method, comprising: a timer overflow processing selection control unit that generates a release error notification signal externally in a release mode and generates a system bus timer overflow processing request signal in a non-release mode. 【請求項７】 請求項１または２において，前記バスイ
ンタフェース制御部は，ローカルバスからのコマンドを
システムバスに送信してアンサ待ちの間にシステムバス
からコマンドを受信すると，前記ローカルバスからのア
クセスを一時突き返し，バスマスタとしてローカルバス
に前記システムバスからのコマンドを発行するか，前記
システムバスからのコマンドの発行前にローカルバス上
の他のバスマスタからのコマンドが発行されるか，また
は前記システムバスからのコマンドを発行した後にロー
カルバス上の他のバスマスタがコマンドを発行するか
の，何れかが発生すると，前記ローカルバス監視タイマ
を起動し，バススレーブからのアンサが一定時間無応答
であることを前記ローカルバス監視タイマが検出すると
前記ローカルバスにエラー応答を通知することを特徴と
するバスインタフェース制御方式。7. The bus interface control unit according to claim 1, wherein the bus interface control unit transmits a command from the local bus to the system bus, and receives a command from the system bus while waiting for an answer, thereby accessing from the local bus. To return to the local bus as a bus master, issue a command from the system bus, issue a command from another bus master on the local bus before issuing a command from the system bus, or If the other bus master on the local bus issues a command after issuing a command from the host, the local bus monitoring timer is started, and the answer from the bus slave is not responding for a certain period of time. Is detected on the local bus when the local bus monitoring timer detects A bus interface control method for notifying an error response. 【請求項８】 請求項３乃至７において，前記バスイン
タフェース制御部は，ローカルバスからのコマンドをシ
ステムバスに送信してアンサ待ちの間にシステムバスか
らコマンドを受信するとローカルバスのアクセスを一時
突き返し，バスマスタとしてローカルバスにコマンドを
発行した後に，ローカルバスから再度発行されたリトラ
イアクセスに対しシステムバスから無応答であると前記
システムバス監視タイマがオーバーフローして前記ロー
カルバスに対しエラー通知を行うことを特徴とするバス
インタフェース制御方式。8. A bus interface control unit according to claim 3, wherein said bus interface control section transmits a command from the local bus to the system bus and, when receiving the command from the system bus while waiting for an answer, temporarily returns the access to the local bus. After issuing a command to the local bus as a bus master, if the system bus does not respond to a retry access issued again from the local bus, the system bus monitoring timer overflows and notifies the local bus of an error. A bus interface control method. 【請求項９】 請求項３乃至８において，前記バスイン
タフェース制御部は，ローカルバスから突き放しのライ
トコマンドをシステムバスに送信するためバスの使用権
を要求した時，バスの使用権が与えられないで一定時間
を経過してスタックすると前記システムバス監視タイマ
がオーバーフローを発生し，前記ライトコマンドを発生
したバスマスタに対し割り込み信号でエラーを通知する
ことを特徴とするバスインタフェース制御方式。9. The bus interface control unit according to claim 3, wherein the bus interface control unit does not grant the bus use right when the bus interface control unit requests the bus use right to transmit a write command that is released from the local bus to the system bus. A bus interface control method, wherein when the stacking is performed after a certain period of time, the system bus monitoring timer overflows and an error is notified to the bus master that has generated the write command by an interrupt signal. 【請求項１０】 請求項３乃至９において，前記ローカ
ルバス監視タイマと前記システムバス監視タイマの監視
時間を同じにして，タイマの設定を容易にすることを特
徴とするバスインタフェース制御方式。10. The bus interface control method according to claim 3, wherein the local bus monitoring timer and the system bus monitoring timer have the same monitoring time to facilitate the setting of the timer.