INFORMATICA 1/1981 MEHURCNI POMNILNIKI III B. MIHOVILOVIC, J. ŠILC, P. KOLBEZEN UDK: 681.327.6 INSTITUT ,,JOŽEF STEFAN" V članku so opišane nekatere organizacije magnetnih .rnehurčnih pomnilnikov kot so: dolgi premikalni register, major/rni- nor zanke, koincidenčna izbira podatkovnega bloka, dekoderji in dinamično urejeni podatkovni bloki; njihov razvoj in primerjave raed njimi. Čeprav je danes najoešče uporabljena major/minor zančna organizacija, niso oatale organizacije nič manj pomembne, saj vsebujejo mnoge dobre lastnosti. Tako recimo organizacija s koincidenčno izbiro podatkovnega bloka vnaša modularnost, skrajša čase dostopa, kakor tudi zmanjšuje dovzetnost do napak. Organizacija z dekoderji ima nekate- re prednoati v primerjavi z major/minor zančno organizacijo, saj nudi možnost zbiranja pomnilniških lokacij z adreuira- njem znotraj saraega pomnilniškega elementa. Najkrajše čase dostopa in cikla pa doseže organizacija z dinamično urejeni- rai podatkovnimi bloki. MAGNEITIC BUBBLE MEMORIES - PART 3. In this paper the concepts oi1 several bubble memory organizations sucii a:;: long :;hift register, niajor/minor loops, coincidence selection, decoders and dynamically - ordered shift registera have been revi- ewed; and their effioacies in achieving econorhy and improving perfonraEice have been compared. Both the conoeptual and hardware developraents for? these meraory organizations will be updated. While most of the hardware development is coneen- trated on the major/minor loops, it ahould be noted that the other three schemes are by no means less iraportant. The coinoident selection scheme provides array modularity, limits vulnerability to defects, and reduces acce.ss time for large - oapacity ohipa. Decoders are more versatile than the major/minor loops since they.offer addres.s selection capa- bility on >the bubble chip. The dynamio ordering greatly reduces the access and eycle tiines. 1. UVOD . Današnji razvoj mehuronih pomnilnikov poteka v več sme- reh: - fizikalno-tehnološki razvoj strerai k izpopolnitvi seda- njih in uvajanju novih tehnologij, v želji za izboljša- njem osnovnih lastnosti magnetnih mehurčnih pomnilni>- kov, kot so večanje gostote, višanje propagaoijske fre- kvence, poenostavljanje tehnologije izdelave oipa, uva- janju novih materialov,... r razvoj v smeri načrtovanja in optimizaoija organizacij- skih struktur magnetnih mehurčnih poranilnikdv, ki poiz-: kuša miniraižirati oas dostopa, časbranja, čas bralno- pisalnega cikl.a,... •• • - sočasno poteka tudi ražvoj v načrtovariju univerzalnejše in bolj integrirane podporne opreme (LSI knnilniki), kar bi omogooilo večjo korapatibilnoat mehurčnih pomnil- niških sistemov. Preden spregovorirao o organizaciji magnetnega mehurčnega poranilnika preglejmo kako se odražajo oanovne funkcije pomnilnika v magnetnem mehurčnern pomnilniku [_9, 10J : - pomnjenje: logični vrednosti 1 in 0 ria določeni bitni- lokaciji, sta predstavljeni s prisotnostjo oz. od.iotno- stjo magnetnega mehurčka na dani lokaciji, - propagacija, ddstop in organizacija: magnetni tnehurček je raogooa šipiti (propagirati) s pomočjo '^gibljivih ina- gnetkov", ki jih ustvar ja jo z rotira jočim rnagnetnim po- ljera magneteni permalojni vzorci, katerih razporeditev določa način dostopa in organizacijo magnetnega mehur- čnega pomnilnika, - branje: za branje se izkorišča rnagnetorezitDtenčni efekt, to Je spreminjanje upornosti permalojnega vzorca, ko je le-ta pod vplivom magnetnega polja, ki je posledica pre- hoda magnetnega mehurčka pod njim, - brisanje: informacijo, ki je predatavljena z raagnetnim mehurčkora, je nwgoče zbrisati tako, da mehuroek uničimo ali odstranimo z dane bitne lokacije, - vpis: informacijo, ki Je predstavljena z magnetnim me- hurčkom, je mogoče vpisati tako, da generiramo nov ma- 48 gnetni mehurček. 2. ORGANIZACIJA MAGNETNECA MEHURČNECA POMNILNIKA Pri vseh pomnllnikih želimo organizirati shranjevanje podatkov tako, da optimiziramo število prenosnih linij, število povezav med pomnilniškim elementorn in potrebno podporno opremo, kakor tudi oas dostopa in oas cikla. V nasprotju s koincidenčnimi pomnilniki (feritna jedra, polprevodniki, supra-prevodniki,...), kjer je osnovni rae- hanizem shranjevanje tokovna ali napetostna preklopna • pragovna lastnost, je osnovni mehanizem uporabljen pri večini mehurčnih pomnilniških organizacij v sposobnosti voditi magnetene mehurčke od ene propaganjske sledi do druge a pomočjo ustrezno oblikovanih in raagnetenih per- rnalojnih vzorcev (prenosna vrata - transfer gate). Vsekakor je razvoj organizacijskih struktur mehurčnih po- rnnilnikov rodil različne načine organizacij. Prve gene- racije komercialnih raehurčnih pomnilnikov (npr. 1 Kbitni llitaohijev cip, 100 Kbitni Rockuellov čip,...) so bile organizirane v obliki dolgega premikalnega registra (lo- ng shift register). Zelo kmalu pa so se pojavile zahte- ve po večji kapaoiteti pomnilnikov, ki pa bi bili v tej organizaciji sila počasni (veliki časi dostopa in cikla). Tudi dekompozicija dolge zanke v množico med seboj looe- iiih krajgih zank (separate short shift registers) ni da- la zaželjenih rezultatov, dokler niso bile razvite učin- kovitejše organizacijske strukture kot so: raajor/minor zanke (major/minor loops), dekoderji (deeoders), koinoi- denona izbira podatkovnega bloka (coincidente selection of data blook) in dinamično urejeni podatkovni bloki (dy- naiucally ordered shift registers) Oglejmo si nekoliko podrobneje posamezne organizacijske Htrukture. . _ . ®l 0 c c slika 1. 1) NašteLe organizacijske strukture se uporabljajo pri te- hnologijah s permalojnirni vzorci (perinalloy bar teohno- logy) ,doc.tm se pri tehriologlji urejene inreže mehurčkov (bubble letice file) uporablja drugačria organizaci.ja. - 0- slika 2. U U slika 3. fii preirdkalni registerFli • Takšna oblika organiza- cije mehurčnega pomnilnika se danes ne uporablja več, vendar jo ornenjarao zato, ker vsebuje elemente, ki se po- javljajo v vseh danes uporabljenih organizacijah. Osnov- na shema te organizacije je prikazana na sliki 1. Dolgo zanko oblikuje jo na garnetno osnovo (nosilec raehurokov) iia- nešenl perraalojni propagaeijski vzorci, ki v interakoiji z r-otirajočim magnetnim poljem povzročijo, da mehurčki neprestano krožijo v tej zanki. Spreminjanje sineri širje- nja magnetnih mehurokov je izvedeno s posebno oblikovani- f .—® b) Ip-O L -O slika mi in nameščenimi propagacijskimi vzorci. 90 -ska spre- meraba smeri je prikazana na sliki 2, 180 -ska pa na sj.i- ki 3. Nedestruktivno branje informacij, ki se nahajajo v tej zanki, je mogoee s pomočjo enosmernih prenoaiiih po- dvojitvenih vraf (slika U) in detektorja. Prenos rnehurčka iz zanke k detektorju omogočajo permaloj- ni vzorci specifične oblike in pod njimi nameščena tokovna zanka. Zahteva za branje informacije pomeni pr-isotnost tokovnega impulza I (slika 1 b) v tokovni zanki, ki ma-: gnetni mehurček podvoji, "original" se vrne vzahko, "ko- pijo" pa sprejme detektor. Vpis nove informacije pa je rnogoč preko generatorja. Kot rečeno, ta.način organizacije poranilnika ni mogel slediti zahtevam po vse večjih kapacitetah zaradi soraz- inerno dolgih časov dostopa t , ki so proporcionalni kapa- a citeti pomnilnika C in sicer: t - — T a 2 'R (1) kjer je T^ perioda rotirajočega magnetnega polja HR.Kot prirner vzemimo kapaciteto mehurčnega pomnilnika 92 Kbitov in propagacijsko frekvenco 100 KHz. V tem primeru bi bil čas dostopa kar ~ o,5 sek. Seveda so takšni časi mnogo predolgi zato se takšna organizacija danes ne uporablja več. M-ijor/minor zanke. Pri današnjih magnetnih mehurčnih po- ranilnlkih najeešee zasledimo major/minor zančno organiza- cijo (sl.ika 5). Informaoija je shranjena v številnih pa- ralelnili zaprtozančnih premikalnih registrih, ki jih ime- nujemo rainor zanke (rninor loop). Pod vplivora rotirajoče- ga magnetnega polja magnetni mehurčki (nosilci informaci- je) sinhrono krožijo v teh zankah. Njihov položaj je v danem trenutku vselej točno določen, saj se magnetni ine- hurčki ob vaakem zasuku polija Ti^ za poln ; kot, premakne- s-i i s <"' I I 1 ZANKE jo za periodo propagaoijakih vzorcev p. Ta o;iriovni premlk imenujemo korak. Operaciji vpiti in branje je mogoče izve- sti preko skupnega premikalnega registrn, imenovanega ma- jor zanka (major loop), na katero niso vezane ].e vse ini- nor zanke, temveo tudi generator (vpis inforrnacije) in detektor (branje iriforrnacije)'. Povezavi detektor - major • zanka in generator - iruijor zanka sta povsem enako izvede- ni kot pri organizaciji v obliki dolgega preinikalnega registra (slika 4), dočim so povezave minor - major zanka izvedene s pomočjo dvosniernih prenosnih vr]at brez podva- janja (slika 6). [iqj slika 6. Posebnost takanlh vrat je speoifičen $-sko oblikovan per- malojni vzorec, dodatno pa vodimo pod major zanko spirala- sto oblikovano prevodno plast, preko katere je mogoče s poraočjo tokovnega impulza izvršiti hkraten prenos iz ali v minor zanke. Opiširno najprej prenos iz major v minor zanko. Čaaovni potek toka i, ki je • potreben za ta prenos . n. . . olti+stra 9 •*— t — t — 1 — 1 — 1 © slika 7. alika 5. je prikazan na sliki f a. V oasu, ko je i = 0, se magnet- ni mehurček pod vplivom rotirajožega polja premika v major zanki. Predpostavimo, da se rnagnetni mehuroek nahaja na poziciji 0 (allka 6) in se zaradi zasuka TTD za poln kot. premakne na pozicijo 4, torej naredi en korak. Ob zasuku Hj,-za nadaljnih 180° bi mehurček prešel pod naslednji T vzorec, kar pa inu z ustrezno dolgirn ( ~T,73) iri velikim (2*5 rn A) tokovnim irapulzoni, ki ga pošljemo preko spirai- nega vodnika, preprečirao iri tako preide mehuroek v pozici- jo 6. Pri riadal jni rotaoiji pol ja (i =0) prevzame' mehur- ček minor zanka. Prenoa iz eno od minor zank v raajor zan-' ko poteka povsem analogno kot v prejšnjem primeru, le da 50 je tu časovni potek toka i drugačen. Tokovni impulz ka- terega amplituda je nekoliko večja (50 mA), dolžina pa enaka, omogoči, da mehurček ob zasuku Til za 180 preide iz pozicije Q) v(?) in ne na nasprotno stran minor zan- ke, kot bi bilo v primeru, če tokovnega impulza nebi bi- lo. Opišimo potek osnovnih operacij in sicer: branja, brisa- nje in vpis informacije. Mesta magnetnih mehurčkov, ki se nahajajo na istih horizontalnih pozicijah v minorskih zankah tvorijo blok podatkov ali drugače povedano, vsak bit bloka se nahaja v drugi minor zanki. Pri branju izbranega bloka se ustrezni biti s pomočjo rotirajooega magnetnega polja sinhrono premikajo tako, da pridejo tik ob major zanko (pozicija Q) na sliki 6). Paralelni pre- nos vseh bitov v raajor zanko se izvede s pomočjo dvosmer- nih prenosnih vrat, tako, dav minor zankah ostanejo do- tična mesta nezasedena. Bite, ki sestavljajo blok sedaj serijsko premikamo toliko časa tako, da po določenem šte- vilu korakov prvi bit bloka doseže enosraerna prenosno- podvojitvena vrata. Blok je sedaj mogoče destruktivno ali nedestruktivno brati ali pa brisati. Če želirno destruk- tivno branje ali briaanje, vrata raagnetnih mehurčkov ne podvajajo temveč jih preko detektorja (pri brisanju de- tektor ni aktiviran) pošljemo v "prazno". Pri nedestruk- tivnem, branju pa s pomoojo aktiviranih enosmernih prenos-. no-podvojitvenih vrat magnetne mehuroke podvojimo tako, da dobirao natančno kopijo bloka. Original, tako kot v prejšnjem primeru vodimo preko aktivnega detektorja, ko- pijo pa preko raajor zanke in dvosmernih prenosnih vrat vrnemo na prej izpraznjena mesta v minor zankah. če želimo vpisati novo inforrnacijo v nezasedene lokaoije v minorskih zankah, aktiviramo generator s pomočjo kate- rega pošljemo magnetne mehurčke v prazno major zanko. Nov blok podatkov se nato preko prenosnih vrat paralelno pre- nese v ustrezne lokacije minorskih zank. Tudi pri major/minor zančni organizaoiji je tako kot pri vseh oatalih organizaoijah zelo pomembno, da so časi dos- topa in cikla čim krajši. Za organizacijo pomnilnika, ki je shematično prikazana na sliki 5 analizirajmo oase in pogljemo v kolikšni ineri nam jih je uspelo skrajšati [6]. Pomnilnik kapacitete C seatavlja n minornih zank, kate- rih vsaka lahko hrani s bltov informaoije in pri tem ve- lja zveza: = 2 n (2) V najneugodnejšem priraeru, torej tedaj, ko je bit izbra- nega bloka v trenutku ko smo želeli ta blok prebrati, pre- šel ravno mimo dvosmernih prenosnih vrat in mora zatoob- krožiti celotno minor zanko (s korakov),je čas dostopa, ki ga sestavljajo zakasnitev v minor zariki, zakasnitev med prvim prenosom in podvojitvijo (t. ) in zakasnitev de- tektiranja (t,), enak : '- S TR + \ :S TB (3) (1) kjer je TD perioda propagacijske frekvence, to je čas v n katerem mehurček naredi en korak. Kot je razvidno iz e- načbe COvečje število krajših minor zank zraanjšuje čas dostopa. Npr. 92 Kbitni (TI 0103) pomnilnik, ki ga ses^ tavlja 157 tninor zank, ki hranijo vsaka po 641 bitov, ki deluje s 100 KHz propagacijsko frekvenco in vsebuje 68 korakov od dvosemrnih prenosnih vrat do podvojitvenih vrat in 86 korakov v detektorju, iraa čaa dostopa v naj- neugodnejšem priraeru t = (641 + 68 + 86) 10 = 8 ms. To pa je kar 60-kratno skrajšanje časa dostopa glede na organizacijo v obliki dolgega premikalnega registra. Čas potreben za branje bloka tR, vsebuje poleg časa do- stopa t& še oas, ki je potreben za to, da se major eanka izprazni (kopija bloka ae mora vrniti v rninor zanke) in se glasi: tR =( 2n) TR (5) Ce t miniraiziramo glede na n, dobimo konfiguraoijo pom- nilnika, ki jo sestavlja n ~^C/2 rainor zank v katerih je po s = "\|2C bitov, tako, da dobimo minimalni čaa potreben za branje bloka: Sara pomnilnik pa ima dimenzijo 2x1 (2n x Cas bralno-vpisovalnega cikla tRW je enak zakasnitvi v minor zanki in zakasnitvama, ki ju vnašata branje in pi- sanje, ter je enak: fcRW = H TR + (2n + kl] TR + (2n ali lRW (8) S produktom kn TR aprokairairamo oas potreben, da magnetni mehurček obide major zanko. Če tRW minimiziramo glede na n, dobimo konfiguracijo pomnilnika, ki jo sestavlja n = ^/2 minor zank v katerih je po s = 2-yC bitov, ta- ko, da dobimo minimalni oaa bralno-vpisovalnega cikla: ^RVtain (9) sara pomnilnik pa ima dimenzijo 1x1 (2n x -g = yC x yc). Vidimo, da v tej organizaciji (ena major zanka) naletimo na konflikt, aaj sooasno ni rnožno miniraizirati t0 in t_y, Sl zato so proizvajalci pristopili k razlionim inaorcam os- novne major/minor organizaoije [1]. Nekatere od njih so prikazane na sliki 8. Slika 8 a prikazuje izvedbo kjer so uporabljene dvosmerne rainor zanke,' kar omogoča, da se d) bgdHb=dt> slika 8. bit izbranega bloka približa prenosnim vratora (major zan- ki) po krajšl poti, tako, da preide enačba (4) v obliko: C t = T + t . Podoben efekt laHko dobimo tudi z organi- di z organi zacijo prikazano na sliki 8 b, saj smo % ločenim shranje- vanjem lihih in sodih bitov bloka uat^arili dve podatkov- ni strukturi (katerih kapaciteta je C/2), ki sta vaaka . zase organizirani tako kot prikazuje slika 5, le da sta ' .povezani'preko skupnega prenosa. Organizacijam na slikah- 8 c, 'd, e je skupno to, da r.namesto zaključenih major zank uporabljamo odprte zanke - imenovane major trakovi in naraesto dvosniernih prenosnih vrat (brez podvajanja), 'enosmerna oziroma dvosmerna prenosno ppdvojitvena vrata ;in jih imenujerao organizacija s podvajanjem bloka. . . Ob izdelavi poinnilniškega čipa so zaradi samega tehnološ- kega postopka vnešene določene napake (tipiono 10 napak na cm ). Poinnilniški element je kljub teinu inogoče upo- rabljati, če so.napake takšega tipa, da*so ppškodovane le nekatere minor zanke, saj so že v naprej vnešene dodaLne VeduncJančne (minor) zanke, ki nadoraestijo poškodovane. Odkrivanje in nadomeščanje slabih minor zank z redundan- čnimi, ki je avtomatsko, je izvedeno s pomočjo specifi- onih organizaoij; to so v bistvu konvencionalne major/rai- nor organizacije katerim 30 dodane dodatne zanke. Eno ad takšnih izvedb prikazuje slika 9 in vsebujejo: s-bitno major zanko, n s-bitnih minor zank, (m - n) s-bitnih re- dundanonih (minor) zank, (3 + 2)-bitno kontrolno zanko (control loop), s-bitni vrstični marke (row marker loop) in (s + 2)-bitni stolpični raarker (coluran marker loop). Dodatne zanke (kontrolna, vrstični in stolpični marker) vršijo naslednji funkciji: odkrivanje defektnih minor 'zank in nadomešoanje le-teh z dobrimi redundančnirni ter hranjenje informacije o defektnosti minor zank, s tera pa krrailjeno branje in pisanje (kontrolna zanka); ter časov- ni riadzor nad branjem in pisanjem (vrstični in stolpioni markep). ^RM ~ detektor vrstičnega markerja Dc|v] - detektor stolpičnega markerja iT - prenos (najor/minor in obratno G — spontani generator B - brisanje •?„. - prenos major/kontrolna zanka G - generator kontrolne zanke Dp. - detektor kontrolne zanke D - detektor .' ' Slika 9 ' .; . " Pri začetnem testiranju pomminiškega elementa vpišemo y vsako minor zanko na k-to mesto magnetni mehuroek. Da bi si zagotovili zanesljiv vpis, po 3 korakih vpis ponovimo^ tako, da ponovno vpišerno magnetni mehurček na k-to mesto 52 v vaako minor zanko. Po ponovni "zavrtitvi" mlnor.zank prenesemo testni blok v major zanko. Vsaka inorebitna napa- ka v mirior zanki zadrži magnetni mehurček, tako, da na u:i- treznern mestu v testnem bioku ni prisoten magnetni mehur- ček. Testni blok,- ki vsebuje informaoijo o dobrih (meliur- ček prisoten) in slabih (mehurček odsoten) mirior zankah, preriesemo v kontrolno zanko, kjer ga shranimo. (Ker je major zanka dolga s + 2 bitov, sta dve poziciji nezase- deni). Pri vpisovanju infonnacije v minor zanke se vaak blok preko major zanke sukceaivno prenaša v minor zanke in si- eer v časovnih intervalih t, = s Tn, t_ = (2s + 2) T_, 1 H 2 n t. = (3a + 4) Tn,..., katerih dolžina je (s + 2) T... Po- j n " drobneje si oglejmo dogajanje v oasovnem intervaLu (0,t,). V tem easu generiramo n-bitni blok, n). /,a vpis (branje, oz. brisanje) je s[»;;obna lo pomnilniška enota, ki je v presečišču aktiviranu prenoanu in vpiso- PP.CNOS htAHJE - btUSAHJE- vhs - 5MNJS M/Srfnjf vns slika 10. valne(bralne oziroma briaalne) linije, vse ostale poinnil- niške enote pa niso aktivne. Takšna organizacija je neko- liko neugodna, zavoljo relativno velikega števila povezav med pomnilnikom in okolico ter bogatejše podporne opreme, kar pa vseeno ne ornejuje. njene uporabnosti. Z;:imislirao si 268 M-bitni mehuroni pomnilnik. Če bi bil organiziran kot enovita major/rainor zančna struktura in bi vseboval npr. 16381! rainor zank 3 po 16384 biti bi bil pri propagacijski frekvenci 100 KHz, čas dostopa približno 160 ms, potreb- nih bi bilo 6 povezav in 4 podporna vezja. Prj. organiza- ciji s koincidenčno izbiro podatkovnega bloka, kjer raz- delimo pomnilnik na matriko 16x16, ki vsebuje 256 poinnil- niških enot od katerih ima vsaka enota 102M minor zank s po 102') biti; bi bil čas dostopa le 10 ms, potrebnlh bi bilo 81 povezav in 64 podpornih vezij. Dekoderjl (decoders). Tudi pri te3:organiznctji je infor-. macija shranjena v množioi preraikalnili regiatrov - pouinil niških zank, dodana pa je še potrebna strukuura imenova- na dekoder (prav tako kot pomnilniška zanka i/.vedena u pomočjo permtdojnlh vzoreev in s fotolitogcarskimi postop- ki nanesenimi prevodnimi zankami), ki je tej organizaai- ji dala ime (alika 11) ['(, 5J . Blok infonnacije je aliranjen v eni od s-bitnih pomnilniš- klh zank, ki jo Jzberemo s poraoojo 2 ""log^ n tih adre.i- hih linij. Poinnllniške zanke omogočajo nedeatruktivno branje, .«aj vsebujejo elemente, ki magnetne niehurčke po- dvajajo. Če si pobliže oglodamo aani dekoder, katerega sliemaLičnl prikaz in pravilnoatno tabelo podaja tillka 12, vidiino, di. ga sestavlja n dvojnih propagacijskih pol-i. lJrva (zgornja) pot vodi mehurčke preko riog? n"1 (od skupno 2 rlog^ t?> sLikal in jih v priineru, da so vsa atikala »klenjena pri- pelje od generalorja l< pannijniški z;.inki (vpis) all od 53 DBTEKTOH =\ VEKODEk A UNIJE slika 11. pomnilniške zanke k detektorju (branje). Druga (spodnja) pot, pa služi kot ponor mehurokov v priraeru, da zgornja propagaoijska poL rii sklenjena. Stikala so izvedena tako kot prikazuje slika 12 c. Tokovni impulz i v zanki, ki se nahaja v zgornji propagacijski poti povzroči, da magnetni mehurček preide v spodnjo propagaoijsko pot kjer "izgine". ADRESNE UNIJE 0 O- B -0*0- A -0*0- -Oo / O- -o*o- § 20- -Oi VHOD 0 1 z 3 ADAESNE 3 0 0 1 1 5 f 1 0 0 LlNUE A 0 1 0 1 X 1 0 1 0 rao; 1 slika 12. Prednoat opisane organizaeije je ta, da je čas dostopa ,ta, ki je enak: ta = (f + 2 'log r,1) T R (10) mnogo krajši kot pri vseh do sedaj opisanih organizaol- jah; kot slabo stran pa navajamo razmeroma kompleksno podporno opremo in veliko število priključkov. Dinamično ure.jenl podatkovni bloki. Za to organizacijo je značilno, da se vrstni red podatkovnih blokov, ki jih ae- stavlja rn podatkovnih in n adresnih bitov in, ki so -raz- porejeni vzdolž (m1 + n) posebno oblikovanih premika.lnih registrov neprestano spreminja (slika 13). Do podatkovnih blokov, ki kot rečeno, nosijo svojo adreso, prldemo po naslednjem algoritrnu [3J : 1. Adreso željenega podatkovnega bloka (referenčna adr^e- sa) pripeljemo na primerjalnik. 2. Vse premikalne registre, tako podatkovne kot adresne premikamo v desno dokler ni izpolnjen pogoj A^ = A| za vsak i = l,2,...n (referenčna adresa enaka adresi na I/o pozioiji). Istooasno poseben števec beleži šte- vilo preraikov x. 3. Izbrani blok zadržimo na I/o pozlcijah; in ga lahko preberemo ali prepišerao, vse ostale bloke pa premika- mo za x korakov v levo. PODATK/ APA£S£ h. h. h-i in nn Cj I/o 7>O7,ICUA 1X1 nn srop slika 13. Izvajanje algoritma za primer 5 bitnega reglstra je pri- kazan na sliki 11. Začetno stanje ABCD preide po izbra- nih bitih D in B v starije BDACE. Premikalni registri so izvedeni tako kot pri ostalih organizacijah; magnetni mehurček pa je mogoče ujeti na I/o poziciji bodisi s po- sebno oblikovanlrai permalojnimi vzorci in aprerainjanjera smeri rotirajooega magnetnega polja HR (alika 15 a); ali LEVI A T DBSNI PHBMIK I. ZAMr£VMil B/r- D 5-krat desni prcmik C b A £ P S-lirat tevl premiU 0 c b A D i-ZAHTEVANl B/r-B 2-rkrat desm pnmik A D f c A 2-krat leri prermik £• c A D £ . sllka 54 s prav tako posebno oblikovanimi permalojnimi vzbrci in tokovnimi zankami (smer polja ~Hn je konstantna) (slika n 15 b). Z ustrezno strukturo te organizaoije, to je velikim števi- lom kratkih premikalnih registrov se dosežejo povprečni " oasi dostopa, ki so enaki: (11) kar bi pomenilo pri propagacijski frekvenei 100 KHz pov- prečni čas dostopa 0,01 mS. *>) kdtkeAtorju u slika 15 3. RAZMISLJANJE Načrtovalca računalnišklh .si.^.Pmnv Mehurčni pomnilniki kot maaovni poranilniki, gledario na nivoju pomnilnlškega elementa in njegove organizaoijske strukture, so priraer- ljivi z diskovnimi sistemi, vendar nudijo mnogo krajše čase dostopa do podatkov, to pa že vnaša kvalitativne posega v načrtovanju celotnega računalniškega sisteraa. Če je mehurčni pomnilnik pridružen oatalim.od njega poča- snejšim perifernira pomnilnikom, že sama razlika v časih dostopa vnaša v sistemu dodatne enote, potrebne hitre ka- nale, kompleksne algoritme, s tera pa je postavljena pod vprašaj prenosna' funkcija sistema. Spričo tega je toHko bolj opravioljiva uporaba mehurčnih pomnilnikov in za~ menjava diskovnih in ostalih počasnejših perifernih pom- nilnikov z njirai; in sicer v: - Sistemih z dodeljevanjem časa in multiproeesorskih sl- stemih. Če je centralni pomnilnik organlziran z dinatnično ure- jenimi podatkovnimi bloki lahko hrani sistemske pro- grame kot so: prevajalniki, zbirniki, nalagalniki in uporabniški podatki. Dodeljevanje opravil je bisLveno ' poenostavljeno, če se opravila dodeljujejo procesorjem v centralnem pomnilniku. Nbnjkrat pride do konfliktov med procesorji, operacijski sistem je enostavnejši, ve- čja je izoliranost in manjša možnost nastopa napak v podatkih. - •Samostojnih miniraounalniških sistemih z velikim porn- nllnikom. V to skupino sodijo tako imenovani poslovni raounalni- ki, ki ni nujno, da so hitri, pač pa zmožni izvajati vellko število programov. - V sistemih z vrnesnimi pomnilniki, virtualnimi pomnil- niki in pomnilniki za shranjevanje datotek. Mehuroni pomnilnik je dovolj hiter (obenem pa lahko hrani veliko količino podatkov), da ga uporabimo kot vmesni pomnilnik med računalnikom in počasnejšo perife,- rijo. Pri raulti-programiranih raounalnikih pa imamo opravka z dinamičnim dodel jevanjem pomnilnika in s 'tem se kaže potreba po načrtovanju virtualnega poranilnika. Mehuroni pomnilniki v tej aplikaciji uspešno zadostijo potrebnira zahtevara. Kapaoiteta virtualnega dela pomnil- nika je lahko dovolj velika pri čemer pa so časl dosto- pa tako kratki, da poteka preslikava množice virtualnih adres v množioo fizikalnih adres kar najhitreje. Mož- nost oblikovanja strukture znotraj samega pomnilniške- ga elementa predstavlja važno postavko pri načrtovanju arhitekture virtualnega pomnilnika, saj bistveno skraj- ša tabelo strani (page table) in poenostvi pagiruranje. Posebno velike hitrosti dostopa pa dosežerao, če so v raehuronih poranilniških elenientih shranjene še inajhne ali srednje velike datoteke. Naortovalca programske opreme. V običajnih aplikaeijah tretirajo načrtovalol prograraske opreme mehurčne pornnil- hike enako kot diskovne in tračne enote. To je tudi razu- rnljivo, saj je možno potegniti paralelo med shranjevanjei« podatkov pri raajor/minor zančni organizacljl in ahranje- vanjern podatkov na diskih; kakor tudi pri organizaoiji z S5 dolgim preraikalnim registrom in magnetnirai trakovi. Ven- dar pa sama organizacijska struktura mehurčnih pomnilni- kov nudi mnogo več, saj omogoča programirano časovno kr- railjenje poranilniškega sisterna. Tako se pojavijo dodatne kvalitete, kot so: dvo ali več hitrostno delovanje pom- nilnika, trenutni start-stop in dvosmerni dostop do po- datkov, ki nam odpirajo možnosti snovanja specifičnih al- goritmov in programov. - Dvo (ali več).. hitrostno delovanje pomnilnika (dual speed memory). Programirano krmiljenje hitrosti delovanja pomnilnika je kvaliteta, ki jo lahko s pridom uporabimo pri sno- vanju algoritmov za hitro Fourierjevo in Hadamardovo transformacijo, sortiranje podatkov, transponiranje ma- trik, itd. - Trenutni start-stop (instantaneous start-stop memory). Trenutni start-stop je kvaliteta mehurčnega pomnilnika, ki omogoča simulacijo delovanja magnetnih trakov in s tem uporabe algoritmov, ki so specifični za magnetne trakove. Takšen je npr. Pavkovičev algoritem za reše- vanje velikih sistemov linearnih enačb. Seveda pa je izvajanje algoritmov ranogo hitrejše. Takoimenovan cik- lični start-stop pomnilnik je izveden v obliki velike- ga števila neodvisnih premikalnih registrov (ločeni ča- sovni nadzori) in omogoča konstruiranje zelo učinkovi- tih algoritmov. - Dvosmerni dostop do podatkov (bidirectional memory). Staer pretoka podatkov v mehurčnem pomnilniku spremenimo tako, da obrnemo smer vrtenja magnetnega polja TL. DVO- smerni start-stop mehurčni pomnilniki predstavljajo po~ mnilniške sklade kot so: odlagalni sklad, FIFO in FILO sklad. ,1. ZAKLJUCEK Pričujoči članek je poizkušal predstaviti nekatere osnov- ne organizacijske strukture magnetnih mehurčnih pomnilni- kov in njihov nadaljni razvoj. Razvoj organizacijskih struktur širi tudi spekter njihovih aplikacij, tako da le-ti niso uporabljivi le kot enostavni masovni pomnilni- ki, temveč se je področje uporabe razširilo; npr. na po- dročje upravljalnih sistemov podatkovne baze (data base management systems), kjer mehurčni pomnilniki služijo kot nosilci podatkovne osnove (intelligent magnetic bubble memories) [7,8] . 5. LITERATURA FlJ D.C.MARKHAM: Electronic Engineering, pp. 85-99, June 1979 [2] H.CHANG: Transaction on Mag., pp. 564-569, September 1972 (1972 INTERMAG Conference, Kyto, Japan) [3] P.I.BONYHARD, T.J.NELSON: The Bell System Tech. Jour. Vol.52, No.3, pp. 3o7-317, March 1973 [4] H.CHANG, J.FOX, D.LU, L.L.ROSIER: IEEE Trans. on Mag. Vol. MAG-8, No.2, pp. 214-222, June 1972 [5] T.T.CHEN, T.R. OEFFINGER, I.S.GERGIS: IEEE Trans. on Mag., Vol. MAG-12, N0.6, pp. 630-632, Nov. 1976 [6] H.CHANG: "Magnetic-Bubble Memory Technology", Elec- trical Engineering and Electronics/6, Marcel Dekker, inc, New York - Basel, 1978 [7] H.CHANG, A.NIGAM: IEEE Trans. on Mag., Vol. MAG-14, N0.6, pp. 1123-1128, Noveraber 1978 [8] J.VJ.S.LIU, M.JINO: IEEE Trans. on Computers, Vol.C-28, No.12, pp.888-906, December 1979 [9] J.SlLC, B.MIHOVILOVIČ, P.KOLBEZEN: Informatica, letnik 4, 198o - št. 4 [lol A.H.BOBECK, E.DELLA TORE: "Magnetic Bubble", North- Holland Publishing Company- Amsterdam, 1975 [lll C.K.WONG,P.C.YUE: IBM J. Res- Dev. 2o, pp. 576-581, Nov. 1976 intormaticaoz Simpozlj in semlnarjl Infonfiatica '82 Ljubljana, 10.—14. maja 1982 Simpozij 16. jugoslovanski mednarodni simpozij za računalniško tehnotogijo in probleme informatike Ljubljana, 10.—14. maja 1982 Seminarji izbrana poglavja računalniških znanosti Ljubljana, 10.—14. maja 1982 Razstava mednarodna razstava računalniške tehnologije in literature Ljubljana, 10.—14. maja 1982 Roki 1. avgust 1981 zadnji rok za sprejem formularja s prijavo in 2 izvodov razširjenega povzetka 1. oktober 1981 pošiljanje rezultatov recenzije in avtorskega kompleta 1. februar 1982 zadnji mk za sprejem končnega teksta prispevka Symposium and Semlnars Informatica '82 Ljubljana, May 10—14,1982 Sytnposium 16th Vugoslav International Symposium on Computer Technology and Problems of Informatics Ljubljana, May 10—14,1982 Semlnars Selecled Topics in Computer Sdence Ljubljana, May 10—14,1982 Exhibition Intemational Exhibition of Computer Technok>gy and Literature Ljubljana, May 10—14, 1982 Oeadlines August 1, 1981 submission ot the application form and 2 copies of the "extended summary, October 1, 1961 mailing out of the summary reviews and author kits. February 1, 1982 submission of the full text of contribution