JPS6027048B2 - 入出力プロセサのための自動再編成装置 - Google Patents
入出力プロセサのための自動再編成装置Info
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- JPS6027048B2 JPS6027048B2 JP52056056A JP5605677A JPS6027048B2 JP S6027048 B2 JPS6027048 B2 JP S6027048B2 JP 52056056 A JP52056056 A JP 52056056A JP 5605677 A JP5605677 A JP 5605677A JP S6027048 B2 JPS6027048 B2 JP S6027048B2
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Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
- G06F15/16—Combinations of two or more digital computers each having at least an arithmetic unit, a program unit and a register, e.g. for a simultaneous processing of several programs
- G06F15/177—Initialisation or configuration control
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F11/00—Error detection; Error correction; Monitoring
- G06F11/07—Responding to the occurrence of a fault, e.g. fault tolerance
- G06F11/16—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware
- G06F11/20—Error detection or correction of the data by redundancy in hardware using active fault-masking, e.g. by switching out faulty elements or by switching in spare elements
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Description
【発明の詳細な説明】
下期の期日に出願されかつ本願の譲受人に譲渡された下
記の米国特許出願は本願の参照の為本文中に付記されて
いる。
記の米国特許出願は本願の参照の為本文中に付記されて
いる。
即ち、A I975年3月26日出願のM.○.ポー
タ(Poれer)等の米国特許出願第562317号、
「入出力処理システムの為のプロセサ‐一B I975
年3月26日出願のE.M.モナハソ(Monahan
)等の米国特許出願第562315号、「ハードウェア
割込み機構」C I975年3月26日出願のM.G.
ポータ等の米国特許出願第562361号、「障害用ソ
フトメモリー−」D I975年3月26日出願のE.
M.モナハン等の米国特許出願第562314号、「タ
スク指名ハードウエア」E I975年3月26日出願
の○.W.パターソン(Patにrson)等の米国特
許出願第5623私号、「プログラム可能なインターフ
ェース」本発明は、データ処理システムに関し、特に局
部メモリーノプロセサーの構成の自動的な再編成および
入出力プロセサ−(lOP)のブ−トロードのスタート
相における故障の事態におけるブートロードシーケンス
の再開始の為の装置に関する。
タ(Poれer)等の米国特許出願第562317号、
「入出力処理システムの為のプロセサ‐一B I975
年3月26日出願のE.M.モナハソ(Monahan
)等の米国特許出願第562315号、「ハードウェア
割込み機構」C I975年3月26日出願のM.G.
ポータ等の米国特許出願第562361号、「障害用ソ
フトメモリー−」D I975年3月26日出願のE.
M.モナハン等の米国特許出願第562314号、「タ
スク指名ハードウエア」E I975年3月26日出願
の○.W.パターソン(Patにrson)等の米国特
許出願第5623私号、「プログラム可能なインターフ
ェース」本発明は、データ処理システムに関し、特に局
部メモリーノプロセサーの構成の自動的な再編成および
入出力プロセサ−(lOP)のブ−トロードのスタート
相における故障の事態におけるブートロードシーケンス
の再開始の為の装置に関する。
「ブートストラツプローダ」は、オベレーテイングシス
テムプログラム又は他の所望のプログラムの実行の為の
コア又はトランジスタ記憶領域に対するローディングを
開始する一般に非常に短い長さ(たいてい2坊命令より
少ない)の基本的コンピュータプログラムである。誤り
のない環境においては、この「ブートストラツプローダ
」は、主ランダムアクセスメモリー又は局部ランダムア
クセスメモリーに一度丈おかれる。然し、このブートス
トラツプローダが占有する区域は、一般にコンパイラ、
アセンブラ言語プラグラム等の如き他のプログラムと共
有され、時には止むを得ずロードされたプログラム上に
書込まれる事もある。この様な問題を除去しかつディス
クメモリーからオペレーティングシステムの如きプログ
ラムを再ロードする必要を避ける為、多くのコンピュー
タシステムはどんな所望のプログラムのローデイングも
自動的に開始する為のハードウェア又はファームウェア
のブートローダ装置を提供して釆た。このハードウェア
又はフア−ムウェア型のプートローダ装置はソフトウェ
アプログラムで既に遭遇した諸問題の多くを除去するも
のであるが、自動的ブートロードが所望のプログラムを
選択されたランダムアクセスメモリ一にロードする事が
出釆ないか、あるいは他のある未確認の理由からブート
ロードを完了出来なくなる様なメモリー障害又は他の障
害の如きシステム内の不具合にブートロ−ド装置が遭遇
する問題を解決するものではない。この様な場合、従釆
技術の各装置ではオペレータがシステムを再編成してブ
ートロードを再開する事が必要となる。この技法は、特
に1つ以上の障害がシステムの再編成において生じる場
合時間を要するものとなる。従って、必要なのは、局部
メモリー/lOPブートロードのスタート相における障
害の場合には、局部メモリープロセサ一の編成自動的に
変更してプートロードのシーケンスを再び開始する自動
的再編成作用ハードウェアである。
テムプログラム又は他の所望のプログラムの実行の為の
コア又はトランジスタ記憶領域に対するローディングを
開始する一般に非常に短い長さ(たいてい2坊命令より
少ない)の基本的コンピュータプログラムである。誤り
のない環境においては、この「ブートストラツプローダ
」は、主ランダムアクセスメモリー又は局部ランダムア
クセスメモリーに一度丈おかれる。然し、このブートス
トラツプローダが占有する区域は、一般にコンパイラ、
アセンブラ言語プラグラム等の如き他のプログラムと共
有され、時には止むを得ずロードされたプログラム上に
書込まれる事もある。この様な問題を除去しかつディス
クメモリーからオペレーティングシステムの如きプログ
ラムを再ロードする必要を避ける為、多くのコンピュー
タシステムはどんな所望のプログラムのローデイングも
自動的に開始する為のハードウェア又はファームウェア
のブートローダ装置を提供して釆た。このハードウェア
又はフア−ムウェア型のプートローダ装置はソフトウェ
アプログラムで既に遭遇した諸問題の多くを除去するも
のであるが、自動的ブートロードが所望のプログラムを
選択されたランダムアクセスメモリ一にロードする事が
出釆ないか、あるいは他のある未確認の理由からブート
ロードを完了出来なくなる様なメモリー障害又は他の障
害の如きシステム内の不具合にブートロ−ド装置が遭遇
する問題を解決するものではない。この様な場合、従釆
技術の各装置ではオペレータがシステムを再編成してブ
ートロードを再開する事が必要となる。この技法は、特
に1つ以上の障害がシステムの再編成において生じる場
合時間を要するものとなる。従って、必要なのは、局部
メモリー/lOPブートロードのスタート相における障
害の場合には、局部メモリープロセサ一の編成自動的に
変更してプートロードのシーケンスを再び開始する自動
的再編成作用ハードウェアである。
特に、この自動的再編成作用ハードウェアは、システム
を順次再編成出釆、かつ先行する(n−1)個の構成が
誤りであった事が判る時割込みないこ少くともn個の構
成を自動的に形成するのでなければならない。従って、
本発明の主な目的は、汎用コンビユータシステムに対す
る改良された自動的再編成ハ−ドウェアの提供にある。
を順次再編成出釆、かつ先行する(n−1)個の構成が
誤りであった事が判る時割込みないこ少くともn個の構
成を自動的に形成するのでなければならない。従って、
本発明の主な目的は、汎用コンビユータシステムに対す
る改良された自動的再編成ハ−ドウェアの提供にある。
本発明の別の目的は、プートロードの動作のスタート相
における障害の事態においてメモリー/プロセサ−の編
成を自動的に変更してブートロードのシーケンスを再び
開始する為のハードウェアケイパピリティをコンピュー
タシステム内部に提供する事にある。
における障害の事態においてメモリー/プロセサ−の編
成を自動的に変更してブートロードのシーケンスを再び
開始する為のハードウェアケイパピリティをコンピュー
タシステム内部に提供する事にある。
更に本発明の目的は、ブートロードの動作のスタート相
における(n−1)個の障害において少くともn個のメ
モリー/プロセサ一の編成を自動的に提供してブートロ
ードのシーケンスを再び開始するハードウェアケイパビ
リテイをコンピュータシステムに提供する事にある。
における(n−1)個の障害において少くともn個のメ
モリー/プロセサ一の編成を自動的に提供してブートロ
ードのシーケンスを再び開始するハードウェアケイパビ
リテイをコンピュータシステムに提供する事にある。
本発明の前記および他の目的に従い、ブートロード動作
のスタート相における障害の事態においてメモリーノプ
ロセサー編成を変更してプートロードのシーケンスを再
び開始する為のコンビユータシステムにおけるハードウ
エアケイパビリテイが提供される。
のスタート相における障害の事態においてメモリーノプ
ロセサー編成を変更してプートロードのシーケンスを再
び開始する為のコンビユータシステムにおけるハードウ
エアケイパビリテイが提供される。
本発明の自動的な再編成作用ロジックは、オペレータの
介入によりコンピュータシステムのコンソールから、あ
るいはオペレータの介入なしにオペレーティングシステ
ムから開始するブートロード要求により作動される。コ
ンソ−ルにおけるオペレータによるあるいはオペレーテ
ィングシステムによるプートロード要求の開始と同時に
、自動的再編成ロジックが最初コンピュータシステムを
周知の状態に始動し、ブートロードが1編成について成
功する迄、あるいは全ての可能な編成が成功する事なく
試みられるまで次々に、オペレータの介入なしに全ての
可能なメモリー/プロセサ−編成のブートロードを自動
的に試みる。もし編成が不成功に終る場合は、ブートロ
ードの誤り表示がコンピュータシステムの構成パネル上
になされ、これと同時に更にオペレータによる補正処置
が必要となる。第1図には本発明を実施する典型的なコ
ンピュータシステムが示される(基本となるシステムに
ついいては本文中に引用される前掲の米国特許出願にお
いて詳細に記述されている)。
介入によりコンピュータシステムのコンソールから、あ
るいはオペレータの介入なしにオペレーティングシステ
ムから開始するブートロード要求により作動される。コ
ンソ−ルにおけるオペレータによるあるいはオペレーテ
ィングシステムによるプートロード要求の開始と同時に
、自動的再編成ロジックが最初コンピュータシステムを
周知の状態に始動し、ブートロードが1編成について成
功する迄、あるいは全ての可能な編成が成功する事なく
試みられるまで次々に、オペレータの介入なしに全ての
可能なメモリー/プロセサ−編成のブートロードを自動
的に試みる。もし編成が不成功に終る場合は、ブートロ
ードの誤り表示がコンピュータシステムの構成パネル上
になされ、これと同時に更にオペレータによる補正処置
が必要となる。第1図には本発明を実施する典型的なコ
ンピュータシステムが示される(基本となるシステムに
ついいては本文中に引用される前掲の米国特許出願にお
いて詳細に記述されている)。
それぞれ優先順位割込みおよびディスパッチャ装置機構
101と102を含むシステムインターフェース装置(
SIU)10川ま、コンピュータの処理システムの各要
素間を結する。態動的モジュールプロセサ一103〜1
06によるそれぞれ局部又は遠隔メモリー121,12
2および122a,123のアクセスの提供に加えて、
SIUIOOは、プロセサ一103〜106により高速
および低速のマルチプレクサー107,112,113
の各々および制御アダプター108,109,134お
よび135の直接アドレス指定作用を行う。割込み装暦
101とディスパツチ装置102は、割込み動作を制御
し、必要に応じてプロセサ一のデイスパツチングを行う
。
101と102を含むシステムインターフェース装置(
SIU)10川ま、コンピュータの処理システムの各要
素間を結する。態動的モジュールプロセサ一103〜1
06によるそれぞれ局部又は遠隔メモリー121,12
2および122a,123のアクセスの提供に加えて、
SIUIOOは、プロセサ一103〜106により高速
および低速のマルチプレクサー107,112,113
の各々および制御アダプター108,109,134お
よび135の直接アドレス指定作用を行う。割込み装暦
101とディスパツチ装置102は、割込み動作を制御
し、必要に応じてプロセサ一のデイスパツチングを行う
。
各プロセサ一103〜106は、プロセサ‐即ち128
ワードを記憶可能な合計128個のプロセサーレジスタ
に割当てられた優先順位の各レベルに対する1句固のレ
ジスタ130〜133を典型的に含んでいる。
ワードを記憶可能な合計128個のプロセサーレジスタ
に割当てられた優先順位の各レベルに対する1句固のレ
ジスタ130〜133を典型的に含んでいる。
(これ等レジスタについては、本文中にスクラッチパッ
ドメモリーとして言及される。)各プロセサ一は、レジ
スタ同志、レジスタ・メモリー間、即値、ブランチ、ビ
ットフィールドおよびシフト命令の周知の組合せを有す
る汎用コンピュータのプロセサ‐である。これ等のプロ
セサ−は入出力プロセサ一(lOPP)として使用出来
、その機能は、1/0指令のシーケンス、取出し、チェ
ックおよびチャンネルプログラムの変換の開始および終
了、および装置記録およびデータ通信装置の如き低速の
周辺装置の直接制御を含む。プロセサ一103〜106
は、それぞれインターフェースボート日.G.Fおよび
Eを介してSmloo‘こ結合連絡される。プロセサ‐
103〜106は、インターフェース装置(SIU)お
よびボートLMo十LM,を介して局部メモリー121
,122と連結する。
ドメモリーとして言及される。)各プロセサ一は、レジ
スタ同志、レジスタ・メモリー間、即値、ブランチ、ビ
ットフィールドおよびシフト命令の周知の組合せを有す
る汎用コンピュータのプロセサ‐である。これ等のプロ
セサ−は入出力プロセサ一(lOPP)として使用出来
、その機能は、1/0指令のシーケンス、取出し、チェ
ックおよびチャンネルプログラムの変換の開始および終
了、および装置記録およびデータ通信装置の如き低速の
周辺装置の直接制御を含む。プロセサ一103〜106
は、それぞれインターフェースボート日.G.Fおよび
Eを介してSmloo‘こ結合連絡される。プロセサ‐
103〜106は、インターフェース装置(SIU)お
よびボートLMo十LM,を介して局部メモリー121
,122と連結する。
局部メモリー121,122の各々は、それぞれ講出し
書込み記憶装置136,137および任意装備のキャッ
シュメモリー140,141を有する議出し専用メモリ
ー(ROM)138,139として構成されている。局
部メモリーインターフェースLM0,LMIの中は36
ビットプラスパリテイチェック用の4ビットである。局
部メモリーのサイズは一般に25郎又は51兆バイトで
あり、各Kは102レゞイトに等しい。遠隔メモリーア
ダプタ122a,123は、プロセサおよび周辺装置を
有するSIUが比較的大型の汎用コンピュータシステム
の一部をなす時に用いられる。
書込み記憶装置136,137および任意装備のキャッ
シュメモリー140,141を有する議出し専用メモリ
ー(ROM)138,139として構成されている。局
部メモリーインターフェースLM0,LMIの中は36
ビットプラスパリテイチェック用の4ビットである。局
部メモリーのサイズは一般に25郎又は51兆バイトで
あり、各Kは102レゞイトに等しい。遠隔メモリーア
ダプタ122a,123は、プロセサおよび周辺装置を
有するSIUが比較的大型の汎用コンピュータシステム
の一部をなす時に用いられる。
遠隔メモリーアダプタ(REMA)122a,123は
、プロセサ一103〜106と、添付図面には示さない
比較的大型の汎用コンピュータシステムの中央システム
インターフェース装置との間に制御およびデータ転送を
行う装置を提供する。REMA装置122a,123の
各々に対する2つ迄のアルファ、ベータ、ガンマおよび
デルタのボートがそれぞれ設けられ、その各ボートは、
本文に示すコンピュータシステムと本文には示さない比
較的大型のコンピュータシステムとの間に、入力に40
ビットのデータ経路、出力用に40ビットのデータ経路
を有する。REMA装贋122a,123は、インター
フェースボートRMOとRMIを介してSIUIO川こ
接続連絡する。高速マルチプレクサ107は、高速周辺
装置(ディスク駆動部110、テープ駆動部111)と
、遠隔メモリー122a〜123又は局部メモリー12
1,122との間のデータ転送の直接制御を行う。
、プロセサ一103〜106と、添付図面には示さない
比較的大型の汎用コンピュータシステムの中央システム
インターフェース装置との間に制御およびデータ転送を
行う装置を提供する。REMA装置122a,123の
各々に対する2つ迄のアルファ、ベータ、ガンマおよび
デルタのボートがそれぞれ設けられ、その各ボートは、
本文に示すコンピュータシステムと本文には示さない比
較的大型のコンピュータシステムとの間に、入力に40
ビットのデータ経路、出力用に40ビットのデータ経路
を有する。REMA装贋122a,123は、インター
フェースボートRMOとRMIを介してSIUIO川こ
接続連絡する。高速マルチプレクサ107は、高速周辺
装置(ディスク駆動部110、テープ駆動部111)と
、遠隔メモリー122a〜123又は局部メモリー12
1,122との間のデータ転送の直接制御を行う。
高速マルチプレクサ107は、SIUと、ボートA〜F
を経て各周辺装置との間をインターフェースする。各低
速マルチプレクサ112,113は、プロセサ103〜
106により、インターフェースポートJ,K、および
装置アダプタのインターフェース装置(D山)115,
116および117を介してそれぞれカードパンチ11
8、プリンタ119およびコンソール120の如き低速
の装魔の直接制御を可能にする。
を経て各周辺装置との間をインターフェースする。各低
速マルチプレクサ112,113は、プロセサ103〜
106により、インターフェースポートJ,K、および
装置アダプタのインターフェース装置(D山)115,
116および117を介してそれぞれカードパンチ11
8、プリンタ119およびコンソール120の如き低速
の装魔の直接制御を可能にする。
(前述の背景となるコンピュータシステムの詳細につい
ては、本文に触れた前掲の米国特許出願を参照されたい
。
ては、本文に触れた前掲の米国特許出願を参照されたい
。
)次に第2a図乃至第2f図において、オペレーティン
グシステムの各プログラム又は他の所望の選択されたメ
モリーに対するプログラムの自動的ブートローディング
の為本発明の方法が自動的に行われる各種の編成がブロ
ック図で示される。
グシステムの各プログラム又は他の所望の選択されたメ
モリーに対するプログラムの自動的ブートローディング
の為本発明の方法が自動的に行われる各種の編成がブロ
ック図で示される。
特に、第2a図において示されるのは、第1図の第1の
編成である。(こ)で注意すべき事は、第2a図では基
本的要素は第1図におけると同じ参照番号で示されるが
、第2a図に帰属するものである事を示す為各番号にr
a」を付して講捉りされる事である。)従って、第2a
図のlOP/PI03aは第1図のlOPプロセサ‐1
03に対応する。第2a図のシステムインターフェース
装置(SIU)100aは第1図のシステムインターフ
ェース装置100と対応する。
編成である。(こ)で注意すべき事は、第2a図では基
本的要素は第1図におけると同じ参照番号で示されるが
、第2a図に帰属するものである事を示す為各番号にr
a」を付して講捉りされる事である。)従って、第2a
図のlOP/PI03aは第1図のlOPプロセサ‐1
03に対応する。第2a図のシステムインターフェース
装置(SIU)100aは第1図のシステムインターフ
ェース装置100と対応する。
第2a図のlOP/Pプロセサ一104aは第1図のl
OPプロセサ−104と対応している。第2a図の局部
メモリー(LMI)122aは第1図のボートLMIに
取付けられた局部メモリー122と対応する。第2a図
の局部メモリー(LMO)121aは点線で示されるが
、これは第2a図の編成に関与するものはなく、第1図
のポ−トLMOに取付けられた局部メモリー.121に
対応する為である。第1図に対する同様の対応は、残る
第2b図乃至第2f図についても見出される。第2a図
乃至第2f図の各々のブロック400は第4図の再編成
ロジック400である。第2a図乃至第2f図の編成は
SIUIOOのボート日とGに取付けられたプロセサ‐
103と104を含む事に留意され度い。
OPプロセサ−104と対応している。第2a図の局部
メモリー(LMI)122aは第1図のボートLMIに
取付けられた局部メモリー122と対応する。第2a図
の局部メモリー(LMO)121aは点線で示されるが
、これは第2a図の編成に関与するものはなく、第1図
のポ−トLMOに取付けられた局部メモリー.121に
対応する為である。第1図に対する同様の対応は、残る
第2b図乃至第2f図についても見出される。第2a図
乃至第2f図の各々のブロック400は第4図の再編成
ロジック400である。第2a図乃至第2f図の編成は
SIUIOOのボート日とGに取付けられたプロセサ‐
103と104を含む事に留意され度い。
プロセサ‐103と104のこの編成は、プロセサ一対
0又は単にプロセサ‐0と表示される。(第4図の参照
番号411参照、これはプロセサ一番号0に対する4ビ
ットカウンタである。)第2a図乃至第2f図に示す如
き同様の編成は又、SIUIOOのボートF,Eに取付
けられたプロセサ105と106への使用も可能である
事を了解すべきである。(第4a図の照合番号41項参
照、これはボートE,Fにそれぞれ取付けられたこれ等
lOPプロセサ一に対する編成の4ビットカゥンタでプ
ロセサ番号1として表示される。)次に、第3図に示さ
れているのは本発明により実行される動作のフローチャ
ートである。
0又は単にプロセサ‐0と表示される。(第4図の参照
番号411参照、これはプロセサ一番号0に対する4ビ
ットカウンタである。)第2a図乃至第2f図に示す如
き同様の編成は又、SIUIOOのボートF,Eに取付
けられたプロセサ105と106への使用も可能である
事を了解すべきである。(第4a図の照合番号41項参
照、これはボートE,Fにそれぞれ取付けられたこれ等
lOPプロセサ一に対する編成の4ビットカゥンタでプ
ロセサ番号1として表示される。)次に、第3図に示さ
れているのは本発明により実行される動作のフローチャ
ートである。
自動的再編成装置は、コンソール又は中央のコンピュー
タシステムのいずれかより初期設定要求信号を受取り、
又この要求を行う装置から動作信号を受取る時に始動す
る(ブロック301参照)。この動作信号は、要求を行
う装置が物理的に所定位置にあり、電力がこれに対して
与えられ、かつシステムインターフェース装置(SIU
)10川こ対し要求を行う装置を結合するボートがマス
クされていない事を示す。これ等の要求信号のORされ
た出力は、次に第4図のフリツプフロッブ414である
自動再編成フラッグをセットする様に与えられる。この
再編成フラッグがセットされると(即ち、フリツプフロ
ツプ414のQ出刀ターミナルが高レベル(ハイ)であ
る)、システムは再編成モードをとる。ANDされた初
期設定要求信号と動作信号は、次に4ビットレジスタ4
13に与えられて、初期設定された要求を行う装置を示
す(ブロック302参照)。次のステップ(ブロック3
03)は、ORゲート406を経てlOP初期設定信号
を形成し、間隔時計機構412を含むシステム全体をリ
セツトする(これ等動作の詳細については、以下に更に
詳細に論議する)。lOP初期設定信号は、4ビットカ
ウンタ408とORゲート406を経て形成される。通
常4ビットカウンタ408は、カウント零の状態にあり
、外部の信号によりトリガーされる迄この状態を維持し
、このトリガーの後、各クロツク信号に応答する16の
連続カウントを行って最初のカウント零に戻り、再び使
用禁止となって次の初期設定信号迄その状態を維持する
。(第4図の参照の際、4ビットカウンタからのSYS
−INT−CNT−0*10山居号はこれが/・ィの時
真である事に注意されたい。これは*印の後には一般に
000又は100の3桁数字が続くようにした第4図の
約束の為である。もし*印の後の最初の桁が零であれば
、信号が低レベル(ロー)の時言明が真であり、*印の
後の最初の桁が1であれば、信号がハィの時言明が真で
ある事を示す。)従って、lOP初期設定信号は、4ビ
ットカウンタ408がローの時カウント0で形成され、
この信号はORゲート406を経て逆転されてlOP初
期設定信号を形成する。lOP初期設定信号はlOP装
置(図示せず)に与えられて、これを周知の状態に初期
設定し、又これは24ビットの時間々隔カウンタ412
に与えられてこれをリセットする。最後に第4図の編成
装置を初期設定する最後の動作(ブロック304)は、
選択された局部メモリーおよびlOPプロセサ一の編成
の為ボートのマスクを外す事である。これは、以下に記
述する4ビットカウンタ408の15蚤目のカウントで
行われる。フリツプフロツプ414に与えられる外にO
R/NORゲート407に形成される出力信号は又4ビ
ットカウンタ408にも与えられて16カウントの1サ
イクルを開始する事は既に述べた。この同じ信号はJK
フリップフロツプ431のJターミナルにも与えられて
フリツプフロップ431のQ出力ターミナルにハイの信
号SIU−SYS−INIT*100を生じる。このハ
イ信号は4ビットカウンタ410と411の各々に与え
られてこれ等を最初の状態にリセットする。このSIU
−SYS−INIT信号は又ORゲート432を経てボ
ートマスクレジスタにおける全ての14マスクビットを
ONにセットする様に使用される。4ビットカウンタ4
08がカウント10(IG隼法)に達すると、ハイ信号
SYS−INIT−CNT−10*100が形成されて
JKフリツプフロツプ431のKターミナルに与えられ
、Q出力ターミナルをローの状態にリセットする。
タシステムのいずれかより初期設定要求信号を受取り、
又この要求を行う装置から動作信号を受取る時に始動す
る(ブロック301参照)。この動作信号は、要求を行
う装置が物理的に所定位置にあり、電力がこれに対して
与えられ、かつシステムインターフェース装置(SIU
)10川こ対し要求を行う装置を結合するボートがマス
クされていない事を示す。これ等の要求信号のORされ
た出力は、次に第4図のフリツプフロッブ414である
自動再編成フラッグをセットする様に与えられる。この
再編成フラッグがセットされると(即ち、フリツプフロ
ツプ414のQ出刀ターミナルが高レベル(ハイ)であ
る)、システムは再編成モードをとる。ANDされた初
期設定要求信号と動作信号は、次に4ビットレジスタ4
13に与えられて、初期設定された要求を行う装置を示
す(ブロック302参照)。次のステップ(ブロック3
03)は、ORゲート406を経てlOP初期設定信号
を形成し、間隔時計機構412を含むシステム全体をリ
セツトする(これ等動作の詳細については、以下に更に
詳細に論議する)。lOP初期設定信号は、4ビットカ
ウンタ408とORゲート406を経て形成される。通
常4ビットカウンタ408は、カウント零の状態にあり
、外部の信号によりトリガーされる迄この状態を維持し
、このトリガーの後、各クロツク信号に応答する16の
連続カウントを行って最初のカウント零に戻り、再び使
用禁止となって次の初期設定信号迄その状態を維持する
。(第4図の参照の際、4ビットカウンタからのSYS
−INT−CNT−0*10山居号はこれが/・ィの時
真である事に注意されたい。これは*印の後には一般に
000又は100の3桁数字が続くようにした第4図の
約束の為である。もし*印の後の最初の桁が零であれば
、信号が低レベル(ロー)の時言明が真であり、*印の
後の最初の桁が1であれば、信号がハィの時言明が真で
ある事を示す。)従って、lOP初期設定信号は、4ビ
ットカウンタ408がローの時カウント0で形成され、
この信号はORゲート406を経て逆転されてlOP初
期設定信号を形成する。lOP初期設定信号はlOP装
置(図示せず)に与えられて、これを周知の状態に初期
設定し、又これは24ビットの時間々隔カウンタ412
に与えられてこれをリセットする。最後に第4図の編成
装置を初期設定する最後の動作(ブロック304)は、
選択された局部メモリーおよびlOPプロセサ一の編成
の為ボートのマスクを外す事である。これは、以下に記
述する4ビットカウンタ408の15蚤目のカウントで
行われる。フリツプフロツプ414に与えられる外にO
R/NORゲート407に形成される出力信号は又4ビ
ットカウンタ408にも与えられて16カウントの1サ
イクルを開始する事は既に述べた。この同じ信号はJK
フリップフロツプ431のJターミナルにも与えられて
フリツプフロップ431のQ出力ターミナルにハイの信
号SIU−SYS−INIT*100を生じる。このハ
イ信号は4ビットカウンタ410と411の各々に与え
られてこれ等を最初の状態にリセットする。このSIU
−SYS−INIT信号は又ORゲート432を経てボ
ートマスクレジスタにおける全ての14マスクビットを
ONにセットする様に使用される。4ビットカウンタ4
08がカウント10(IG隼法)に達すると、ハイ信号
SYS−INIT−CNT−10*100が形成されて
JKフリツプフロツプ431のKターミナルに与えられ
、Q出力ターミナルをローの状態にリセットする。
これは、それぞれ編成カウンタ410と41 1からリ
セット信号を除去し、この為これ等カウンタをクリア状
態にしてその結果そのいずれも選択された最初の編成の
為の編成コードを受取る事が出来る。4ビットカウンタ
408のカウント1 5と同時に、ハイ信号SYS−I
NIT−CNT−15*100が形成され、Jターミナ
ルに与えられてJKフリツフロツブ430をセットする
。
セット信号を除去し、この為これ等カウンタをクリア状
態にしてその結果そのいずれも選択された最初の編成の
為の編成コードを受取る事が出来る。4ビットカウンタ
408のカウント1 5と同時に、ハイ信号SYS−I
NIT−CNT−15*100が形成され、Jターミナ
ルに与えられてJKフリツフロツブ430をセットする
。
この為、JKフリツフロップ430のQ出力ターミナル
にハイ信号START*100を生じる。このSTAR
T*IoN信号は1クロツクサイクルの間編成カウンタ
410と411に与えられて、この為構成パネルからオ
ペレータにより選択された最初の編成コードのローデイ
ングが許容される。(従釆技術のシステムにおいてはオ
ペレータは最初の編成を手動で選択したが、又本発明の
場合ではないブートロードの障害においてもオペレータ
は後続の編成も手動で選択する事に留意すべきである。
)カウンタ410と411にセットされるべき次の状態
は出力として得られ、従ってこれ等の信号は14ビット
のボートマスクレジス外こ与えられて第2a図〜第2f
図のLM/lOPPの選択された編成に対応する最初の
編成をアンマスクする。(ボートマスクレジスタは、全
て当技術において周知であり、第2a図〜第2f図の編
成のいずれかを選択するために個々のボートに与える事
が出釆る選択されたコードを記憶する。)この状態に達
すると、自動的再編成装置が初期設定されてその最初の
プートロードを実行する用意が出来る(ブロック304
参照)。既に述べた如く、実際のブートローダは本発明
の一部を構成するものではなく、従来技術においてはフ
ァームウェア又はソフトウェアで良い。実際のブートロ
ード動作は、予め定められた時間々隔で24ビットの間
隔カウンタ412により計時され、もしこの時間々換で
不成功ならば、別の再編成作用が試みられる等、全ての
編成が終了する迄続行される(ブロック305参照)。
にハイ信号START*100を生じる。このSTAR
T*IoN信号は1クロツクサイクルの間編成カウンタ
410と411に与えられて、この為構成パネルからオ
ペレータにより選択された最初の編成コードのローデイ
ングが許容される。(従釆技術のシステムにおいてはオ
ペレータは最初の編成を手動で選択したが、又本発明の
場合ではないブートロードの障害においてもオペレータ
は後続の編成も手動で選択する事に留意すべきである。
)カウンタ410と411にセットされるべき次の状態
は出力として得られ、従ってこれ等の信号は14ビット
のボートマスクレジス外こ与えられて第2a図〜第2f
図のLM/lOPPの選択された編成に対応する最初の
編成をアンマスクする。(ボートマスクレジスタは、全
て当技術において周知であり、第2a図〜第2f図の編
成のいずれかを選択するために個々のボートに与える事
が出釆る選択されたコードを記憶する。)この状態に達
すると、自動的再編成装置が初期設定されてその最初の
プートロードを実行する用意が出来る(ブロック304
参照)。既に述べた如く、実際のブートローダは本発明
の一部を構成するものではなく、従来技術においてはフ
ァームウェア又はソフトウェアで良い。実際のブートロ
ード動作は、予め定められた時間々隔で24ビットの間
隔カウンタ412により計時され、もしこの時間々換で
不成功ならば、別の再編成作用が試みられる等、全ての
編成が終了する迄続行される(ブロック305参照)。
もし不成功のブートロードがあれば、RST−RECO
NFIG信号は形成されず、JKフリツフロツプ414
のKターミナルに与えられず、従ってJKフリッフロッ
プ14はリセットされない。
NFIG信号は形成されず、JKフリツフロツプ414
のKターミナルに与えられず、従ってJKフリッフロッ
プ14はリセットされない。
従って、自動再編成フラッグは依然としてONの状態で
、ハィ信号はANDゲート405の入力端に与えられる
(判断ブロック306参照)。更に、24ビットの間隔
計時機構412が計時完了する(即ち、ビット214に
達する)為、キャリーアウト信号が形成され、これも又
ANDゲート405の別の入力タmミナルに与えられる
。然しながら、これは最初に試みられた編成である為、
編成レジスタ410と411は依然として最初の再練成
コードを有しこれ以上の再編成に進まない為、少くとも
1つのlOPPが依然としてプロセサ一0又はプロセサ
−1に対して編成された儀である事が判るであろう。従
って、編成カウンタ410と41 1からのAUTO−
BOOT一FLD*00山居号は/・ィの状態にあり、
ANDゲート405の第3の入力ターミナルに与えられ
る(判断ブロック307,308参照)。ANDゲート
405の全入力夕ーミナルがハイであれば、ハイ信号が
その出力ターミナルに形成され、4ビットのボート初期
設定カウンタ409に与えられる。(4ビットカウンタ
409は4ビットカウンタ408に似ているが、4ビッ
トカゥンタ408は編成装置の第1段に使用され、4ビ
ットカウンタ409はこの時第4図の編成装置の再編成
段に使用される事に注意されたい。)従って、努力ウン
トにおいては、ローの出力信号PORT−INIT−C
NT−0*000が形成されてORゲート406に与え
られ、こ)でこの信号は逆転され、ハイのlOP再初期
設定信号が形成される(ブロック309参照)。4ビッ
トカゥンタ408により既に形成されかっこの時4ビッ
トカウンタ409により形成されたこのlOP再初期設
定信号は、lOP装置(図示せず)および24ビットの
間隔カウンタ412に与えられ、カウンタ408におけ
ると同様これをリセットする。
、ハィ信号はANDゲート405の入力端に与えられる
(判断ブロック306参照)。更に、24ビットの間隔
計時機構412が計時完了する(即ち、ビット214に
達する)為、キャリーアウト信号が形成され、これも又
ANDゲート405の別の入力タmミナルに与えられる
。然しながら、これは最初に試みられた編成である為、
編成レジスタ410と411は依然として最初の再練成
コードを有しこれ以上の再編成に進まない為、少くとも
1つのlOPPが依然としてプロセサ一0又はプロセサ
−1に対して編成された儀である事が判るであろう。従
って、編成カウンタ410と41 1からのAUTO−
BOOT一FLD*00山居号は/・ィの状態にあり、
ANDゲート405の第3の入力ターミナルに与えられ
る(判断ブロック307,308参照)。ANDゲート
405の全入力夕ーミナルがハイであれば、ハイ信号が
その出力ターミナルに形成され、4ビットのボート初期
設定カウンタ409に与えられる。(4ビットカウンタ
409は4ビットカウンタ408に似ているが、4ビッ
トカゥンタ408は編成装置の第1段に使用され、4ビ
ットカウンタ409はこの時第4図の編成装置の再編成
段に使用される事に注意されたい。)従って、努力ウン
トにおいては、ローの出力信号PORT−INIT−C
NT−0*000が形成されてORゲート406に与え
られ、こ)でこの信号は逆転され、ハイのlOP再初期
設定信号が形成される(ブロック309参照)。4ビッ
トカゥンタ408により既に形成されかっこの時4ビッ
トカウンタ409により形成されたこのlOP再初期設
定信号は、lOP装置(図示せず)および24ビットの
間隔カウンタ412に与えられ、カウンタ408におけ
ると同様これをリセットする。
カウンタ409も又16カウント丈進んで、次に再び再
初期設定がなされる迄零カウントの状態に止まる。カウ
ント10‘こおいて、信号PORT−INIT−CNT
−10*000はゲート432でORされ、ボートマス
クレジスタに与えられて全ての14ボートをマスクする
。4ビットカウンタ409のカウント1 5と同時に、
ハイのPORT一…IT−CNT−15*10の旨号が
編成カウンタ410と41 1に与えられるものとして
形成されカウントを1丈減算する。
初期設定がなされる迄零カウントの状態に止まる。カウ
ント10‘こおいて、信号PORT−INIT−CNT
−10*000はゲート432でORされ、ボートマス
クレジスタに与えられて全ての14ボートをマスクする
。4ビットカウンタ409のカウント1 5と同時に、
ハイのPORT一…IT−CNT−15*10の旨号が
編成カウンタ410と41 1に与えられるものとして
形成されカウントを1丈減算する。
このカウントが1丈減算されると、構成パネルから与え
られた最初のコード以外のコードがこの時形成されるが
、これは単にカウントが減算された為である。カウンタ
410と411からの次の状態出力は、PORT−川I
T一CNT−15*100時においてボートマスクレジ
スタ415における新らしい編成をアンマスクするのに
使用される(ブロック310参照)。次に第2のブート
ロードが行われる。もしこれが成功すれば、RS−RE
CONFIG信号が形成されKターミナルに与えられて
JKフリツフロツプ414をリセツトし、この為フリツ
プフロツプ414のQ出力ターミナルをローにさせ、こ
れによりANDゲート405を使用禁止にし再編成ブー
トモードを終了させる。然し、もし第2のブートロード
が不成功ならば、ANDゲート405は使用可能の状態
を維持し、再編成サイクルは、ブートロードの全ての試
みが不成功であり、n番目のブートロード‘こなる迄反
復され、4ビットカウンタ410と411の1つからの
AUTO−BOOT一FLD*000デコードはロ−と
なり、この為ANDゲート405を使用禁止とする。同
時に、ハイであるブート誤り信号が形成され、これは構
成パネル124上のブート誤りランプに与えられる(ブ
ロック311参照)。第3図に関して第4図の動作の詳
細をこれ迄論議して釆たが、次に構造上の詳細について
述べる。第4図において示されているのはAND/NA
NDゲート401〜404である。
られた最初のコード以外のコードがこの時形成されるが
、これは単にカウントが減算された為である。カウンタ
410と411からの次の状態出力は、PORT−川I
T一CNT−15*100時においてボートマスクレジ
スタ415における新らしい編成をアンマスクするのに
使用される(ブロック310参照)。次に第2のブート
ロードが行われる。もしこれが成功すれば、RS−RE
CONFIG信号が形成されKターミナルに与えられて
JKフリツフロツプ414をリセツトし、この為フリツ
プフロツプ414のQ出力ターミナルをローにさせ、こ
れによりANDゲート405を使用禁止にし再編成ブー
トモードを終了させる。然し、もし第2のブートロード
が不成功ならば、ANDゲート405は使用可能の状態
を維持し、再編成サイクルは、ブートロードの全ての試
みが不成功であり、n番目のブートロード‘こなる迄反
復され、4ビットカウンタ410と411の1つからの
AUTO−BOOT一FLD*000デコードはロ−と
なり、この為ANDゲート405を使用禁止とする。同
時に、ハイであるブート誤り信号が形成され、これは構
成パネル124上のブート誤りランプに与えられる(ブ
ロック311参照)。第3図に関して第4図の動作の詳
細をこれ迄論議して釆たが、次に構造上の詳細について
述べる。第4図において示されているのはAND/NA
NDゲート401〜404である。
各ゲートは第1図のコンピュータシステムの適当な要求
装置に結合されてその入力ターミナルにおいて初期設定
要求信号と動作信号を受取る。ANDゲート401〜4
04の反転されない出力信号は4ビットレジスタ413
に結合され、ANDゲートの各出力ターミナルは別個の
入力ビットターミナルに与えられる。AND/NAND
ゲート401〜404からの反転された出力信号はOR
/NORゲート407の反転入力ターミナルに結合され
ている。出力ターミナルOR/NORゲート407は、
JKフリツフロツプ414のJ入力ターミナルと、JK
フリツフロツプ431のJ入力ターミナルと、又4ビッ
トカウンタ408の入力ターミナルとに結合されている
。フリツプフロツプ414のQ出力ターミナルは、AN
Dゲート405の入力ターミナルに結合されている。4
ビットカウンタ408のカウント琴ターミナルはORゲ
ート406に結合されている。
装置に結合されてその入力ターミナルにおいて初期設定
要求信号と動作信号を受取る。ANDゲート401〜4
04の反転されない出力信号は4ビットレジスタ413
に結合され、ANDゲートの各出力ターミナルは別個の
入力ビットターミナルに与えられる。AND/NAND
ゲート401〜404からの反転された出力信号はOR
/NORゲート407の反転入力ターミナルに結合され
ている。出力ターミナルOR/NORゲート407は、
JKフリツフロツプ414のJ入力ターミナルと、JK
フリツフロツプ431のJ入力ターミナルと、又4ビッ
トカウンタ408の入力ターミナルとに結合されている
。フリツプフロツプ414のQ出力ターミナルは、AN
Dゲート405の入力ターミナルに結合されている。4
ビットカウンタ408のカウント琴ターミナルはORゲ
ート406に結合されている。
4ビットカウンタ408のカウント数10の出力ターミ
ナルはJKフリッフロップ431のKリセットターミナ
ルに結合されている。
ナルはJKフリッフロップ431のKリセットターミナ
ルに結合されている。
JKフリツフロツプ431のQ出力ターミナルは更に4
ビットカウンタ410と411のリセットターミナルに
結合されている。JKフリツフロツプ431のQ出力タ
ーミナルはORゲート432の入力に結合されている。
ORゲート432の出力ターミナルは、ボートマスクレ
ジスタ415のクリア入力側に結合されている。4ビッ
トカウンタ408のカウント15に対する出力ターミナ
ルは、JKフリツフロツプ430のJセットターミナル
に結合されている。
ビットカウンタ410と411のリセットターミナルに
結合されている。JKフリツフロツプ431のQ出力タ
ーミナルはORゲート432の入力に結合されている。
ORゲート432の出力ターミナルは、ボートマスクレ
ジスタ415のクリア入力側に結合されている。4ビッ
トカウンタ408のカウント15に対する出力ターミナ
ルは、JKフリツフロツプ430のJセットターミナル
に結合されている。
JKフリツフロップ430のQ出力ターミナルは、4ビ
ットカウンタ410と411のロードターミナルに結合
されている。ORゲート406の出力ターミナルは、l
OP装置(図示せず)と、24ビットカウンタ412の
リセットターミナルに結合されている。24ビットカウ
ンタ412のキヤリーアウトターミナルはANDゲート
405の入力ターミナルに結合され、4ビットカウンタ
410と411の反転出力ターミナルはANDゲート4
05の別の入力ターミナルに結合されている。
ットカウンタ410と411のロードターミナルに結合
されている。ORゲート406の出力ターミナルは、l
OP装置(図示せず)と、24ビットカウンタ412の
リセットターミナルに結合されている。24ビットカウ
ンタ412のキヤリーアウトターミナルはANDゲート
405の入力ターミナルに結合され、4ビットカウンタ
410と411の反転出力ターミナルはANDゲート4
05の別の入力ターミナルに結合されている。
ANDゲート405の出力ターミナルは、4ビットカウ
ンタ409のカウント入力ターミナルに結合されている
。4ビットカウンタ409のカウント零ターミナルは、
ORゲート406の反転入力ターミナルに結合されてい
る。
ンタ409のカウント入力ターミナルに結合されている
。4ビットカウンタ409のカウント零ターミナルは、
ORゲート406の反転入力ターミナルに結合されてい
る。
4ビットカウンタ409のカウント10出力ターミナル
はORゲート432の反転入力側に結合されている。
はORゲート432の反転入力側に結合されている。
4ビットカウンタ409のカウント15出力ターミナル
は4ビットカウンタ410と411のカウント減算ター
ミナルに結合されてる。
は4ビットカウンタ410と411のカウント減算ター
ミナルに結合されてる。
又、4ビットカウンタ410と411には編成パネルか
らの最初の編成コードを受取る為の入力ターミナルがあ
る。又、14ビットレジスタ415(ボートマスクレジ
スタ)にはこれも又編成カウンタ410と411からの
編成コードを受取る為の入力ターミナルがある。本装置
に使用される各要素に関しては、コンピュータ技術にお
いて周知のものでありかつ一般に市販されるものである
事に注意され度い。
らの最初の編成コードを受取る為の入力ターミナルがあ
る。又、14ビットレジスタ415(ボートマスクレジ
スタ)にはこれも又編成カウンタ410と411からの
編成コードを受取る為の入力ターミナルがある。本装置
に使用される各要素に関しては、コンピュータ技術にお
いて周知のものでありかつ一般に市販されるものである
事に注意され度い。
これ等の裕んどのものは、米国テキサス州ダラス市のテ
キサスィンストルメント社又は他のメーカから入手可能
である。例えばANDゲート401〜404、および4
05は、テキサスインストルメント社から入手可能でT
17400と表示されている。OR/NORゲート40
6および407は同社のT1742頂型である。カウン
タ408〜4 1 2は同TIM161型である。レジ
スタ413と415、およびフリツプフロツプ414,
430および431は同T1740107型である。本
発明の望ましい実施態様について記述したが、当業者に
とっては、本発明を実施する為多くの変更がその範囲内
で可能である事は明らかであろう。
キサスィンストルメント社又は他のメーカから入手可能
である。例えばANDゲート401〜404、および4
05は、テキサスインストルメント社から入手可能でT
17400と表示されている。OR/NORゲート40
6および407は同社のT1742頂型である。カウン
タ408〜4 1 2は同TIM161型である。レジ
スタ413と415、およびフリツプフロツプ414,
430および431は同T1740107型である。本
発明の望ましい実施態様について記述したが、当業者に
とっては、本発明を実施する為多くの変更がその範囲内
で可能である事は明らかであろう。
前述の各要素の多くは、同じ結果をもたらし本願発明の
主旨の範囲内に該当する別の要素により変更又は置換可
能である。従って、本願発明の範囲は頭書の特許請求の
範囲にのみ限定されるべきものである。
主旨の範囲内に該当する別の要素により変更又は置換可
能である。従って、本願発明の範囲は頭書の特許請求の
範囲にのみ限定されるべきものである。
第1図は本発明を実施する典型的なコンピュータシステ
ムのブロック図、第2a〜第2f図は本発明により自動
的に再構成作用が可能な各種のプロセサ‐/メモリー構
成のブロック図、第3図は本発明の実施が可能な自動的
再構成シーケンスのフローダイヤグラム、および第4図
は本発明のロジックのブロック図である。 100…システムインターフェース装置 (Sm)、101・・・優先順位割込み機構、102・
・・デイスパツチャ装置機構、103〜106・・・能
動モジュールプロセサ一、107・・・高速マルチプレ
クサ、112,113・・・低速マルチプレクサ、10
8,109,134,135…制御アダプ夕、115,
116,117・・・装置アダプタィンターフェース装
置(DAI)、121,122,123・・・局部メモ
リn、124・・・構成パネル、130〜133・・・
レジスタ、136,137・・・講出し書込み記憶装置
、138,139・・・読出し専用メモリー(ROM)
、140,141・・・キヤツシユメモリー、410,
411・・・編成カウンタ、412・・・間隔計時機構
。 〜 葦 f′○ 2〆 ‘′6 aa ‘ノG 2′ ‘ノ6 3 寸 葦
ムのブロック図、第2a〜第2f図は本発明により自動
的に再構成作用が可能な各種のプロセサ‐/メモリー構
成のブロック図、第3図は本発明の実施が可能な自動的
再構成シーケンスのフローダイヤグラム、および第4図
は本発明のロジックのブロック図である。 100…システムインターフェース装置 (Sm)、101・・・優先順位割込み機構、102・
・・デイスパツチャ装置機構、103〜106・・・能
動モジュールプロセサ一、107・・・高速マルチプレ
クサ、112,113・・・低速マルチプレクサ、10
8,109,134,135…制御アダプ夕、115,
116,117・・・装置アダプタィンターフェース装
置(DAI)、121,122,123・・・局部メモ
リn、124・・・構成パネル、130〜133・・・
レジスタ、136,137・・・講出し書込み記憶装置
、138,139・・・読出し専用メモリー(ROM)
、140,141・・・キヤツシユメモリー、410,
411・・・編成カウンタ、412・・・間隔計時機構
。 〜 葦 f′○ 2〆 ‘′6 aa ‘ノG 2′ ‘ノ6 3 寸 葦
Claims (1)
- 1 複数のプロセサーに結合されたシステムインターフ
エース装置と、複数の主メモリーとコンピユータプログ
ラムを記憶するための周辺装置と、間隔計時機構とコン
ピユータプログラムブートロード装置とを含むコンピユ
ータシステムにおいて、a システム初期設定要求に応
答して、システム初期設定のスタート相中に再編成信号
を発生する第1のロジツク装置と、b 前記信号と外部
システム編成コードとに応答して、コンピユータプログ
ラムのブートロードを適応させるために、前記複数のメ
モリーと前記複数のプロセサーの最初の編成を選択する
第2のロジツク装置と、c 前記第1の装置、前記第2
の装置及び前記間隔計時機構と電気的に通信し、記ブー
トロードが予めセツトされた時間間隔内に完了しなかつ
たときに、自動的に前記システムを再初期設定し、前記
複数のメモリーと前記複数のプロセサーの複数の順次の
編成の内の1つを選択する第3のロジツク装置と、を設
けたことを特徴とする自動再編成装置。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US05/686,975 US4070704A (en) | 1976-05-17 | 1976-05-17 | Automatic reconfiguration apparatus for input/output processor |
US686975 | 1976-05-17 |
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JPS52140245A JPS52140245A (en) | 1977-11-22 |
JPS6027048B2 true JPS6027048B2 (ja) | 1985-06-27 |
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Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
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Country Status (7)
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