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IDT70V18L
高速3.3V 64K ×9双端口静态RAM
初步
工业和商业温度范围
验证了通过阅读它设置锁成功。如果它成功了，
它进到假定在共享资源的控制。如果它不是
成功地设置锁存器，它确定在右侧
处理器首先设置锁存器，具有标记和正在使用的共享
资源。左处理器然后可重复请求
信号量的状态或删除其请求的信号量
执行其他任务，偶尔尝试再次获得控制
经由集和测试序列的标记。一旦右侧有
放弃的道理，左侧应在获得控制成功。
信号灯标志是低电平有效。令牌的请求
写入零到信号锁存和被释放时相同的
侧写一到锁存器。
八大信号旗驻留在该IDT70V18内
从双口RAM单独的内存空间。此地址空间
通过在放置一个低输入访问
SEM
销（其充当一个芯片
选择的信号标志） ，并使用其他的控制引脚
（地址，
CE，
和R / W ），因为它们会在访问中使用
标准的静态RAM 。每个标记有一个唯一的地址
可以通过任何一方通过地址引脚进行访问
0
– A
2
。当
访问该信号量，没有其他地址引脚有什么
的影响。
当写入信号量，只有数据针D
0
被使用。如果一个低电平
被写入到一个未使用的信号的位置，该标志将被设置为一个
上侧和一个在另一侧的零（见真值表Ⅵ） 。那
旗语现在只能由侧面示出了零进行修改。
当一个是从同一侧写入到相同的位置，则
标志将被设置为一个用于两侧（除非旗语请求
从另一面没有任何），然后可以通过两侧被写入。
那就是能一边写零到信号的事实
随后锁定了从另一面写的是什么，使
信号旗在处理器间的通信是有用的。 （A托尔
在使用此功能ough讨论如下表格。 ）零
写入到由另一侧上的相同的位置将被存储在
信标请求锁的那一边，直到信号量被释放
第一侧。
当一个信号标记被读取时，将其值传播到所有的数据位
使一个标志，该标志是一个一读为1的所有数据位和一个标志
含零读为全零。读出的值被锁存到一个
侧的输出寄存器时，该侧的信号选择（ SEM）和
输出使能（ OE ）信号变为有效。这是为了禁止的
从改变一个读周期的中间状态，由于一个信号量
从对方写周期。由于这种锁的，重复的读
在一个测试循环必然导致两种信号，信号量（ SEM或
OE ）
to
变为无效或输出永远不会改变。
序列写/读，必须使用由在信号量
命令，以保证不会发生系统级的争用。一
处理器请求访问共享资源，尝试写
零到信号的位置。如果信号灯已经在使用，
信号量请求锁存器将包含零，但信号灯
标志显示为一个，一个事实，其中该处理器将验证由
随后的读（见表六）。作为一个例子，假定一个处理器
写一个零到左侧端口在无信号灯的位置。上一个
随后的读，处理器会验证它写success-
充分到该位置并假设控制该资源
问题。同时，如果在右侧一个处理器试图写
零到同一个信号标志会失败，这将通过验证
事实上，一个人会从该信号中读出的右侧
随后的读。读过序列/写被使用
相反，系统争用问题可能在发生
在读取和写入周期之间的差距。
要注意的是一个失败的旗语请求必须是很重要
后跟反复读取或写入1到同一
位置。究其原因，这是很容易通过观察理解
信号灯标志图4.两个sema-简单的逻辑图
phore请求锁存器送入一个信号标志。无论是锁
首先提出一个零到信号标志将强制的侧面
信号标志LOW和另一侧高。该条件将
l端口
SEMAPHORE
请求触发器
D
0
写
D
Q
R气口
SEMAPHORE
请求触发器
Q
D
D
0
写
SEMAPHORE
读
图4. IDT70V18旗语逻辑
SEMAPHORE
读
4854 DRW 18
继续进行，直到一个被写入到同一个信号请求锁存器。
应对方的请求信号锁存器已被写入
一个零在此期间，信号标志将翻转到另一
侧，只要一被写入到所述第一侧的请求锁存器。该
第二面国旗现在保持在低水平，直到它的信标请求锁
被写入一个1 。从这个很容易理解，如果一个
信号量请求并要求它的处理器没有
不再需要该资源时，整个系统可以挂断直到一
被写入该信号量的请求锁存器。
的信号时序关键的情况是双方要求
通过尝试在同一时间写入一个零到它的单个标记。该
信号的逻辑是专门设计来解决此问题。如果
由同时发生的请求，则逻辑可以保证只有一个
侧接收到令牌。如果一方是早于其他在使
的请求，所述第一端，使该请求将接收到的令牌。如果
两个请求到达的同时，分配将是任意
到一个端口或其它制成。
应该使用信号量时，要注意的一个警告是，
信号量本身并不能保证对资源的访问是
安全。与任何强大的编程技术，如果信号灯
被滥用或曲解，软件错误可以很容易地发生。
信号量的初始化是不是自动的，必须是
通过在上电时初始化程序来处理。由于任何sema-
phore请求标志，它包含一个零，必须复位到1 ，
双方各信号灯应该有一个书面放进去
在从两侧的初始化，以确保它们将是自由
在需要的时候。
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