Устройство для прерывания работы процессов

Устройство для прерывания работы процессов

Иллюстрации

Показать все

Реферат

 

ОП ИСАНИЕ

ИЗОБРЕТЕН ИЯ

К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ

Союз Советских

Социалистических

Республик (11) 507867 (61) Дополнительное к авт. свид-ву— (22) Заявлено12 05.74,(21) 2024017/18-24 с присоединением заявки № (23) Приоритет (43) Опубликовано25.08.76.Бюллетень № 11 (45) Дата опубликования описания)22..0 .76

2 (51) М. Кл.

Ь 06 F 9/18

Гасударственный квинтет

Соввтв Министров СССР па делам изобретений н открытий (53) УДК 681.325 (088, 8) В, А, 1ребепников (72) Автор. изобретения (71) Заявитель (54) УСТРОЙСТВО ДЛЯ ПРЕРЫВАНИЯ РАБОТЫ

ПРОБЕССОРА Изобретение относится к вычислительной технике, и в частности, к устройствам для обнаружения сигналов прерывании и может быть использовано в цифровых автоматичесиз ких системах,, работаюших в реальном мас. штабе времени.

Известно устройство для прерывания ра боты процессора, содержащее блок формиро вания сигналов прерывания, группу схем вы» бора, обьединенных в пирамиду, и шифратор, причем группы запрос*алых входов схем выбора нижнего уровня пирамиды соединены с соответствующими группами выходов блока формирования сигналов прерывания „группы запросных входов схем выбора последующих уровней. пирамиды соединены с запросными выходами схем выбора предыдуших уровней пирамиды, запросный выход верхней схемы выбора пирамиды соединен со входом шифратора, запускающий вход которого, вход блока формирования сигналов прерывания, запросный и адресный выходы шифратора со единеньт с соответствующими выходами и входами процессора, Однако реализуемая таким устройством

2 приоритетная дисциплина возрастания приоитета с убыванием номера выхода блока формирования сигналов прерывания ие может быть изменена иначе как переключением ли бо,указанных выходов, либо в самом устрой стве, т, е. отсутствует воэможность опера тивного изменения приоритета. При отказе типа постоянное требование прерывания

:все устройство блокируется для менее приод ритетных прерываний, Кроме того, обзор

1сигналов,. прерывания производится эа дли тельное время.

Цель изобретения - повышение надежноо тн и быстродействия устройства.

15 Поставленная цель достигается тем, что устройство содержит олок управления прис . ритетом, группы выходов которого соедине ны с группами управляющих входов схем выбора соответствующего уровня пирамиды, 20 причем группы выходов обслуживания схем выбора нижнего уровня пирамиды соединены с соответствующими группами входов блока формирования сигналов прерывания и с соответствующим входом шифратора, а

25,группы выходов обслуживания схем выбора с"

i) лс снедующих уровней пирамиды соединены со входами обслуживания схем выбора предыдущих уровней пирамиды и с соответствующими входами шифратора, выход обслуживания которого соединен со входом обслуживания верхней схемы выбора пирамиды, а вход блока управления приоритетом соединен со входом блока формирования сигналов прерь » вания, Кроме того, схема выбора содержит элементы И», элемент ИЛИ" и инвертор, причем запросные входы схемы выбора соединены с первыми входами элементов И и входами элемента ИЛИ, выход которого соединен с запросным выходом схемы выбора, входы обслуживания которой соедине ны со вторыми входами первого и второго элементов "8" третьи входы . которых соединены с инверсными выходами соответственно третьего и четвертого элементов "И", второй вход четвертого элемента "И через инвертор, а второй вход третьего элемента

И" непосредственно соединены с управляющим входом схемы выбора, выходы обслуживания которой соединены с выходами первого и второго элементов "И", На фиг. 1 дана блок-схема .предлагае-, мого устройства„ на фиг. 2 - функциональ ная схема комбинационной схемы.

Устройство a»s прерывания работы процессов имеет (см. фиг. 1) блок 1 фоомирования сигналов прерывания, схемы выбора 2, шифратор 3 и блок 4 управления приоритетом.

На фиг. 1 обозначены: процессор 5, входы и виходы шифратора: запросный вход

6, запускающий вход 7, запросный выход 8, адресный выход 9, выход 1О процессора, выходы 11-1-11- и и входы 12-1-12-а блока формирования сигналов прерывания, входы и выходы схем вь1бора:, запросные входы 13-1-13- 11 управляющие входы

14-1-14» m, вход 15 обслуживания, запросной выход 16, выходы обслуживания

117-1-17- n .

Схема выбора (см. фиг. 2) содержит: первый - 18, второй - 19, третий - 2O и четвертый - 21 элементы И, элементы "ИЛИ 22 и инвертор 23.

Блок формирования сигналов прерывания

1 выдает по выходам ll сигналы прерыванию,(логическую единицу ) и ожидает реакции процессора 5 и схем выбора 2 по входамМ 12. Каждая .из схем выбора

2 пирамиды имеет и запросньж входов, по которым в нее поступает требования с выходов схем выбора 2 нижнего уоовня пирамиды (или из блока 1 формирования сигналов прерывания ), m управляющих входов, по которым в нее поступают управ;

О7867

4, ляющие сигналы с выходов блока управления приоритетом 4, один вход обслужива ния 15, а также N, выходов обслуживания

17-1-17- П, по которым, схема выбора

2 выдает сигналы на входы обслуживания

15 схем ввтбора 2 нижележащего уроьня пирамиды (или на входы 12-1-12- Ь блока 1 формирования сигналов прерывания) и один выход 16 для передачи в схему выбора 2 вышележащего уровня пирамиды сигнала о наличии хоти бы одного требования на запросных входах 13-1-13- П данной схемы выбора 2. Йля простейшего случая (22 " 2, 1П 1) построение схемы вы16 бора 2 имеет вид, приведенный на фиг. 2.

1 Блок управления приоритетом 4 задает приоритетную дисциплину обслуживания. Раз рядность его кода равна разрядности адреса, формируемого устройством. В течение каж« дого цикла работы устройства на выходе . блока управления приоритетом 4 удержива. ется один код из множества кодов, соответствующего разрядности этого блока.

При появлении сигнала обслуживания на выходах 17-1-17- а комбинационных схем

2 какого-либо уровня пирамиды на каждом уровне пирамиды сигнал обслуживания появляется только на одном из выходов

17-1-17- Д из схем выбора 2) шифратор

3 формирует разряды полного адреса А<, )Каждая часть адреса соответствует своему уровню пирамидьг старшие al разрядов соответствуют самому верхнему уровню, самые младшие п разрядов - первому уровню

ЗЬ . пирамиды..Процессор 5 при получении от шифратора 3 по выходу 8 сигнала о наличии хотя бы одного требования в группах выходов 11-1-11-Я блока формирования сигналов прерывания 1, принимает по выходу 9 адрес наиболее приоритетного требования на прерывание, обрабатывает его и по входу 7 дает команду о новом цикле .работы.

Работает устройство следующим обра зом.

Одновременно поступают два требова. - ния на выходы 11-1-11- tt двух крайних схем выбора 2 нижнего уровня пирамиды.

Сигнал о поступлении в каждую из крайних схем выбора 2 нижнего уровня хотя бы одного требования через время, достаточное для прохождения элементов ".

",ИЛИ 22 (см. фиг, 2) поступает на выход 11 1 левой схемы выбора . и выход 11-п правой схемы выбора 2 следу. ющего уровня пирамиды. Аналогично сигналы требования распространяются по крайним схемам выбора 2 пирамиды к ее вершине и через время tq =- К С, где к число уровней пирамиды (на фиг. 1 к 3), 5

5 — время пробега сигнала через эле1 мент "ИЛИ 2" одной схемы выбора 2, появляется на выходе 16 верхней схемы ,выбора 2 пирамиды в виде тодного сигнала требования. Этот сигнал заставляет шифратор 3 послать сигнал обслуживания на вход 15 верхней схемы выбора 2 пирамиды, В зависимости от состо Фйя комбинационной схемы 2,,установленного сигналами по управляющему входу и двумя сигналами требования на выходах ,11-1 и 11- Ц этой схемы выбора 2, сиг» нал обслуживания проходит на выход 17-1 либо на выход 17- g в зависимости от алгоритма, заложенного в комбинационную:. ,схему 2.

Кроме того, возможно использование

{множества. алгоритмов работы схемы выбора 2 в ситуациях, когда на ее выходах, 11-1-11- и присутствует два и более требований. По одному иэ возможных алгорит мов выбирается то требование, частичный адрес которого имеет максимальное кодовое расстояние от кодовой комбинации науправляющих входах 14-1-14- тп,схемы

;выбора 2, поступающих из блока управления .приоритетом 4, например, не выходы

11-1 и 11- Т) (Х3 8) восьмивходовой ячейки т остУпеют требования, а иэ блока управления приоритетом 4 поступает кодовая комбинация 001. Так как частичные адреса требований соответственно равны

000 и 111, то максимальным кодовым расстоянием от комбинации 001 обладает адрес 111 (расстояние 2). Следовательно, при таком алгоритме сигнал обслуживания появляется на выходе 17- р (Y1 8), а не на выход 17-1, По другому алгоритму может быть, выбран адрес с минимальным кодовым расстоянием. Возможны и другие алгоритмы, Для реализации устройства все алгоритмы должны удовлетворять следующему пра; вилу: сигнал обслуживания на выходах ,17-1-17- а схемы выбора 2 является

1 функцией сигналов, полученных этой схемой иэ блока управления приоритетом 4 по входам 14-1-14- Gl а также тре, бований,, поступающих на ее выходы 11-111- р и появляющихся только на одном{ из выходов 17-1-17- П атой схемы выбора 2.

Сигнал обслуживания, например с выхода 17-Q Ьерхней схемы выбора 2 попадает на крайнюю справа схему выбора 2 следующего уровня (на вход 15). На эту схему выбора 2 поступает только одно требование, поэтому при подготовке пути сверху вниз для сигнала обслуживания

l сигналы по входам 14-1-14- Tll этой схемы будут игнорироваться и сигнал об0786 (6

Г

-«тужт{вйння т{ояяится {{е вт,{;-отто $ 7 г, этой cxPмы выборе 2, тек кек {{r вых< дь{

11- 1{ этой схемы выбора 2 i{p{{cyTCT{ ует сигнал требования, Аналогично проис. ,ходит распространение сигналя обслужлва5. ния и по всем остальным правым схемам выбора 2 нижнего уровня (сигттал обс«тужт{т{а ния попадает на тот иэ выходов 17-1-1 7-fl которому соответствует один иэ вхо, дов 13-1-13- П, а именно тот на который

Ю поступило требование из блока управления приоритетом и подготавливает цепи для сбро,са требовагтия по соответствуюшему входу 12-. 1-12- гт,, Одновременно с описанным процессом .распространения сигнала обслуживания вниз

;по пирамиде происходит шифрация (кодированне) частичных адресов обслуживаемого ,,требования, по мере появления сигнала

® обслуживания (единственного) на втходах

1 .{сначала верхней (к-ro уровня) схемы выбора 2, затем на выходах схем выбора 2 (л1)-го уровня и т. g. и наконец на вы ходах нижнего уровня. Время распространения сигнала обслуживания вниз по пира ,миде составляет 1 : К7®, где C вре.мя пробега сигнала обслужт{вания по одной комбинационной схеме 2. После формирования (шифрации) полного адреса А шифра® jrop 3 подает в процессор 5 по выходу 8 сигнал-требование на обработку прерывания с адресом А{(. Процессор 5 обрабатьт1

{вает прерывание, сбрасывает требование, обслуженное устройством (цепи сброса подготовлены сигналом с соответствутошеь

{го выхода 17-1 17- а схемы выбора 2 нижнего уровня пирамиды ) и по выходу

10 устанавливает в блоке управления при оритетом 4 новый,код. После этого сиг40 налом по входу 7 процессор выдает в шифратор 3 команду. на запуск нового цикла, Как;видно из приведенного описания,, длительность цикла адресации одного тре..

/ бования примерно равна i@ t g + t + t + тц

4а +t< где t - время шифрации пос

;леднего частичного адреса (после появления сигнала обслуживания на выходах

{17-1-17- Zl одной из схем 2 нижнего уровня пирамиды), à t< — время сбро66 са требования, обслужет{т{ого устройством .iH переустановки блока управления приоритетом 4, Каждое иэ этих слагаемых длительности цикла определяет свой такт работы устройства и каждый из лих прн55 мерно равен по длительности одному такту работы шифратора 3 в известном усг ройстве. Поэтому длительность цикла одной адресации требования на прерывание в устройстве значительно меньше длт{те«{т

60 ности пик«та в известт{ол{ устрой{стве.

Следует заметить, что в устройстве блок управления приоритетом 4 может, представлять собой и простой регистр с числом разрядов вр тф, и счетчик, и генератор случайных чисел. В первом случае при реализации алгоритма. выборки требования с адре сом, имеющим минимальное кодовое расстояние от управляющего кода (3ц разрядов,; запись в регистр кода 00...0 определяет последовательность приоритетов, убывающих с возрастанием номера запроса на прерывание. Запись в регистр кода 1 1.„ 1 изменяет порядок следования приоритетов на обратный Запись какого либо произвольного кода в регистр сделает запрос, таким произвольным адресом наиболее приоритетным.

На отмеченном свойстве управляемости пи рамидальной схемы кодом, подаваемым с выходов блока управления приоритетом 4, и построено управление приоритетной диоциплиной в устройстве. Целая гамма прио-,. ритетных дисциплин может быть получена в устройстве при использовании в качестве блока управления приоритетом 4 генераторов случайных чисел с различными ви дами распределений (равномерным, линейным,: экспоненциельным и т. д „). Равномерное распределение приоритетов получается в устройстве при использовании двоичного счетчика в качестве блока управления приоритетом 4, Возможны также и различные варианты исполнения других. блоков устройства (например, не все схемы выбо- ра 2 могут быть одинаковыми, шифратор 3I может представлять собой как комбинаца- онную, так и регистровую схему) ..

Формула изобретения

1. Устройство для прерывания работы. процес ;ора, содержащее блок формирования сигналов прерывания, группу схем выбора, объединенных в пирамиду, шифратор, причем группы запросных входов схем выбора нижнего уровня пирамиды соедине ны с соответствующими группами выходов блока формирования сигналов прерывания, группы запросных входов схем выбора последующих уровней пирамиды соединены

07867

8 с запросными выходами схем выбора предыдуших. уровней пирамиды, запросный выход верхней схемы выбора пирамиды.. .ооединен со входом шифратора, запускающий вход которого, вход блока формирования сигналов прерывания, запросный и адресный выходы шифратора соединены с соответствующими выходами и входами процессора, о т л и ч а ю щ е е с я тем, что, с целью повышения надежности ® и быстродействия устройства, оно содержит блок управления приоритетом, группы выхо дов которого соединены с группами управляющих входов схем выбора соответствую-! б щего уровня пирамиды, причем группы выходов обслуживания схем выбора нижнего уровй ня пирамиды соединены с соответствующими группами входов блока формирования сигналов йРерывания и с соответствующим входом шифратора, а группы выходов обслужи" !вания схем выбора последующих уровней

;пирамиды соединены со входами обо .уживания. схем выбора предыдущих уровней пирамиды и с соответствующими входа.ми шифратора, выход обслуживания которого

36 соединен со входом обслуживании верхней схемы выбора пирамиды, а вход блока управ ленин приоритетом соединен со входом блока формирования сигналов прерывания.

2. Устройство по п. 1, о т л и ч a . ю ш е е с я тем, что схема выбора содер-, жит алементы И", элемент ИЛИ и инвертор, причем запросные входы схемы выбора соединены с первыми входами элемен тов "И" и входами элемента "ИЛИ, выход которого соединен с запросным выходом схемы выбора, входы обслуживания которой соединены со вторыми входами первого и второго элементов "И, третьи входы которых соединены с инверсными выходами соответственно третьего и четвертого элемен тов "И, второй вход четвертого элемента И" через инвертор, а второй вход третьего элемента "И непосредственно соединен ны с управляющим входом; схемы выбора, выходы обслуживания которой соединены с выйодами первого и второго элементов

УИФ

Составитель Ф. Шагиахметов

Редактор Т. Шагова Техред А. Демьннова Корректор Н, Бугакова

Заказ 144; Тираж 864 Подписное

ННИИПИ Государственного комитета Совета Министров СССР по делам изобретений и открытий

113035, Москва, Ж 35, Раушскаи наб., д, 4/5

Филиал ППП "Патент", г,Ужгород, ул. Гагарина, 101