JPH1055341A

JPH1055341A - バスインタフェース制御方式

Info

Publication number: JPH1055341A
Application number: JP8212418A
Authority: JP
Inventors: Masakazu Nakamura; 正和中村; Yasuhiro Ono; 恭裕大野; Takashi Arai; 隆新井; Hidetoshi Nakahara; 英利中原; Makoto Okazaki; 眞岡崎; Michihiro Aoki; 道宏青木; Katsuyuki Okada; 勝行岡田
Original assignee: Fujitsu Ltd; Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Fujitsu Ltd; Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1996-08-12
Filing date: 1996-08-12
Publication date: 1998-02-24
Anticipated expiration: 2016-08-12
Also published as: JP3626292B2

Abstract

(57)【要約】【課題】本発明は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
ェース制御方式に関し，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できるこ
とを目的とする。【解決手段】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る。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バスマスタにエラ
ー通知を行うよう構成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【００１９】

【発明が解決しようとする課題】

(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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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）。

【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）。

【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）。

【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。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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）。

【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）。

【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。

【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。

【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）。

【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。

【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。

【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。

【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。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の基本構成図である。

【図２】ローカルバス監視タイマの構成を示す図であ
る。

【図３】タイマイネーブル制御部の説明図である。

【図４】システムバス監視タイマの構成を示す図であ
る。

【図５】タイマイネーブル制御部の構成を示す図であ
る。

【図６】監視タイマ処理選択制御部の構成を示す図であ
る。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【図２０】従来の監視タイマシステムを示す図である。

【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。

【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。

【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。

【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。

【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。

【図２６】突き放しモードにおける問題の説明図であ
る。

【符号の説明】

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，１４ｂＦＩＦＯ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

───────────────────────────────────────────────────── 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

Claims

【特許請求の範囲】

【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。
【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。
【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。
【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。
【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。
【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。
【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。
【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。
【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。
【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。