DE2332603B2 - Virtuelle Speichereinrichtung mit zusätzlichem Pufferspeicher - Google Patents

Description

durchführen zu können. Eine solche Übersetzung erfordert im Normalfall zwei Hauptspeicherzugriffe, und war einmal zur Segrnenttabelle und dann zur Seitentabelle. Um diesen zeitraubenden Übersetzungsprozeß nicht für jede Datenanforderung ausführen zu müssen, werden die Übersetzungen zu den laufend verwendeten virtuellen Adressen in einem besonderen Speicher gespeichert, der als Obersetzungsnebentabelle bezeichnet werden kann. Die gewünschte Übersetzung kann also von diesem schnell zugreifbaren Speicher rasch erhalten werden. Die Unterteilung der virtuellen Adresse in einem Segmentteil und einen Seitenteil, welche insbesondere für große virtuelle Speicherräume und Mulitprozessoranlagen notwendig ist, ist wohl nach der genannten USA.-Patentschrift, jedoch nicht nach der genannten deutschen Offenlegungsschrift möglich. Die in der USA.-Patentschrift verwendete assoziative Übersetzungsnebentabelle hat jedoch den Nachteil, daß für jede Übersetzung der gesamte virtuelle Adressenteil gespeichert werden muß, wobei bei jedem Zugriff zu dieser Nebentabelle alle gespeicherten virtuellen Adreßteile mit der angebotenen virtuellen Adresse verglichen werden müssen. Im Falle der USA.-Pateniichrift stellt dies keinen besonders schwerwiegenden Kachteil dar, da darin die Nebentabelle insgesamt nur aus acht Registern besteht Die Wirksamkeit einer solchen kurzen Übersetzungsnebentabelle ist jedoch äußerst begrenzt und die Tabellenlänge sollte zumindest (ias 5- bis lOfache betragen. Bei einer Übersetzungsnebentabelle jedoch von solcher Größe würde ein Vergleich der angebotenen virtuellen Adresse mit allen gespeicherten virtuellen Adreßteilen bei seriellem Vergleich zu lange dauern, bzw. bei parallelem Vergleich zn hohen Aufwand erfordern.

Ein weiteres Problem ergibt sich daraus, daß in den modernen Datenverarbeitungsanlagen mit hoher Verarbeitungsgeschwindigkeit die Zugriffe der zentralen Verarbeitungseinheit nicht zum Hauptspeicher, sondern zu einem schnellen Pufferspeicher erfolgen. Der Zweck eines solchen Pufferspeichers besteht also darin, die Geschwindigkeit der Erledigung von Datenanforderungen zu erhöhen. Der Pufferspeicher speichert vorzugsweise eine bestimmte Anzahl von Datenblocks, deren Größe vorzusweise gleich ist aen verwendeten Datenseiten. Wenn der Datenblock, welcher die angeforderten Daten enthält, sich im Pufferspeicher befindet, kann die Datenanforderung sofort ausgeführt werden. Falls der Block im Pufferspeicher vorhanden ist. muß er erst aus dem Hauptspeicher in den Pufferspeicher übertragen werden, wobei zugleich auch die gewünschten Daten sofort zur zentralen Verarbeitungseinheit übertragen werden können.

Bei Verwendung eines solchen Pufferspeichers werden die Datenanforderungen der zentralen Verarbeitungseinheit stets zuerst mit den in einem Zuordnungsspeicher enthaltenen Bezeichnungen aller iir Pufferspeicher gespeicherten Datenblocks verglichen. Bei Datenanforderungen, welche das Speichern von Daten im Pufferspeicher beinhalten, werden diese Daten zugleich auch im Hauptspeicher gespeichert, Bei Kanalanforderungen ist es auch möglich, Abrufanforderungen nur zum Hauptspeicher zu leiten, hingegen Schreibvorgänge sowohl im Hauptspeicher als auch im Pufferspeicher durchzuführen, falls der betreffende Datenblock auch im Pufferspeicher gespeichert ist.

Eine Anordnung mit einem externen Unterstützungsspeicher, mit einem Hauptspeicher und einem schnellen Pufferspeicher ist z. B. in der deutschen Offenlegungsschrift I 956 604 beschrieben. Im Pufferspeicher ist ein Adressenbereich und ein entsprechender Datenbereich vorgesehen. Der Datenbereich enthalt z.B. Datenblocks zu 32 Bytes oder vier Doppelworten, während der Adressenbereich kongruent ?um Datenbereich aufgebaut ist und in den entsprechenden Spek-herstellen eine Bezeichnung, z. B. die Adresse, der in den entsprechenden Speicherstellen des Datenbereiches gespeicherten Datenblöcke enthält. In der genannten Einrichtung werden keine virtuellen Adressen verwendet, so daß der Blockadressenteil der Adresse von der zentralen Verarbeitungseinheit oder vom Kanal direkt mit den im Adressenbereich gespeicherten Blockadressen verglichen werden kann, um zu bestimmen, ob der betreffende Datenblock im Pufferspeicher gespeichert ist Wenn jedoch die zentrale Verarbeitungseinheit virtuelle Adressen und ein Kanal reale Adressen verwendet, ergeben sich Schwierigkeiten bei der Bestimmung, ob der Datenblock mit der bestimmten der virtuellen Adresse entsprechenden realen Adresse im Pufferspeicher gespeichert ist.

Wenn der Pufferspeicher so aufgebaut wird, d:iß die Speicherstelle eines Daten^'ocks im Pufferspeicher eine direkte Beziehung zu der virtuellen Adresse dieses Datenblocks hat, entfällt naturgemäß eine Übersetzung der von der zentralen Verarbeitungseii.heit gelieferten virtuellen Adresse eines Datenblocks in seine reale Adresse. Verzögerungen ergeben sich wohl dann, wenn sich der Datenblock nicht im Pufferspeicher befindet und entweder vom Hauptspeicher oder vom Ünterstüizungsspeicher geholt werden muß. Insgesamt könnte jedoch ein Zeitgewinn deshalb erzielt werden, weil Zugriffe der zentralen Verarbeitungseinheit zum Pufferspeicher weitaus häufiger sind, als die obengenannte Blockübertragung.

Es ergeben sich jedoch große Schwierigkeiten bei der in einem virtuellen Speichersystem stets notwendigen Übertragung von Daienseiten zwischen dem Hauptspeicher und dem Unterstützungsspeicher. Wenn sich nämlich zwei verschiedene virtuel'e Adressen auf die gleiche reale Adresse beziehen, wird der virtuellorientierte Pufferspeicher die Daten vom realen Hauptspeicher für jede verschiedene virtuelle Adresse in verschiedenen Speicherzellen speichern. Es wäre deshalb notwendig, alle Anforderungen zunächst in einer besonderen wechselseitigen Überprüfungseinrichtung zu prüfen.

Ein anderes Problem entsteht bei der Entfernung von Eintragungen in der Segment- oder Seitentabelle. Die Daten im Pufferspeicher, weiche sich auf solche zu entfernende Eintragungen beziehen, müssen nämlich ihren Zusammenhang zum Unterstützungsspeicher behalten, d.h. ihre reale Speicherstelle muß aufbewahrt werden. Dies macht eine Abtastung und Überprüfung des virtuell orientierten Pufferspeichers bei jeder Veränderung ir den Segment- oder Seitentabellen notwendig.

Schließlich ergeben sich auch bei Verwendung eines virtuell orientierten Pufferspeichers Schwierigkeiten bei der Verwendung von Speicherschutz-Schlüsselworten. Solche Schlüsselworte sind nämlich realadressenorientiert und müssen bei jeder Datenanforderung der zentralen Verarbeitungseinheit überprüft werden. Da jedoch die Verarbeitungseinheit virtuelle Adressen liefert, erfordert die Überprüfung der Schlüsselworte eine umständliche Behandlung.

Der Erfindung liegt daher die Aufgage zugrunde, aus einer virtuellen Speichereinrichtung der eingangs be-

schriebenen Art eine dreistufige Speicherhierachie bei Verwendung von virtuellen Adressen durch die zentrale Verarbeitungseinrichtung zu machen, wobei jedoch der Zugriff zum Pufferspeicher zur Vereinfachung und Beschleunigung der Übertragung der Datenblocks und der Verwendung von Speicherichlüsselworten realadressenorientiert ausgeführt wird.

Diese Aufgabe wird durch die im Kennzeichen des Hnuptanspruchs beschriebene Einrichtung gelöst.

Da die Adressierung des Pufferspeichers gemäß der Erfindung mit realen Adressen erfolgt, entfällt die Notwendigkeit der Verwendung einer speziellen Überprüfungseinrichtung, wie sie bei Verwendung eines virtuell orientierten Pufferspeichers notwendig wäre. Da ferner die Daten im Pufferspeicher mit ihrer realen Adresse adressiert werden, entfällt auch die Notwendigkeit der Abtastung des Pufferspeichers, wenn Eintragungen in der Segment- oder Seitentabelle verändert werden sollen. Ebenso ergibt sich hierdurch eine Vereinfachung bei der Verwendung von realadressenorienticrten Speicherschlüsselworten.

Da die Übersetzungsnebentabelle mit einem virtuellen Teil der von der zentralen Verarbeitungseinheit gelieferten virtuellen Datenadresse adressiert wird, entfällt oder verringert sich zumindest der notwendige Zeitaufwand zum Vergleich der angebotenen virtuellen Adresse mit eventuell gespeicherten virtuellen Adressenbits.

Die Verwendung von realen Bezeichnungen für die im Pufferspeicher gespeicherten Datenblocks vereinfacht den Vergleich dieser Bezeichnungen mit den aus dem Zuordnungsspeicher ausgelesenen realen Adressen, da beide sofort ohne weitere Übersetzung miteinander verglichen werden können.

Insgesamt ermöglicht also die Erfindung eine ganz wesentliche Zeiteinsparung bei Zugriffen zum schnellen Pufferspeicher.

Ein Ausführungsbeispiel der Erfindung soll nun an Hand von Figuren beschrieben werden. Es zeigt F i g. 1 das Format einer virtuellen Adresse,

F i g. 2 eine Einrichtung zur Übersetzung von virtuellen Adressen in reale Adressen,

F i g. 3 das Format von Eintragungen in Segmenttabellen und Seitentabellen,

F i g. 4 eine bevorzugte Ausführungsform der Erfindung.

F i g. 5 ein Zeitdiagramm zur Darstellung der in der Einrichtung nach F i g. 4 ablaufenden Vorgänge,

F i g. 6 das Format von Eintragungen in einer Übersetzungsnebentabelle und

F i g. 7 die genauere Darstellung der erfindungsgemäßen Übersetzungseinrichtung.

Virtuelle Adresse

In F i g. 1 ist ein bevorzugtes Format einer virtuellen Adresse gezeigt Die 24 Bits der virtuellen Adresse sind in drei Felder unterteilt: Ein Segmentfeld (SX), welches die Bits 8-15 umfaßt ein Seitenfeld (PX), welches aus den Bits 16-20 besteht und ein Bytefeld, welches die Bits 21-31 enthält. Gemäß diesem Format besteht der virtuelle Speicher aus 256 Segmenten, von denen jedes bis zu 32 Seiten aufweisen kann. Eine Seite kann bis zu 2048 Bytes enthalten. Die Aufteilung der Adressenbits auf die einzelnen Felder könnte jedoch auch in anderer Weise erfolgen, z. B. können für das Seitenfeld die Bits 8-11 und für das Segmentfeld die Bits 12-19 vorgesehen werden. Für das Bytefeld würden dann die Bits 20-31 zur Verfügung stehen. Gemäß einem solchen Format würde der virtuelle Speicher aus 16 Segmenten zu je maximal 256 Seiten zu je maximal 4096 Bytes bestehen. Die Bits 0-7 werden in der gezeigten Ausfiihrungsform nicht benutzt. Sie können dazu dienen, den virtuellen Speicherbereich bis auf eine 312-Bitadrcsse auszuweiten.

In einem solchen erweiterten Speichersystem könnten über 4 Milliarden Bytes gespeichert werden.

Mit dem Segmentfeld wird eine Speicherstellc in der

ίο Segmenttabelle adressiert. In dieser Speicherstelle ist ein Wert gespeichert, welcher die Beginnadresse derjenigen Seitentabellc angibt, welche zu dem vom Segmentfeld definierten Segment gehört. Mit dem Seitenfeld wird eine Speicherstelle in der Seitentabelle adressiert. In dieser Speicherstelle ist ein Wert gespeichert, welcher die reale Adresse der Seite im Hauptspeicher angibt. Bei der dynamischen Adressenübersetzung einer virtuellen Adresse in eine reale Adresse wird das Bytefeld der virtuellen Adresse nicht verändert, sondem ergibt zusammen mit der durch die Übersetzung gefundenen realen Adresse der Seite die gesuchte reale Adresse eines Bytes im Hauptspeicher.

Adressenübersetzung

Der Übersetzungsvorgang soll nun an Hand von Fig.? erläutert werden. Die Übersetzung erfolgt in zwei aufeinanderfolgenden Schritten, wobei zunächst die Segmenttabelle und dann die Seitentabelle adressiert wird. Der Segmentteil SX der virtullen Adresse wird zur Beginnadresse STO, welche im Steuerregister 2 gespeichert ist, hinzuaddiert. Mit der somit erhaltenen Adresse wird die Speicherstelle 4 der Segmenttabelle 6 ausgelesen, in dieser Speicherstelle ist die Beginnadresse PTO der Seitentabelle gespeichert, zu der der Seitenteil der virtuellen Adresse hinzuaddiert wird. Mit der somit erhaltenden Adresse wird die Speicherstelle 8 der Seitentabelle 10 adressiert. In dieser Speicherstelle ist die gesuchte reale Adresse dieser Seite im Kernspeicher enthalten und diese reale Seitenadresse und die reale Byteadresse werden nun aneinandergereiht und ergeben damit die gesuchte reale Byteadresse.

Um nicht bei jedem Zugriff zum Hauptspeicher einen solchen zweistufigen Übersetzungsvorgang durchführen zu müssen, ist eine Nebentabelle vorgesehen. In dieser Nebentabelle werden die Segment- und Seitenteile von virtuellen Adressen zusammen mit den dazugehörigen realen Adressen, welche aus der Seitentabelle ausgelesen wurden, gespeichert. Die Nebentabelle wird dabei dauernd auf den neuesten Stand gebracht und speichert die zugehörigen virtuellen und realen Adressen von Seiten, zu denen kürzlich ein Zugriff erfolgte. Zum Beginn einer Adressenübersetzung wird daher die Nebentabelle an Hand der verlangten virtuellen Adresse überprüft, um festzustellen, ob die dazugehörige reale Adresse nicht leicht bereits in der Nebentabelle gespeichert ist Wenn dies der Fall ist, wird die reale Adresse aus der Nebentabelle ausgelesen und mit dem realen Byteteil der virtuellen Adresse zusammengefügt und damit der Hauptspeicher adressiert Wenn zu der angebotenen virtuellen Adresse keine Eintragung in der Nebentabelle gefunden wird, wird der oben beschriebene zweistufige Übersetzungsvorgang durchgeführt und die gefundene Übersetzung daraüfhin in der Nebentabelle gespeichert

In F i g. 3 sind bevorzugte Formate für die Segmenttabelleneintragungen 4 und Seitentabelleneintragungen 8 gezeigt. Zu jedem virtuellen Adressenraum gibt es

eine Segmenttabelle und die dazugehörige Seitentabcläe. Die Beginnadresse und die Länge der gerade aktiven Segmentlabelle sind im Steuerregister (F i g. 2) gespeichert. Die Segmenttabclleneintrngung 4 enthält ein Längenfeld [LTH) in den Bits 0-3, welches die Länge der Seitentabelle in Inkrementen angibt, welche gleich sind einem sechzehntel der maximalen Größe. Das Bit 31, das I-Bit, zeigt an. ob die Information, welche in der Segmenttabelleneintragung enthalien ist, gültig ist. Wenn das 1-Bit 1 ist, kann die Eintragung nicht zu einer \o Übersetzung benutzt werden. Die Seitenlabelleneintragung 8 enthält in den Bitpositionen 0-12 die 13 hochwertigen Bits der realen Adresse. Wie bereits beschrieben, werden die niederwertigen Bits der virtuellen Adressen, welche die reale Byteadresse darstellen, ne-15 ben die hochwertigen Bits von der Scitentabellc gesetzt und geben somit die Byteverschiebung innerhalb der Seite an. In jeder Seitentabelleneintragung ist außerdem ein Gültigkeitsbit vorgesehen. Wenn dieses Bit 1 ist, kann die Eintragung nicht zu einer Überset- ao zung verwendet werden.

Übersetzungsvorgang unter Verwendung der Übersetzungsnebentabelle

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Die obigen Ausführungen bezogen sich auf bekannte Einrichtungen, welche in dem Ausführungsbeispiel der Erfindung Verwendung finden. Im folgenden sollen nun die Teile des Ausführungsbeispieles beschrieben werden, welche eine Verbesserung der bekannten dynami-30 sehen Übersetzungseinrichtungen und der dazu notwendigen Datenübertragungseinrichtungen ergeben.

In Fig.4 sind die wesentlichsten Teile des Ausführungsbeispieles der Erfindung gezeigt. Die von der zentralen Verarbeitungseinheit CPU angebotene virtuelle Adresse 12 wird gleichzeitig dazu benutzt, die Übcrsetzungsnebentabelle (TLAT) 14 und den Zuordnungsspeicher 16 zu adressieren. In der Übersetzungsnebentabelle 14 sind Übersetzungen der kürzlich verwendeten virtuellen Adressen gespeichert, während der Zuord-40 nungsspeicher 16 die realen Adressen von Daten enthält, welche sich gerade im schnellen Pufferspeicher befinden. Der Aufbau der Übersetzungsnebentabelle und des Zuordnungsspeichers kann auf verschiedene bekannte Arten erfolgen. Zum Beispiel können hierzu as-+5 soziative Speicher verwendet werden. Es ist aber auch möglich, die Tabellen durch Adressenbits der virtuellen Adresse zu adressieren. Dabei kann die Übersetzu.igsnebentabelle durch Teile des virtuellen Teiles d. h. des Segmentteiles und des Seitenteiles, der virtuellen Adresse und der Zuordnungsspeicher durch Bits des realen Teiles, d. h. des Byteteiles, der virtuellen Adresse adressiert werden. Im allgemeinen ist es vorteilhaft, nur einen Teil der virtuellen Adresse als Zugriffsadresse zur Übersetzungsnebentabelle zu benutzen. In diesemss Falle wird der Teil der virtuellen Adresse, welcher nicht als Zugriffsadresse zur Übersetzungsnebentabelle benutzt wurde, von dem virtuellen Teil der Übersetzungsnebentabelle ausgelesen und mit dem übereinstimmenden Teil der von der zentralen VerarbeituTigseinheitßo gelieferten virtuellen Adresse 12 durch einen Vergleicher 18 verglichen.

Um sicherzustellen, daß es sich bei den im Pufferspeicher gespeicherten Daten auch wirklich um die Daten handelt, welche von der virtuellen Adresse 12 ver-65 langt werden, wird die reale Adresse, welche von der Übersetzungsnebentabelle 14 ausgelesen wurde, mit der realen Adresse, welche von dem Zuordnungsspeicher 16 ausgelesen wurde, in einem Vergleicher 20 verglichen. Die Ausgangssignale der Vergleicher 18 und 20 bilden die Eingangssignale eines UND-Gliedes 22. welches ein Ausgangssignal auf der Leitung 24 erzeugt, wenn sich die gewünschten Daten im Pufferspeicher befinden. Die geeigneten Teile der virtuellen Adresse und der realen Adresse werden auf den Leitungen 26 und 28 zum Pufferspeicheradressenregister 30 gebracht, so daß nunmehr ein Zugriff zu den gewünschten Daten im Pufferspeicher erfolgen kann.

Wenn die reale Adresse, welche der virtuellen Adresse 12 entspricht, sich in der Übersetzungsnebentabelle 14 befindet, die Daten jedoch nicht im Pufferspeicher vorhanden sind, wird durch das durch den Inverter 32 invertierte Ausgangssignal des Vergleichers 20, zusammen mit dem Ausgangssignal des Vergleichers 18 ein UND-Glied 34 angesteuert, welches auf der Leitung 36 ein Signal erzeugt, das anzeigt, daß ein Hauptspeicherzugriff durchgeführt werden muß.

Wenn die virtuelle Adresse 12 nicht gleich ist einer der in der Übersetzungsnebentabelle 14 gespeicherten virtuellen Adressen, wird durch das Ausgangssignal des Vergleichers 18 und das Inverter-UND-Glied 38 ein Signal auf der Leitung 40 erzeugt, welches anzeigt, daß der oben im Zusammenhang mit der F i g. 2 beschriebene Übersetzungsvorgang durchgeführt werden muß.

In F i g. 5 ist die Arbeitsweise der Einrichtung nach Fig.4 noch einmal in zeitlicher Reihenfolge zusammengefaßt. Aus F i g. 5 ist auch ersichtlich, welche Vorgänge zu gleicher Zeit ablaufen. Die virtuelle Adresse von der zentralen Verarbeitungseinheit wird zugleich der Übersetzungsnebentabelle TLA T und dem Zuordnungsspeicher angeboten. Hierauf wird zu gleicher Zeit die in der Übersetzungsnebentabelle enthaltene virtuelle Adresse mit der angebotenen virtuellen Adresse und die von der Übersetzungsnebentabelle ausgelesene reale Adresse mit der vom Zuordnungsspeicher ausgelesenen realen Adresse verglichen. Wenn in beiden Vergleichen eine Gleichheit festgestellt wird, kann der gewünschte Zugriff (Lesen oder Schreiben) zum Pufferspeicher durchgeführt werden.

In einer bevorzugten Ausführungsform enthält die Übersetzungsnebentabelle 64 Wörter, wobei in jedem Wort zwei virtuelle Adressen zusammen mit den entsprechenden realen Adressen gespeichert sind. Jedes Wort weist Eintragungen für eine geradzahlige Seite und Eintragungen für die darauffolgende ungeradzahlige Seite auf. Wenn ein Zugriff zur Übersetzungsnebentabelle durchgeführt wird, wird die geeignete Hälfw des adressierten Wortes durch das niederwertige Bit (Bit 20) des Seitenteiles der virtuellen Adresse ausgelesen. In F i g. 6 sind Einzelheiten des Formates der in der Übersetzungsnebentabelle gespeicherten Worte gezeigt. Beide Hälften dieser Worte sind gleich im For mat. Wie gezeigt, enthält eine Hälfte 27 Bits. Wie be reits oben erwähnt, enthalten der Segmentteil und dei Seitenteil der virtuellen Adresse zusammen 13 Bits. It einer bevorzugten Ausführungsform werden sechs die ser Bits dazu gebraucht, die Übersetzungsnebentabelli zu adressieren und wird ein siebentes Bit, wie oben er wähnt, dazu benutzt, die geeignete Hälfte des adres sierten Wortes auszuwählen. Es brauchen also nu sechs Bits der virtuellen Adresse, welche in F i g. 6 m VIR bezeichnet sind, in einer Speicherstelle der Übe: setzungsnebentabelle gespeichert werden. Ein ai zwölfs Bit bestehender Teil des Wortes enthält d zehn realen Adressenbits, welche die Übersetzung d virtuellen Segment- und Seitenteiles darstellen, sow

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ein I-Bit und ein Paritätsbit P. Sechs Bits, welche in Fig.6 STPRO bezeichnet sind, können für Speicherschutzzwecke verwendet werden.

Außerdem enthält jede Eintragung in der Übersetzungsnebentabelle zwei codierte Gültigkeitsbits, welche in Fig. 6 mit STO bezeichnet sind. Diese Bits zeigen an, ou eine Eintragung gültig ist oder ungültig. Eine gültige Eintragung kann sich auf einen von drei verschiedenen Adressenräumen, je nach Wert der codierten STÖ-Bits, beziehen. Die Beginnadressen der Seitentabellen, welche den codierten Bits entsprechen, werden in einem speziellen Register gespeichert. Ihre Zuweisung erfolgt z. B. unter Steuerung des Mikroprogramms. Die vier durch die codienen 5TO-Bits angegebenen Werte haben folgende Bedeutung: 00 zeigt eine ungültige Eintragung an; Ol zeigt eine gültige Eintragung an, welche zu dem ersten STO- Wert, welcher in dem geannten Register gespeichert ist, gehört: 10 zeigt eine gültige mit einem zweiten 57'OWert verbundene Eintragung an und 11 zeigt eine mit einem dritten STO Wert verbundene Eintragung an. Sobald das Steuerregister 2 (s. Fi g. 2) mit der Beginnadresse einer Segmenttabelle geladen wird, wird durch das Mikroprogramm festgelegt, ob sich diese Segmenttabelle auf einen der drei STO-Werte in dem speziellen Register bezieht. Wenn die Segmenttabellcn-Beginnadresse, welche in das Steuerregister 2 geladen wird, nicht einem bestehenden STO-Wert entspricht, erfolgt eine Zuweisung. Wenn alle drei codierten STO-Werte aktiv sind, und keiner davon gleich ist dem neuen, in das Steuerregister 2 geladenen Wert, wird der älteste Wert in der Übersetzungsnebentabelle gelöscht, indem das STO-Bit, welches sich auf diese Tabelle bezog, auf 00 gesetzt wird, und die codierten Bits erfahren eine neue Zuweisung zu dem neuen Wert.

Zur Adressierung der Übersetzungsnebentabelle werden drei virtuelle Adressenbits des Segmentteiles (Bits 13,14 und 15) und drei virtuellen Adressenbits des Seitenteiles (Bits 17, 18 und 19) verwendet und damit eine der 64 Speicherstellen ausgewählt. Das niedrigste Segmentteilbit (Bit 20) wählt zwischen dem ungeraden oder geraden Teil der Eintragungen aus. Die in der Übersetzungsnebentabelle gespeicherten Bits sind nach der gezeigten bevorzugten Ausführungsform die Bits 8. 9, 10, 11. 12 und 16. Um eine virtuelle Adresse zu übersetzen, wird die Übersetzungsnebentabelle an einer der 64 Adressen angesteuert und die ungerade oder gerade Eintragung ausgewählt. Die übrigen hochwertigen virtuellen Bits in der von der zentralen Verarbeitungseinheit gelieferten Adresse werden mit den hochwertigen virtuellen Dits, welche von der Tabelle ausgelesen wurden, verglichen. Bei Gleichheit wird der entsprechende reale Adressenteil von der Tabelle ausgelesen. Diese reale Adresse wird dann mit der vom Zuordnungsspeicher erhaltenen realen Adresse verglichen, um zu bestimmen, ob die gewünschten Daten im Pufferspeicher gespeichert sind. Wenn dies nicht der Fall ist, muß ein Zugriff zum Hauptspeicher durchgeführt werden.

Wenn in der Übersetzungsnebentabelle keine Eintragung zu der gewünschten virtuellen Adresse gefunden wurde, muß die eingangs geschilderte Adressenübersetzung (s. F i g. 2) durchgeführt und das Ergebnis in der Übersetzungsnebentabelle abgespeichert werden. Zu gleicher Zeit wird nach der bevorzugten Ausführungsform die entsprechende ungerade oder gerade Seite auch übersetzt (wenn sie gültig ist) und das Ergebnis in der Übersetzungsnebentabelle gespeichert, so daß zwei Übersetzungen zugleich ausgeführt werden.

Weitere Einzelheiten der gezeigten Ausführungsform sind aus F i g. 7 ersichtlich. Die Bits 8-31 der von der zentralen Verarbeitungseinheit gelieferten virtuellen Adresse werden auf eine Speichersammelleitung 44 gegeben und damit innerhalb der Datenverarbeitungsanlage verteilt. Die Bits 13-15 und 17-19 werden zur Adressierung der Übersetzungsnebentabelle 46. welche die virtuellen Adressenbits 8-12 und 16 gespeichert hat, verwendet. Der Teiil der Übersetzungsnebentabelle,

ίο welcher Übersetzungen für gerade virtuelle Adressen enthält, liefert diese virtuellen Adressenbits zu einer Torschaltung 48, während der Teil der Tabelle, welcher ungcradzahlige virtuelle Adressen enthält, die betreffenden virtuellen Adressenbits an eine Torschaltung 50 liefert. Wenn das Bit 20 der virtuellen Adresse Null ist, wird die Torschaltung 48 angesteuert und damit die sechs virtuellen Adressenbits zu einem Vtrgleicher 52 gesendet. Wenn das Bit 20 Eins ist, wird die Torschaltung 50 geöffnet und kommen die virtuellen Adressen-

ao bits des ungeraden Teiles der Übersetzungsnebentabelle Mim Vergleicher 52. Die Bits 8-12 und 16 der virtuellen Adresse werden auch einem Eingang des Vergleichers 52 zugeführt. Wenn der Vergleicher 52 Gleichheit feststellt, wird ein Signal auf der Leitung 54 erzeugt. Zur gleichen Zeit, in der ein Zugriff zur Übersetzungsnebentabelle durchgeführt wird, wird auch ein Zugriff zum Zuordniungsspeicher durchgeführt, indem die Bits 21 bis 26 der von der zentralen Verarbeitungseinheit gelieferten virtuellen Adresse als Zugriffsadres- se verwendet werden. Diese Bits der virtuellen Adresse stellen schon eine reale Hpuptspeicheradresse dar. Daher ist ihr Gebrauch zur Adressierung des Zuordnungsspeichers 56 vereinbar mit der Realadressen-Orientier'jng des Pufferspeichers.

In einer bevorzugten Ausführungsform enthält der Zuordnungsspeicher 128 Worte, wobei in jedem Wort zwei reale Adressen gespeichert sind. Mit den Bits 21-26 kann deshalb ein Zugriff zu zwei realen Adressen durchgeführt werden. Die Auswahl unter diesen beiden Adressen wird dadurch getrofft n, daß das Ausgangssignal des Zuordnungsspeichers 56 mit dem Bit 20 der re?len Adresse decodliert wird.

Wie aus F i g. 7 ersichtlich ist, wird das Bit 20 der vinuellen Adresse dazu verwendet, eine der beiden Torschaltungen 62 oder 64 zu öffnen und damit eine Auswahl des geraden oder ungeraden Teils der Übersetzungsnebentabelle zu treffen. Nach dieser Auswahl wird das Bit 20 dem Adressendecoder des Zuordnungsspeichers 56 zugeführt. Sobald das Bit 20 festgestellt ist.

wird eine der beiden realen Adressen des Zuordnungsspeichers 56 zu einem zugehörigen Vergleicher 58 oder 60 ausgelesen. Im wesentlichen zur gleichen Zeit wird eine reale Adresse von dem entsprechenden (geraden oder ungeraden) Teil der Übersetzungsnebentabelle 46

über die Torschaltungen 62 oder 64 (je nachdem ob Bit 20 Null oder Eins ist) zu einem der Vergleicher 58 oder 60 gebracht Wenn einer der beiden Vergleicher Gleichheit der Eingangssignale feststellt, wird vom Codierer 66, je nachdem welcher der beiden Vergleicher

Gleichheit festgestellt hat, ein bestimmter Wert des Bit 19 der realen Adresse zum Pufferspeicheradressenregister 68 übertragen.

Im wesentlichen zur gleichen Zeit wird das Bit 20 der realen Adresse über die Leitung 70 von der Überset-

zungsnebentabelle 46 zum Adressenregister 68 und die Bits 21-28 der realen Adresse über die Leitung 72 von der Speichersammelleitung 44 zum Adressenregister 6« gebracht. Die Bits 19-28, welche nunmehr im Speicher-

adressenregister 68 gespeichert sind, werden nun dazu verwendet, eines der 1024 Worte, welche im schnellen Pufferspeicher 74 gespeichert sind, zur zentralen Verarbeitungseinheit zu übertragen. Die Bits 29-31 (die niederwertigen realen Adressenbits) der virtuellen Adresse brauchen nicht dazu verwendet werden, einen Zugriff zum Pufferspeicher 74 durchzuführen, da in der bevorzugten Ausführungsform jedes Wort im Pufferspeicher acht Datenbytes enthält, wobei jedes Byte aus acht Datenbits und einem Paritätsbit besteht. Die zentrale Verarbeitungseinheit verwendet die drei niederwertigen Bits (Bits 29-31) dazu, um eines der acht vom Pufferspeicher ausgelesenen Bytes auszuwählen.

Wenn von keinem der beiden Vergleicher 58 oder 60 Gleichheit festgestellt wurde, d. h., wenn die Daten su.'h nicht im Pufferspeicher 74 befinden, oder wenn der Vergleicher 52 nicht Gleichheit festgestellt hat, d. h.. daß eine Übersetzung nicht sofort ohne die zweistufige Übersetzung erhältlich ist, muß die Situation, wie oben im Zusammenhang mit Fig.4 beschrieben, behandelt werden.

Wenn im beschriebenen Ausführungsbeispiel Werte angegeben wurden, bedeutet das selbstverständlich nicht, daß die Erfindung auf Einrichtungen mit z. E. dem gezeigten Adressenformat oder den gezeigten Speichergrößen beschränkt ist. Die Größe des virtuellen Speichers betrug im beschriebenen Ausführungsbeispiel über 16 Millionen Bytes und 13 Bits der virtuellen Adresse wurden in zehn Eits einer realen Adresse umgewandelt. Der reale Speicherraum beträgt also etwas über 2 Millionen Bytes.

Selbstverständlich kann auch ein Zugriff zum Pufferspeicher 74 bereits begonnen werden, wenn die Adressenübersetzung und die Adressenvergleiche noch nicht beendet sind. Der Zugriff zum Pufferspeicher könnte z. B. durch die virtuelle Adresse begonnen werden, und zwar unabhängig vom Resultat der Adressenvergleiche und der Gebrauch der vom Pufferspeicher ausgelesenen Daten könnte bei nicht erfolgreichem Vergleich verhindert werden. Auch in einem solchen System wäre der Pufferspeicher realadressenorientiert, d. h., der Zuordnungsspeicher würde reale Adressen speichern.

Die Wirkungsweise des Ausführungsbeis^ieles der Erfindung kann wie folgt zusammengefaßt werden.

Der schnelle Pufferspeicher 74 ist realadressenorientiert. Der Byteteil der virtuellen Adresse, welcher eine reale Speicherstelle im Hauptspeicher angibt, wird zu einem Zugriff zum Zuordnurgsspeicher, welcher reale Hauptspeicheradresser, enthält, verwendet, während zugleich die Segment- und Seitenteile der virtuellen Adresse zu einem Zugriff zur Übersetzunesnebentabelle, welche die neuesten Übersetzungen von virtuellen Adressen in reale Adressen enthält, verwendet werden.

Wenn die Übersetzungsnebentabelle bestimmte virtuelle Adressenbits enthält, welche gleich sind den entsprechenden Bits der gewünschten virtuellen Adresse und wenn die an der adressierten Speicherstelle der Übersetzvmgsnebentabelle ausgelesenen realen Adressenbits den aus dem Zuordnungsspeicher ausgelesenen realen Adressenbits gleich sind, wird die reale Adresse ao zu einem Zugriff zum Pufferspeicher verwendet.

Wenn die von der Übersetzungsnebentabelle ausgelesenen realen Adressenbits nicht gleich sind den aus dem Zuordnungsspeicher ausgelesenen renlen Adressenbits, bedeutet dies, daß die Daten nicht im Puffer- »5 speicher sind und aus dem Hauptspeicher geholt werden müssen. Da jedoch die reale Adresse im Hauptspeicher bereits zur Verfügung steht, braucht keine zusätzliche Adressenübersetzung ausgeführt werden.

Wenn die Übersetzungsnebentabelle keine Adressenbits enthält, welche den von der zentralen Verarbeitungseinheit gelieferten virtuellen Adressenbits gleich sind, muß eine Übersetzung der virtuellen in eine reale Adresse ausgeführt werden. Ferner muß das Resultat der (Jbersetzung in der Übersetzungsnebentabelle abgespeichert, ein Zugriff zu den Daten ausgeführt und die Daten im Pufferspeicher abgespeichert werden.

Damit können die systematischen Nachteile der bekannten Einrichtvngen verhindert werden und wird fer ner erreicht, daß die reale Adresse bereits ohne Über setzung zur Verfügung steht, wenn eine Datenübertra gung notwendig wird.

Hierzu 2 Blatt Zeichnungen

Claims (4)

1. Patentansprüche:

   t. Virtuelle Speichereinrichtung mit einem externen Großraumspeicher und einem durch reale Adressen adressierten internen Hauptspeicher, worin Daten von einer zentralen Verarbeitungseinheit durch eine virtuelle Adresse angefordert werden, die aus einem virtuellen und einem realen Teil besteht, mit einer Einrichtung zur dynamischen Obersetzung der virtuellen Adressen in die realen Hauptspeicheradressen, wobei Zuordnungstabellen im Hauptspeicher verwendet werden, sowie mit einer schnell zugreifbaren und bei jeder Anforderung adressierten Übersetzungsnebentabelle, dadurch gekennzeichnet, daß Zugriffe der zentralen Verarbeitungseinheit [CPU) nicht zum Hauptspeicher, sondern zu einem schnellen Pufferspeicher (74) erfolgen, daß ein Zuordnungsspeicher (56) vorgesehen ist, der für die im Pufferspeicher vorhandenen Daten eine reale Adressenangabe speichert, daß der Zuordnungsspeicher durch reale Adressenbits der virtuellen Adresse adressiert wird, daß die Übersetzungsnebentabelle (46) durch virtuelle Adressenbits de: virtuellen Adresse adressiert wird und die ausgelesene übersetzte reale Adresse mit der vom Zuordnungsspeicher ausgelesenen realen Adresse zur Feststellung der Anwesenheit der Daten im Pufferspeicher (74) verglichen wird, und daß bei Gleichheit der Zugriff zum Pufferspeicher ausgeführt wird.
2. 2. Einrichtung nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß zum Adressieren der Übersetzungsnebentabelle (46) nur ein Teil der virtuellen Adressenbits (13-15, 17-19) verwendet *ird und der restliche Teil (VIR 8-12, 16) zusammen mit der dazugehörigen realen Adresse (REAL 11-20) in der Übersetzungsnebentabelle gespeichert ist und daü dieser restliche Teil auch ausgelesen und mit den entsprechenden Bits der virtuellen Adresse verglichen wird, wobei der Zugriff zum Pufferspeicher (74) nur bei Gleichheit aufgeführt wird ( VGL 52, Signal 54).
3. 3. Einrichtung nach Anspruch 2. dadurch gekennzeichnet, daß die Übersetzungsnebenuibelle (46) in einen Teil (GER) für geradzahlige Seiten und einen 4ί Teil (UNGER) für ungeradzahlige Seiten unterteilt ist, wobei Torschaltungen (48. 62. 50,64) vorgesehen sind, weiche das Auslesen eines der beiden Teile vom Wert des niedrigsten virtuellen Adressenbits (20) abhängig machen und daß bei iner notwetidi gen Übersetzung einer virtuellen Adresse in eine reale Adresse zugleich die Übersetzung der entsprechenden benachbarten Seite in der Übersetzungsnebentabelle in der gleichen Speicherstelle aufgenommen wird.
4. 4. Einrichtung nach Anspruch 3, dadurch gekennzeichnet, daß auch der Zuordnungsspeicher (56) in fcwei Teile unterteilt ist, wobei die Auswahl eines der beiden Teile durch das niederste Bit der in der Übersetzungsnebentabelle (46) gespeicherten realen Adresse erfolgt und die beiden Teile zu zwei zugehörigen Vergleichern (58, 60) ausgelesen werden, und daß ein Codierer (66) vorgesehen ist, der ein zusätzliches Adressenbit zur Adressierung des Pufferspeichers (74) erzeugt, dessen Wert davon ab- <>5 hängt, welcher Vergleicher ein Gleichheitssigna! liefert.

   Die Erfindung betrifft eine virtuelle Speichereinrichtung mit einem externen Großraumspeicher und einem durch reale Adressen adressierten internen Hauptspeicher, worin Daten von einer zentralen Verarbeitungseinheit durch eine virtuelle Adresse angefordert werden, die aus einem virtuellen und einem realen Teil besteht, mit einer Einrichtung zur dynamischen Übersetzung der virtuellen Adressen in die realen Hauptspeicheradressen, wobei Zuordnungstabellen im Hauptspeicher verwendet werden, sowie mit einer schnell zugrafbaren und bei jeder Anfofderung adressierten Übersetzungsnebentabelle.

   Eine derartige Einrichtung ist in der USA.-Patentschrift 3 533 075 und in ähnlicher Form, d. h. mit Zuordnungstabellen, die sich außerhalb des Hauptspeichers befinden, auch in der DT-OS 1 815 234 beschrieben.

   In Datenverarbeitungsanlagen, in denen mehrere Programme von einer oder mehreren Verarbeitungseinheiten ausgeführt werden, besteht stets ein großer Bedarf an Speicherraurn. Dieser .v_Lnerraum übersteigt im Normalfall die Kapazitäten der gebräuchlichen Hauptspeicher, die zumeist als Magnetkernspeicher ausgeführt sind. Um diese Vielzahl der Programme im Zeitteilungsverfahren ausführen zu können, ist die Verwendung von virtuellen Adressen bekanntgeworden, welche die Verwendung von großen Unierstützungsspeichern, wie z. B. Magnetplattenspeicher, sehr erleichten haben. Als Beispiel kann z. B. eine Systemadresse von 24 Bits genannt werden, mit der also 16 Millionen Bytes des virtuellen Speichers adressiert werden können.

   Wegen der Vielzahl der Programme und aus Organisationsgründen ist es vorteilhaft, den virtuellen Speicher in Segmente zu unterteilen, wobei jedes Segment mehrere Datenseiten enthält. Eine Seite weist stets eine bestimmte Anzahl von Bytes auf. Die Segment- und Seitenadressen stellen dann z. B. die Adressen im In terstützungsspeicher dar und weisen keinen direkten Zusammenhang mit bestimmen Haupispcicherstellen auf Vielmehr können sich die durch virtuelle Adressen bestimmten Seiten irgendwo im Hauptspeicher befin den und zu verschiedenen Zeiten auch an verschiedenen Stellen im Hauptspeicher fespeichert sein, je nach Bedarf werden die notwendigen Seiten vom Unterstützungsspeicher in den Hauptspeicher übertragen und nicht iiehr gebrauchte Seiten vom Hauptspeicher zurück zum Unterstützungsspeicher übertragen. Da also kein fester Zusammenhang zwischen virtuellen und realen Adressen besteht, müssen die in einer Datenanforderung enthaltenen virtuellen Adressen zuerst in die entsprechenden realen Hauptspcichcradressen übersei/.i werden. Dies geschieht mit Hiiie von Seiten- und .Segmenttabellen. In einer Seitentabelle sind dabei die realen Speicherstcllen aller Seiten eines bestimmten Scgmcriies gespeichert. Andere Seitentabellen geben die realen Hauptspeicherstellen für die Seiten anderer Segmente ab. Da auch die Seitentabellen nicht immer an einem bestimmten Platz im Hauptspeicher gespeichert sind, muß die Bcginnadressc einer jeden Schemabelle in einer Segmenttabelle gespeichert werden. Eine typische virtuelle Adresse besteht aus einem Segmeniteil, einem Seitenteil und einem Bylcteil. Der Byteteil ist schon die reale Adresse eines bestimmten Bytes innerhalb einer bestimmten Seite im Hauptspeicher. Es brauchen also nur der Segmentteil und der Seitenteil in eine reale Adresse übersetzt und diese mit dem schon vorhanden realen Byteteil zusammengefügt werden, um den gewünschten Zugriff zum Hauptspeicher