JPH02186440A - マイクロサブルーチンのシーケンス制御方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 【産業上の利用分野Ｊ 本発明は、計算機の機械語命令を解釈・実行するために
使用されるマイクロプログラムの制御方式に係り、特に
共通に利用できるマイクロプログラムをサブルーチン化
し制御・実行するためにマイクロプログラムのアドレス
を生成するのに好適なマイクロサブルーチンのシーケン
ス制御方式に関する。 ［従来の技術１ マイクロプログラムを共通化して利用する場合の制御方
式に関して、従来からいくつかの方式が知られている。 例えば、主プログラムルーチンからサブルーチンを呼出
した場合、戻りアドレスを退避し、サブルーチンの実行
アドレスを生成してそのアドレスへ処理を移し、サブル
ーチン処理終了後に退避アドレスを回復し、主プログラ
ムルーチンに戻るという、計算機の機械語命令のプログ
ラムで通常使われているようなプログラムのサブルーチ
ン化方式と同様の方式がマイクロプログラムのサブルー
チンにおいても考えられている。その他の方法に関して
も１文献１：萩原宏、「マイクロプログラミングＪ　、
ｐｐ、３５〜６８．産業図書、１９７７あるいは文献２
：元岡達編、ｒＶＬｓＩコンピュータＴＪ　、Ｐｐ、９
７〜１４７．岩波書店、１９８４などに述べられている
。 マイクロプログラム制御の場合、制御記憶からのマイク
ロ命令の読出しには高速性が要求される。 従って、読出すマイクロプログラムのアドレスの生成に
も高速性が要求される。通常の機械語命令のプログラム
のシーケンス制御のようにプログラムカウンタを設け、
アドレス演算器を介してアドレス計算を行なってから読
出しアドレスを生成し、読出すような方式を採用すると
分岐先マイクロ命令を読出すには余分な遅延を生じてし
まう。あらかじめ分岐先アドレレスを計算して実行する
マイクロ命令を読出しておくなどによって高速化できる
が、マイクロ制御専用のアドレス演算器その他のハード
ウェア量が増える。 そこで、マイクロプログラｌ、制御の場合には。 現在のマイクロ命令において次マイクロ命令の実行アド
レスを直接指示するシーケンス制御フィールド部（アド
レス・ポインタ）を設けるものが考えられている。 ［発明が解決しようとする課題１ 次マイクロ命令の実行アドレスを現在のマイクロ命令の
シーケンス制御指定部で直接指示するアドレス・ポイン
タ方式は、マイクロサブルーチンを呼び出す場合には、
マイクロサブルーチンへのアドレス・ポインタのほかに
もう１つ主マイクロルーチンへの戻りアドレス・ポイン
タを与えるために、余分なフィールドが必要となり、マ
イクロ命令のフィールド長を増加させることになる。こ
のようにマイクロＲＯＭの容量増をまねくということは
、マイクロＲＯＭの容量を削減するためにマイクロサブ
ルーチンを設けるという本来の目的と矛盾することにな
る。 本発明の目的は、マイクロサブルーチンを呼び出すため
に生じる余分なフィールドを作らないシーケンス制御方
式を提供することにある。 【課題を解決するための手段１ 上記目的は、次マイクロ命令へのアドレス・ポインタ（
マイクロサブルーチンからの戻りアドレス・ポインタ）
と呼び出すマイクロサブルーチンへのアドレス・ポイン
タのフィールドを重ねる手法によって、すなわち、次マ
イクロ命令へのアドレス・ポインタの値の一部をマスク
し、マスクした部分の値そのものをまず退避し、そして
マスクした部分の値をゼロとしたアドレスをマイクロサ
ブルーチンへのアドレス・ポインタとすることによって
、また、マイクロサブルーチンから戻るときは、退避ア
ドレスをＦｉＪｆ！！シて戻りアドレスを求めて設定す
る手段によって達成されろ。 【作用］ 上記手段によって、マイクロサブルーチンの７ドレスと
戻りマイクロルーチンのアドレスのフィールド部を共有
化することができるので、シーケンス制御部のフィール
ド長を節約できる。 【実施例】 以下、本発明の一実施例を図面により説明する。 第１図は１機械語命令やデータが格納されている主メモ
リ１１０とそれに接続されている中央演算処理装置（Ｃ
ＰＵ）１００の構成を示している。 ＣＰＵ１００は、主メモリ１１０に格納されている機械
語命令を命令フェッチ部１２０にフェッチし、命令デコ
ード部１３０でデコードし、該当する命令を実行制御す
るマイクロプログラムのＲＯＭアドレス１６０を生成す
る。このマイクロアドレスによって、マイクロ命令がマ
イクロＲＯＭ　２００から読出され、マイクロデコーダ
１５０でデコードされ、ＣＰＵ内の演算実行部１７０に
対する制御信号１５１が出される。また、マイクロ命令
自体のシーケンスが制御される。 第２図は、マイクロＲＯＭ２００内のマイクロ命令形式
の内容を示しており、各マイクロ命令フィールドはハー
ドウェア・リソース（主に演算実行部）を制御するため
の制御信号指定部２２０と次マイクロ命令のシーケンス
を制御するためのシーケンス制御指定部２３０に大きく
分かれている。 現在のマイクロ命令のアドレスとしてＡａを指定すると
１次マイクロ命令へのアドレス・ポインタ２１０の内容
はＡｂを指している。また、現在のアドレスＡａのマイ
クロ命令は、マイクロサブルーチンＡＯを呼び出すよう
にＳ指定２４０されている。 マイクロサブルーチンＡＯを呼び出すために。 第３図に示すように次アドレスＡｂの一部２１２をマス
ク（３１０）Ｌ、その値を退避しく３００）、マスクさ
れた部分２１２はゼロとする（■）。 すると、マイクロサブルーチンへのアドレスのポインタ
値はＡＯを指すことになる。従って、アドレスＡＯのマ
イクロ命令を呼び出すことができる。 アドレスＡＯのマイクロ命令の次は、そのアドレス・ポ
インタの内容からアドレスＡ］、のマイクロ命令が実行
される。このマイクロ命令は、マイクロサブルーチンの
命令終了指示ｅ２４１によって。 退避していたマスク値３００を回復し、戻りアドレスＡ
ｂを求めＣｔ：＞、アドレスＡｂのマイクロ命令を次に
実行することによって、主マイクロルーチンへ戻ること
ができる。アドレスＡ、　ｃとＡｄのマイクロ命令も同
様にアドレスＡＯのマイクロサブルーチン命令を呼び出
す。従って、マイクロ命令ＡＯは複数のマイクロ命令か
ら共通に呼び出すことができる。 この共通のマイクロサブルーチンを呼び出すことができ
る主マイクロルーチンの数は、次マイクロ命令のアドレ
ス・ポインタ値をマスクするときのマスク幅に依存する
（３１０）。すなわち、マスク幅をｍビットとすｔば、
２１個のマイクロ命令が同じ類に入ることになり、ここ
ではこれを１つのセグメント！ｂ位Ａとして考えること
にする。 このセグメントＡ内では、共通マイクロサブルーチンの
開始と終了にそれぞれ１個、およびこれを呼び出す主マ
イクロルーチンと戻りマイクロルーチンのためにそれぞ
れ１個が０組必要である。ここで、ｎは呼び出すマイク
ロルーチンの数とする。 従って、このｎの値は、２　（１＋ｎ＞＝２”から、１
＝’）”＋’　　１個となる。 この原理を使って応用する場合、マスク幅を決める基準
として、共通マイクロサブルーチンを呼び出す主マイク
ロルーチンの最大数によって決める方法、複数個のマス
ク値を選択できるようにする場合などいくつかの変形が
考えられる。ところで、上記の原理は２次の理由で共通
マイクロサブルーチンのステップ数と主マイクロルーチ
ンのステップ数には依存しないことがわかる。 マイクロサブルーチンのステップ数が２より多い場合に
は、第４図に示すように、セグメントＡの外のセグメン
トＢ４Ｏ０のアドレスＢｘへアドレスＡＯから飛ぶよう
にし、任意のステップをセグメントＢ４Ｏ０あるいはそ
の他のセグメントで実現し、マイクロサブルーチンの終
了ステップ。 アドレスＡ１は、再びセグメントＡの中へ戻るように実
現することで可能となる。主マイクロルーチンに関して
も同様に考えることができる。すなわち、マイクロサブ
ルーチン呼び出しステップとその戻りステップは、セグ
メントＡ内で実況し、それ以上のステ、ツブはセグメン
トへの外のセグメントＢ４Ｏ０あるいはその他のセグメ
ン１〜で実現する。 ｒ発明の効果】 本発明によれば、次マイクロ命令のアドレスをマイクロ
フィールドで直接指示するシーケンス制御を行なうマイ
クロプログラム制御方式を採用する場合、共通マイクロ
サブルーチンを扱うときに問題となるシーケンス制御の
フィールド長の増加を押えることができ、共通化による
本来の、意味でのマイクロＲＯＭ容量の削減を達成する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明を構成するマイクロプロセッサの全体を
示すブロック図、第２図は本発明の実施例のマイクロＲ
ＯＭ内のフィールド構成を示す説明図、第３図は本発明
の実施例のマイクロサブルーチンのアドレス生成と戻り
アドレスの退避・回復を示す説明図、第４図は本発明の
実施例のマイクロサブルーチンのセグメント拡張方式の
説明図である。 符号の説明 ］、、　ＯＯ・・・中央演算処理袋ｆｆｌ　（ＣＰＵ）
、１１０・・主メモリ、１．１１・・・アドレス・バス
、１１２・・・データ・バス、１２０・・・命令フェッ
チ部、１３０・・・命令デコード部、１５０・・・マイ
クロデコーダ、１５１・・・演算実行部制御信号、１６
０・・・マイクロアドレス格納レジスタ、１７０・・・
演算実行部、１８１．１．８２・・・セレクタ、２００
・・・マイクロプログラム記憶部（マイクロＲ，ＯＭ）
、２１０・・・次マイクロアドレス指示部、２１１・・
・マイクロセグメントのアドレス指示部、２１２・・・
マイクロアドレスのマスク指定部、２２０・・・制御信
号指定部、２３０・・・マイクロシーケンス制御指定部
、２４０・・・マイクロサブルーチン呼び出し指定ビッ
ト、２４１・・・マイクロサブルーチン戻り指定ビット
、３００・・・マスク部の退避レジスタ、３１０・・・
マイクロアドレス・マスク部、４００・・・マイクロア
ドレスの拡張セグメンナト部 第２図 マイクロプログラム記憶部（マイクロＲＯＭ）第３図 （３戻リアドレスの回復 Ａ　　　　　　　　　　　　ｂ 第４図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、情報処理システムは機械語命令を解釈・実行するた
   めに、マイクロプログラム制御で実現され、該マイクロ
   プログラム制御で実行されるマイクロ命令のシーケンス
   を制御するフィールド部において、次マイクロ命令のア
   ドレスを直接指示するように制御する手段を設け、複数
   の主マイクロルーチンが共通に利用するマイクロ・サブ
   ルーチンを呼び出す場合、マイクロサブルーチンを呼び
   出す主マイクロルーチンのシーケンス制御フィールド部
   は主マイクロルーチンへの戻りアドレスを指示し、戻り
   アドレス値の一部をマスクし、マスクした値を退避し、
   マスクした部分は値をゼロとしてマイクロサブルーチン
   へのアドレスが生成され、該マイクロサブルーチンの終
   了時に退避したマスク値を回復し、主マイクロルーチン
   への戻りアドレスを生成する手段を設けることにより、
   マイクロシーケンス制御のためのフィールド長を節約す
   ることを特徴とするマイクロサブルーチンのシーケンス
   制御方式。 ２、上記主マイクロルーチンへの戻りアドレスの値の一
   部をマスクする手段において、マスクする幅を１つまた
   は２種類以上設けてマイクロルーチンの最適な共通制御
   をすることを特徴とする請求項第１項記載のマイクロサ
   ブルーチンのシーケンス制御方式。