商业的 和 工业的 温度 范围
idt 70v27s/l
高-速 3.3v 32k x 16 双-端口 静态的 内存
20
D
3603 drw 18
0
D
Q
写
D
0
D
Q
写
SEMAPHORE
要求 FLIP FLOP
SEMAPHORE
要求 FLIP FLOP
LPORT
RPORT
SEMAPHORE
读
SEMAPHORE
读
一个 一个 至 那 获得.
这 第八 semaphore flags reside 在里面 这 idt70v27 在 一个 独立的
记忆 空间 从 这 双-端口 内存. 这个 地址 空间 是 accessed
用 放置 一个 低 输入 在 这
SEM
管脚 (这个 acts 作 一个 碎片 选择 为 这
semaphore flags) 和 使用 这 其它 控制 管脚 (地址,
OE
, 和
r/
W
) 作 它们 将 是 使用 在 accessing 一个 标准 静态的 内存. 各自
的 这 flags 有 一个 唯一的 地址 这个 能 是 accessed 用 也 一侧
通过 地址 管脚 一个
0
–
一个
2
. 当 accessing 这 semaphores, 毫无 的
这 其它 地址 管脚 有 任何 效应.
当 writing 至 一个 semaphore, 仅有的 数据 管脚 d
0
是 使用. 如果 一个 低 水平的
是 写 在 一个 unused semaphore location, 那 标记 将 是 设置 至 一个 零
在 那 一侧 和 一个 一个 在 这 其它 一侧 (看 表格 vi). 那 semaphore
能 now 仅有的 是 修改 用 这 一侧 表明 这 零. 当 一个 一个 是
写 在 这 一样 location 从 这 一样 一侧, 这 标记 将 是 设置 至 一个
一个 为 两个都 sides (除非 一个 semaphore 要求 从 这 其它 一侧 是
pending) 和 然后 能 是 写 至 用 两个都 sides. 这 事实 那 这 一侧
这个 是 能 至 写 一个 零 在 一个 semaphore subsequently locks 输出 写
从 这 其它 一侧 是 what 制造 semaphore flags 有用的 在 interprocessor
communications. (一个 thorough discussion 在 这 使用 的 这个 特性 跟随
shortly.) 一个 零 写 在 这 一样 location 从 这 其它 一侧 将 是
贮存 在 这 semaphore 要求 获得 为 那 一侧 直到 这 semaphore 是
freed 用 这 第一 一侧.
当 一个 semaphore 标记 是 读, 它的 值 是 展开 在 所有 数据 位 所以
那 一个 标记 那 是 一个 一个 读 作 一个 一个 在 所有 数据 位 和 一个 标记 containing
一个 零 读 作 所有 zeros. 这 读 值 是 latched 在 一个 一侧
’
s 输出
寄存器 当 那 一侧's semaphore 选择 (
SEM
) 和 输出 使能 (
OE
)
信号 go 起作用的. 这个 serves 至 disallow 这 semaphore 从 changing
状态 在 这 middle 的 一个 读 循环 预定的 至 一个 写 循环 从 这 其它 一侧.
因为 的 这个 获得, 一个 重复的 读 的 一个 semaphore 在 一个 测试 循环 必须
导致 也 信号 (
SEM
或者
OE
) 至 go inactive 或者 这 输出 将 从不
改变.
一个 sequence 写/读 必须 是 使用 用 这 semaphore 在 顺序
至 保证 那 非 系统 水平的 contention 将 出现. 一个 处理器
requests 进入 至 shared resources 用 attempting 至 写 一个 零 在 一个
semaphore location. 如果 这 semaphore 是 already 在 使用, 这 semaphore
要求 获得 将 包含 一个 零, 还 这 semaphore 标记 将 呈现 作 一个
一个, 一个 事实 这个 这 处理器 将 核实 用 这 subsequent 读 (看
表格 vi). 作 一个 例子, 假设 一个 处理器 写 一个 零 至 这 left 端口
在 一个 自由 semaphore location. 在 一个 subsequent 读, 这 处理器 将
核实 那 它 有 写 successfully 至 那 location 和 将 假设 控制
在 这 resource 在 question. meanwhile, 如果 一个 处理器 在 这 正确的 一侧
attempts 至 写 一个 零 至 这 一样 semaphore 标记 它 将 失败, 作 将 是
核实 用 这 事实 那 一个 一个 将 是 读 从 那 semaphore 在 这 正确的
一侧 在 这 subsequent 读. had 一个 sequence 的 读/写 被
使用 instead, 系统 contention 问题 可以 有 occurred 在 这
间隙 在 这 读 和 写 循环.
它 是 重要的 至 便条 那 一个 failed semaphore 要求 必须 是 followed
用 也 重复的 读 或者 用 writing 一个 一个 在 这 一样 location. 这
reason 为 这个 是 容易地 理解 用 looking 在 这 简单的 逻辑 图解
的 这 semaphore 标记 在 图示 4. 二 semaphore 要求 latches 喂养
图示 4. idt70v27 semaphore 逻辑
在 一个 semaphore 标记. whichever 获得 是 第一 至 呈现 一个 零 至 这
semaphore 标记 将 强迫 它的 一侧 的 这 semaphore 标记 低 和 这 其它
一侧 高. 这个 情况 将 continue 直到 一个 一个 是 写 至 这 一样
semaphore 要求 获得. 应当 这 其它 一侧
’
s semaphore 要求 获得
有 被 写 至 一个 零 在 这 meantime, 这 semaphore 标记 将 flip
在 至 这 其它 一侧 作 soon 作 一个 一个 是 写 在 这 第一 一侧
’
s 要求
获得. 这 第二 一侧
’
s 标记 将 now 停留 低 直到 它的 semaphore 要求
获得 是 写 至 一个 一个. 从 这个 它 是 容易 至 understand 那, 如果 一个 semaphore
是 要求 和 这 处理器 这个 要求 它 非 变长 needs 这
resource, 这 全部 系统 能 hang 向上 直到 一个 一个 是 写 在 那
semaphore 要求 获得.
这 核心的 情况 的 semaphore 定时 是 当 两个都 sides 要求 一个
单独的 token 用 attempting 至 写 一个 零 在 它 在 这 一样 时间. 这
semaphore 逻辑 是 specially 设计 至 resolve 这个 问题. 如果 simulta-
neous requests 是 制造, 这 逻辑 guarantees 那 仅有的 一个 一侧 receives
这 token. 如果 一个 一侧 是 早期 比 这 其它 在 制造 这 要求, 这 第一
一侧 至 制造 这 要求 将 receive 这 token. 如果 两个都 requests arrive 在
这 一样 时间, 这 分派 将 是 arbitrarily 制造 至 一个 端口 或者 这
其它.
一个 提醒 那 应当 是 指出 当 使用 semaphores 是 那
semaphores alone 做 不 保证 那 进入 至 一个 resource 是 secure.
作 和 任何 powerful 程序编制 技巧, 如果 semaphores 是 misused
或者 misinterpreted, 一个 软件 错误 能 容易地 发生.
initialization 的 这 semaphores 是 不 自动 和 必须 是 处理
通过 这 initialization 程序 在 电源-向上. 自从 任何 semaphore 要求
标记 这个 包含 一个 零 必须 是 重置 至 一个 一个, 所有 semaphores 在 两个都
sides 应当 有 一个 一个 写 在 它们 在 initialization 从 两个都 sides
至 使确信 那 它们 将 是 自由 当 需要.
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