JPS63245743A - メモリアクセス方式 - Google Patents
メモリアクセス方式Info
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- JPS63245743A JPS63245743A JP62079880A JP7988087A JPS63245743A JP S63245743 A JPS63245743 A JP S63245743A JP 62079880 A JP62079880 A JP 62079880A JP 7988087 A JP7988087 A JP 7988087A JP S63245743 A JPS63245743 A JP S63245743A
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- 238000012545 processing Methods 0.000 claims description 27
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 16
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 abstract description 9
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 9
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 3
- 238000013519 translation Methods 0.000 description 2
- 230000003213 activating effect Effects 0.000 description 1
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 1
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 1
- 238000004519 manufacturing process Methods 0.000 description 1
- 238000012546 transfer Methods 0.000 description 1
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、入出力装置(以下I10装置と称す)がメモ
リをアクセスする方式に係り、特にメモリ管理機構を有
するデータ処理システムにおいて、I10装置がメモリ
をアクセスするためのメモリアクセス方式に関するもの
である。
リをアクセスする方式に係り、特にメモリ管理機構を有
するデータ処理システムにおいて、I10装置がメモリ
をアクセスするためのメモリアクセス方式に関するもの
である。
論理アドレスをページ単位に物理アドレスに変換する、
メモリ管理装置(以下MMUと称す)を有するデータ処
理装置におけるメモリを、I10装置がアクセスする方
式として従来、次のような各種の方式が知られている。
メモリ管理装置(以下MMUと称す)を有するデータ処
理装置におけるメモリを、I10装置がアクセスする方
式として従来、次のような各種の方式が知られている。
1)必ず論理アドレスによって、MMUを介してメモリ
をアクセスする。
をアクセスする。
2)データ演算装置(以下CPUと称す)が■10装置
を起動する際、物理アドレスを指定することによって、
I10装置はMMUを介することなく、物理アドレスで
直接メモリをアクセスする。
を起動する際、物理アドレスを指定することによって、
I10装置はMMUを介することなく、物理アドレスで
直接メモリをアクセスする。
3)I10装置は、最初のメモリアクセスおよびページ
が切り換わった直後のメモリアクセスに先立って、MM
Uのアドレス変換テーブルを調べることにより物理アド
レスを算出し、その算出した物理アドレスでメモリをア
クセスする。
が切り換わった直後のメモリアクセスに先立って、MM
Uのアドレス変換テーブルを調べることにより物理アド
レスを算出し、その算出した物理アドレスでメモリをア
クセスする。
以下、第2図、第3図を用いて従来の各方法を説明し、
それらの問題点を明らかにする。
それらの問題点を明らかにする。
第2図はMMUによるアドレス変換を例示したものであ
って、4は論理アドレス空間、5は物理アドレス空間を
示し、22はメモリ管理装置(MMU)である。
って、4は論理アドレス空間、5は物理アドレス空間を
示し、22はメモリ管理装置(MMU)である。
論理アドレス空間4は、ページと呼ばれる一定のサイズ
に分割されている。第2図においては説明を簡単にする
ため、3つのページL1〜L3に分割された場合を例示
している。論理アドレス空間4は、各ページ毎にM M
U 22によって物理アドレス空間5に投影される。
に分割されている。第2図においては説明を簡単にする
ため、3つのページL1〜L3に分割された場合を例示
している。論理アドレス空間4は、各ページ毎にM M
U 22によって物理アドレス空間5に投影される。
第2図においては、ページL1はページP1に、ページ
L2はページP2に、ページL3はページP3に投影さ
れることが示されている。ここでそれぞれのページ内は
、論理アドレス空間、物理アドレス空間とも連続した領
域である。
L2はページP2に、ページL3はページP3に投影さ
れることが示されている。ここでそれぞれのページ内は
、論理アドレス空間、物理アドレス空間とも連続した領
域である。
第3図は論理アドレスと物理アドレスとの対応を示した
ものであって、41.42はそれぞれ論理アドレス上位
部と下位部、5L52はそれぞれ物理アドレス上位部と
下位部である。
ものであって、41.42はそれぞれ論理アドレス上位
部と下位部、5L52はそれぞれ物理アドレス上位部と
下位部である。
論理アドレス下位部42と物理アドレス下位部52とは
、ページ内オフセットを表す部分であって、全く同じも
のである。論理アドレス上位部41はページを表す部分
であって、M M U 22によって物理アドレス上位
部51に変換される。
、ページ内オフセットを表す部分であって、全く同じも
のである。論理アドレス上位部41はページを表す部分
であって、M M U 22によって物理アドレス上位
部51に変換される。
大半のI10装置においては、論理アドレス空間を連続
的にアクセスするものであるので、ここでは第2図に示
されたページL1→ベージL2→ページL3とアクセス
するものとする。
的にアクセスするものであるので、ここでは第2図に示
されたページL1→ベージL2→ページL3とアクセス
するものとする。
1)の方式の問題点:
この方式では、I10装置は論理アドレス空間を連続的
にアクセスするため、全アクセスにおいてMMUによる
アドレス変換が行われる。
にアクセスするため、全アクセスにおいてMMUによる
アドレス変換が行われる。
ところがMMUによるアドレス変換には時間を必要とし
、従ってシステムバスのスループットを低下させること
になる。
、従ってシステムバスのスループットを低下させること
になる。
2)の方式の問題点:
この方式は、1)の方式によるシステムバスのスループ
ットの低下を避けるため、I10装置が直接物理アドレ
スでメモリをアクセスするようにしたものである。
ットの低下を避けるため、I10装置が直接物理アドレ
スでメモリをアクセスするようにしたものである。
この場合CPUはページL1〜]、3ではなく、ページ
P1〜P3を■/○装置に通知して起動する必要がある
。ところが、ページP1〜P3は一般に連続した領域で
はないため、CPUはページごとに分割して、ページP
1.ページP2.ページP3の計3回、I10装置を起
動しなくてはならない。そのためCPUのオーバヘッド
が大きくなり、処理能力を低下させる。
P1〜P3を■/○装置に通知して起動する必要がある
。ところが、ページP1〜P3は一般に連続した領域で
はないため、CPUはページごとに分割して、ページP
1.ページP2.ページP3の計3回、I10装置を起
動しなくてはならない。そのためCPUのオーバヘッド
が大きくなり、処理能力を低下させる。
3)の方式の問題点:
この方式は、2)の方式におけるCPUのオーバヘッド
を避けるため、CPUは論理アドレスで■/○装置を起
動するが、I10装置側でページ境界を越えるときに、
MMUのアドレス変換テーブルを参照して、論理アドレ
ス上位部41に対応する物理アドレス上位部51を求め
、それを用いて1ページ毎にメモリアクセスを′行うよ
うにしたものである。
を避けるため、CPUは論理アドレスで■/○装置を起
動するが、I10装置側でページ境界を越えるときに、
MMUのアドレス変換テーブルを参照して、論理アドレ
ス上位部41に対応する物理アドレス上位部51を求め
、それを用いて1ページ毎にメモリアクセスを′行うよ
うにしたものである。
ところがこの方式ではI10装置のオーバへ・ノドが増
え、I10装置のデータ転送能力を低下させる。
え、I10装置のデータ転送能力を低下させる。
本発明は、システムバスのスループットを低下させず、
かつ、CPUおよびI10装置のオーバヘッドを増加さ
せることなく、メモリ管理機構を有するデータ処理装置
のメモリを、I10装置がアクセスするための方式を提
供することを目的とするものである。
かつ、CPUおよびI10装置のオーバヘッドを増加さ
せることなく、メモリ管理機構を有するデータ処理装置
のメモリを、I10装置がアクセスするための方式を提
供することを目的とするものである。
CPUから出力される論理アドレスをページ単位に物理
アドレスに変換するメモリ管理装置(MMU)を具えM
MUから出力される物理アドレスによってメモリをアク
セスするデータ処理装置と、このデータ処理装置のメモ
リをアクセスする入出力装置とをシステムバスを介して
接続してなるデータ処理システムにおいて、メモリを論
理アドレスでアクセスするか、物理アドレスでアクセス
するかを区別する信号線をシステムバスに設けて、デー
タ処理装置は、システムバスからメモリアクセス要求を
受けたとき、そのアクセスが物理アドレスによるアクセ
スであれば直接メモリをアクセスし、論理アドレスによ
るアクセスであればMMUを介して物理アドレスに変換
してメモリをアクセスするとともに、システムバスにM
MUにより変換された物理アドレスを出力し、入出力装
置は最初のメモリアクセス時およびページが切換った直
後のメモリアクセス時には、論理アドレスでメモリをア
クセスするとともにデータ処理装置から出力される物理
アドレスを記憶し、その他のメモリアクセス時には、こ
の記憶した物理アドレスでメモリをアクセスするように
したものである。
アドレスに変換するメモリ管理装置(MMU)を具えM
MUから出力される物理アドレスによってメモリをアク
セスするデータ処理装置と、このデータ処理装置のメモ
リをアクセスする入出力装置とをシステムバスを介して
接続してなるデータ処理システムにおいて、メモリを論
理アドレスでアクセスするか、物理アドレスでアクセス
するかを区別する信号線をシステムバスに設けて、デー
タ処理装置は、システムバスからメモリアクセス要求を
受けたとき、そのアクセスが物理アドレスによるアクセ
スであれば直接メモリをアクセスし、論理アドレスによ
るアクセスであればMMUを介して物理アドレスに変換
してメモリをアクセスするとともに、システムバスにM
MUにより変換された物理アドレスを出力し、入出力装
置は最初のメモリアクセス時およびページが切換った直
後のメモリアクセス時には、論理アドレスでメモリをア
クセスするとともにデータ処理装置から出力される物理
アドレスを記憶し、その他のメモリアクセス時には、こ
の記憶した物理アドレスでメモリをアクセスするように
したものである。
本発明は、ページ単位でアドレス変換を行うメモリ管理
方式においては、ページ内では論理アドレス、物理アド
レスとも連続であること、および多くのI10装置にお
いて、論理アドレス空間で連続した領域をアクセスする
ことに着目して成されたものである。
方式においては、ページ内では論理アドレス、物理アド
レスとも連続であること、および多くのI10装置にお
いて、論理アドレス空間で連続した領域をアクセスする
ことに着目して成されたものである。
すなわちシステムバスおよびCPU、MMU。
メモリを有するデータ処理装置において、I10装置が
論理アドレスでメモリをアクセスするか、物理アドレス
でメモリをアクセスするかを選択できる手段と、論理ア
ドレスアクセス時には変換した物理アドレスをI10装
置に通知する手段とを設けることにより、I10装置は
、物理アドレスが不明である最初のメモリアクセス時と
、ページが切り換った直後のメモリアクセス時のみ論理
アドレスでメモリをアクセスするとともに、対応する物
理アドレスを受は取り、引続く同一ページ内のメモリア
クセス時には、その受は取った物理アドレスを基に物理
アドレスでメモリをアクセスするようにしたものである
。
論理アドレスでメモリをアクセスするか、物理アドレス
でメモリをアクセスするかを選択できる手段と、論理ア
ドレスアクセス時には変換した物理アドレスをI10装
置に通知する手段とを設けることにより、I10装置は
、物理アドレスが不明である最初のメモリアクセス時と
、ページが切り換った直後のメモリアクセス時のみ論理
アドレスでメモリをアクセスするとともに、対応する物
理アドレスを受は取り、引続く同一ページ内のメモリア
クセス時には、その受は取った物理アドレスを基に物理
アドレスでメモリをアクセスするようにしたものである
。
こうすることにより、■/○装置は起動されるとき論理
アドレスだけを通知されればよく、またMMUを介して
のメモリアクセスも必要最小限で済むことになる。
アドレスだけを通知されればよく、またMMUを介して
のメモリアクセスも必要最小限で済むことになる。
第1図は本発明の一実施例を示したものであり、ここで
はアドレス線の関係だけを示しである。同図において、
1はシステムバス、2はデータ処理装置、3は入出力装
置(■10装置)、21はデータ演算装置(CPU)、
22はメモリ管理装置(MMU) 、詔はメモリ、24
.25.26はゲート、27は論理アドレス、器は物理
アドレス、31は下位アドレスカウンタ、32は上位論
理アドレスカウンタ、33は上位物理アドレスレジスタ
、34は上位アドレスセレクタ、35.36.37は信
号線、38は下位アドレスカウンタキャリーである。
データ処理装置2とI10装置3はシステムバス1で接
続されている。データ処理装置2はCPU21と、論理
アドレス27を物理アドレス28にページ単位で変換す
るM M U 22と、物理アドレス28でアクセスさ
れるメモリ詔とで構成されている。
はアドレス線の関係だけを示しである。同図において、
1はシステムバス、2はデータ処理装置、3は入出力装
置(■10装置)、21はデータ演算装置(CPU)、
22はメモリ管理装置(MMU) 、詔はメモリ、24
.25.26はゲート、27は論理アドレス、器は物理
アドレス、31は下位アドレスカウンタ、32は上位論
理アドレスカウンタ、33は上位物理アドレスレジスタ
、34は上位アドレスセレクタ、35.36.37は信
号線、38は下位アドレスカウンタキャリーである。
データ処理装置2とI10装置3はシステムバス1で接
続されている。データ処理装置2はCPU21と、論理
アドレス27を物理アドレス28にページ単位で変換す
るM M U 22と、物理アドレス28でアクセスさ
れるメモリ詔とで構成されている。
ここでシステムバス1に、システムバス1側からメモリ
23をアクセスする際、物理アドレスでアクセスするか
論理アドレスでアクセスするかを選択する論理/物理選
択信号線を設ける。データ処理装置2は、システムバス
1からメモリ23をアクセスされた時、上述の論理/物
理選択信号線を調ベ、物理アドレスによるアクセスであ
ればゲート25→物理アドレス28→メモリ23のルー
トでメモリ23をアクセスし、一方論理アドレスによる
アクセスであればゲート24→論理アドレス27→M
M U 22→物理アドレス28→メモリ23のルート
でメモリ23をアクセスするとともに、そのときの物理
アドレス28をゲート26経由でシステムバス1に出力
する。
23をアクセスする際、物理アドレスでアクセスするか
論理アドレスでアクセスするかを選択する論理/物理選
択信号線を設ける。データ処理装置2は、システムバス
1からメモリ23をアクセスされた時、上述の論理/物
理選択信号線を調ベ、物理アドレスによるアクセスであ
ればゲート25→物理アドレス28→メモリ23のルー
トでメモリ23をアクセスし、一方論理アドレスによる
アクセスであればゲート24→論理アドレス27→M
M U 22→物理アドレス28→メモリ23のルート
でメモリ23をアクセスするとともに、そのときの物理
アドレス28をゲート26経由でシステムバス1に出力
する。
この際システムバス1に出力する物理アドレスは、専用
の信号線を使ってもよいし、システムバス1のアドレス
線を時分割に使用してアドレス線に出力してもよい。
の信号線を使ってもよいし、システムバス1のアドレス
線を時分割に使用してアドレス線に出力してもよい。
I10装置3における下位アドレスカウンタ31は、ペ
ージ内オフセント部に相当する部分のアドレスカウンタ
であり、第3図の論理アドレス下位部42.物理アドレ
ス下位部52に相当するものであって、論理アドレス、
物理アドレスに共通であり、その内容は信号線35を経
てシステムバス1に出力される。上位論理アドレスカウ
ンタ32は、論理アドレスのページ指定部に相当するア
ドレスカウンタであり、第3図の論理アドレス上位部4
1に相当するものであって、下位アドレスカウンタ31
からの下位アドレスカウンタキャリー38により、下位
アドレスカウンタ31と連続したアドレスカウンタにな
っている。一方上位物理アドレスレジスタ33は、論理
アドレスのページ指定部に対応する物理アドレスを保持
するレジスタであり、第3図の物理アドレス上位部51
に相当するものであって、論理アドレでメモリをアクセ
スした際、データ処理装置より通知される物理アドレス
を信号線37経出でセットする。
ージ内オフセント部に相当する部分のアドレスカウンタ
であり、第3図の論理アドレス下位部42.物理アドレ
ス下位部52に相当するものであって、論理アドレス、
物理アドレスに共通であり、その内容は信号線35を経
てシステムバス1に出力される。上位論理アドレスカウ
ンタ32は、論理アドレスのページ指定部に相当するア
ドレスカウンタであり、第3図の論理アドレス上位部4
1に相当するものであって、下位アドレスカウンタ31
からの下位アドレスカウンタキャリー38により、下位
アドレスカウンタ31と連続したアドレスカウンタにな
っている。一方上位物理アドレスレジスタ33は、論理
アドレスのページ指定部に対応する物理アドレスを保持
するレジスタであり、第3図の物理アドレス上位部51
に相当するものであって、論理アドレでメモリをアクセ
スした際、データ処理装置より通知される物理アドレス
を信号線37経出でセットする。
34は上位アドレスカウンタであって、上位論理アドレ
スカウンタ32の内容と上位物理アドレスレジスタ33
の内容とを選択して、信号線36を経てシステムバス1
に出力する。
スカウンタ32の内容と上位物理アドレスレジスタ33
の内容とを選択して、信号線36を経てシステムバス1
に出力する。
I10装置3は、CPU21から論理アドレスを指定さ
れて起動されると、その指定された論理アドレスを、下
位アドレスカウンタ31.上位論理アドレスカウンタ3
2にセットして、メモリアクセスを開始する。その際最
初のメモリアクセス時およびページが切り換わった直後
、すなわち下位アドレスカウンタ31からの下位アドレ
スカウンタキャリー38が発生して、上位論理アドレス
カウンタ32がカウントされた直後のメモリアクセス時
には、上位アドレスセレクタ34は上位論理アドレスカ
ウンタ32を選択し、論理アドレスでメモリをアクセス
するとともに、CPU21から通知された物理アドレス
を上位物理アドレスレジスタ33にセットする。その他
のメモリアクセス時には上位アドレスセレクタ34は上
位物理アドレスレジスフ33を選択し、物理アドレスで
メモリをアクセスする。
れて起動されると、その指定された論理アドレスを、下
位アドレスカウンタ31.上位論理アドレスカウンタ3
2にセットして、メモリアクセスを開始する。その際最
初のメモリアクセス時およびページが切り換わった直後
、すなわち下位アドレスカウンタ31からの下位アドレ
スカウンタキャリー38が発生して、上位論理アドレス
カウンタ32がカウントされた直後のメモリアクセス時
には、上位アドレスセレクタ34は上位論理アドレスカ
ウンタ32を選択し、論理アドレスでメモリをアクセス
するとともに、CPU21から通知された物理アドレス
を上位物理アドレスレジスタ33にセットする。その他
のメモリアクセス時には上位アドレスセレクタ34は上
位物理アドレスレジスフ33を選択し、物理アドレスで
メモリをアクセスする。
このようにすることにより、CPU21はI10装置3
を起動する際、論理アドレスを指定すればよく、従って
CPU21のオーバヘッドは増加しない。またアドレス
変換時間を必要とする論理アドレスによる、M M U
22経由のメモリアクセスは、最初とページが切り換
わった直後との必要最小限のメモリアクセス時だけでよ
く、システムバス1のスループット低下も極小に押えら
れる。
を起動する際、論理アドレスを指定すればよく、従って
CPU21のオーバヘッドは増加しない。またアドレス
変換時間を必要とする論理アドレスによる、M M U
22経由のメモリアクセスは、最初とページが切り換
わった直後との必要最小限のメモリアクセス時だけでよ
く、システムバス1のスループット低下も極小に押えら
れる。
またI10装置3が論理アドレスから物理アドレスを知
るために、M M U 22のアドレス変換テーブルを
参照するといった、特別なシーケンスは不要であり、従
ってI10装置3のオーバヘッドは増加しない。
るために、M M U 22のアドレス変換テーブルを
参照するといった、特別なシーケンスは不要であり、従
ってI10装置3のオーバヘッドは増加しない。
さらに本発明によるハードウェア量の増加は、データ処
理装置が論理アドレスでアクセスされたとき、物理アド
レスをシステムバス1に出力する手段であるゲート26
と、■/○装置3がその物理アドレスを保持する手段で
ある上位物理アドレスレジスタ33と、論理アドレスと
物理アドレスとを選択する手段である上位アドレスセレ
クタ34だけであり、従って簡単なハードウェアで本発
明を実現することができる。
理装置が論理アドレスでアクセスされたとき、物理アド
レスをシステムバス1に出力する手段であるゲート26
と、■/○装置3がその物理アドレスを保持する手段で
ある上位物理アドレスレジスタ33と、論理アドレスと
物理アドレスとを選択する手段である上位アドレスセレ
クタ34だけであり、従って簡単なハードウェアで本発
明を実現することができる。
以上説明したように本発明にれば、物理アドレスによる
アクセスであれば直接メモリをアクセスし、論理アドレ
スによるアクセスであればMMUを介して物理アドレス
に変換してメモリをアクセスするとともに、システムバ
スにMMUにより変換された物理アドレスを出力し、入
出力装置は最初のメモリアクセス時およびページが切換
った直後のメモリアクセス時には、論理アドレスでメモ
リをアクセスするとともにデータ処理装置から出力され
る物理アドレスを記憶して、その−他のメモリアクセス
時には、この記憶した物理アドレスでメモリをアクセス
するようにしたので、入出力装置は起動時、CPUから
論理アドレスを通知されればよく、従ってCPUはペー
ジ単位に分割して物理アドレスを通知する処理が不要と
なり、またアドレス変換時間が必要なMMUを介しての
論理アドレスによるメモリアクセスは必要最小限に抑え
られ、システムのスルーブツト低下も極小となる。
アクセスであれば直接メモリをアクセスし、論理アドレ
スによるアクセスであればMMUを介して物理アドレス
に変換してメモリをアクセスするとともに、システムバ
スにMMUにより変換された物理アドレスを出力し、入
出力装置は最初のメモリアクセス時およびページが切換
った直後のメモリアクセス時には、論理アドレスでメモ
リをアクセスするとともにデータ処理装置から出力され
る物理アドレスを記憶して、その−他のメモリアクセス
時には、この記憶した物理アドレスでメモリをアクセス
するようにしたので、入出力装置は起動時、CPUから
論理アドレスを通知されればよく、従ってCPUはペー
ジ単位に分割して物理アドレスを通知する処理が不要と
なり、またアドレス変換時間が必要なMMUを介しての
論理アドレスによるメモリアクセスは必要最小限に抑え
られ、システムのスルーブツト低下も極小となる。
第1図は本発明の一実施例を示す図、
第2図はメモリ管理装置によるアドレス変換を例示する
図、 第3図は論理アドレスと物理アドレスとの対応を示す図
である。 1−システムバス 2−データ処理装置 3・−・入出力装置(I10装置) 21・・・データ演算装置(CPU) 22−メモリ管理装置(MMU) 詔−・−メモリ 24、25.26−−−ゲート 27−・・論理アドレス 28−物理アドレス 31−下位アドレスカウンタ 32−上位論理アドレスカウンタ 33−上位物理アドレスレジスタ 34−上位アドレスセレクタ 35、36.37一−−信号線
図、 第3図は論理アドレスと物理アドレスとの対応を示す図
である。 1−システムバス 2−データ処理装置 3・−・入出力装置(I10装置) 21・・・データ演算装置(CPU) 22−メモリ管理装置(MMU) 詔−・−メモリ 24、25.26−−−ゲート 27−・・論理アドレス 28−物理アドレス 31−下位アドレスカウンタ 32−上位論理アドレスカウンタ 33−上位物理アドレスレジスタ 34−上位アドレスセレクタ 35、36.37一−−信号線
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 データ演算処置(以下CPUと称す)から出力される論
理アドレスをページ単位に物理アドレスに変換するメモ
リ管理装置(以下MMUと称す)を具え該MMUから出
力される物理アドレスによつてメモリをアクセスするデ
ータ処理装置と、該データ処理装置のメモリをアクセス
する入出力装置とをシステムバスを介して接続してなる
データ処理システムにおいて、 該システムバスに前記メモリを論理アドレスでアクセス
するか、物理アドレスでアクセスするかを区別する信号
線を設け、 前記データ処理装置は、システムバスからメモリアクセ
ス要求を受けたとき、該アクセスが物理アドレスによる
アクセスであれば直接メモリをアクセスし、論理アドレ
スによるアクセスであれば前記MMUを介して物理アド
レスに変換してメモリをアクセスするとともに、システ
ムバスにMMUにより変換された物理アドレスを出力し
、入出力装置は最初のメモリアクセス時およびページが
切り換わつた直後のメモリアクセス時には、論理アドレ
スでメモリをアクセスするとともにデータ処理装置から
出力される物理アドレスを記憶し、その他のメモリアク
セス時には、該記憶した物理アドレスでメモリをアクセ
スすることを特徴とするメモリアクセス方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62079880A JPS63245743A (ja) | 1987-04-01 | 1987-04-01 | メモリアクセス方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62079880A JPS63245743A (ja) | 1987-04-01 | 1987-04-01 | メモリアクセス方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS63245743A true JPS63245743A (ja) | 1988-10-12 |
Family
ID=13702553
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP62079880A Pending JPS63245743A (ja) | 1987-04-01 | 1987-04-01 | メモリアクセス方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS63245743A (ja) |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2008102850A (ja) * | 2006-10-20 | 2008-05-01 | Toshiba Corp | 情報処理装置及び情報処理方法 |
KR20170038873A (ko) * | 2014-08-27 | 2017-04-07 | 어드밴스드 마이크로 디바이시즈, 인코포레이티드 | 가상화 컴퓨팅 환경내 직접 메모리 액세스 요청들 라우팅 |
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1987
- 1987-04-01 JP JP62079880A patent/JPS63245743A/ja active Pending
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