JPH0242569A - ベクター処理システムに用いる文脈スイッチング方法及び装置 - 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 本発明は、Ｄ、バンダーカー氏等の［ベクタープロセッ
サのための例外的レボ−ティング機構（Ｅｘｃｅｐｔｉ
ｏｎ　Ｒｅｐｃｒｔｉｎｇ　Ｍｅｃｈａｎｉｓｍ　ｆｏ
ｒ　ａ　ＶｅｃｔｏｒＰｒｏｃｅｓｓｏｒ）　Ｊと題す
る米国特許出願；Ｄ、バンダーカー氏等の［ベクター処
理システムの命令を実行する方法及び装置（Ｍｅｔｈｏ
ｄ　ａｎｄ　Ａｐｐａｒａｔｕｓ　ｆｏｒＥｘｅｃｕｔ
ｉｎｇ　Ｉｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎｓ　ｆｏｒ　ａ　Ｖｅ
ｃｔｏｒ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｓｙｓｔｅｍ）　Ｊ
と題する米国特許出願；及びＦ。

マッキーン氏等の「ベクタープロセッサによる非同期メ
モリ管理の例外を取り扱う方法及び装置（Ｍｅｔｈｏｄ
　　ａｎｄ　　Ａｐｐａｒａｔｕｓ　　ｆｏｒ　　Ｈａ
ｎｄｌｉｎｇ　　Ａｓｙｎｃｈｒｏ−ｎｏｕｓ　Ｍｅｍ
ｏｒｙ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　Ｅｘｃｅｐｔｉｏｎｓ
　ｂｙ　ａ　Ｖｅｃｔｏｒ　Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）Ｊと
題する米国特許出願に関連したものである。

本発明は、一般に、ベクター処理を行なうデータ処理シ
ステムに係り、より詳細には、多数のプロセス（その全
てがベクター処理を必要とするのではないが）を実行す
ることのできるデータ処理システムに係る。

従来の技術 ある高性能のデータ処理システムは、主即ちスカラープ
ロセッサに加えて、ベクター命令を迅速且つ効率的に処
理するための個別のベクタープロセッサを備えている。

ベクター命令は、ベクターとして表わされたデータに基
づいて記憶、演算又は論理操作を実行するよ−うにプロ
セッサに指示する。主即ち「スカラー」プロセッサは、
「スカラー」命令としばしば称する他の命令を処理する
。

スカラー命令は、例えば、論理及びスカラーデータに基
づいて記憶、演算又は論理操作を実行するようにプロセ
ッサに指示する。

マルチタスク（即ち、多数の異なったタスク又はプロセ
ス）を実行するデータ処理システムは、ベクターレジス
タの特殊な取り扱いを必要とする。

例えば、ＩＢＭ３０９０はマルチタスクを実行し、ＣＰ
Ｕはその注意を複数のプロセス間に振り分ける。各プロ
セスが短い時間中に実行された後に、主メモリの切り換
えが行なわれ、別のプロセスが実行される。この切り換
えプロセスを［文脈切り換え（コンチクストスイッチ）
」と称する。プロセスが「スイッチアウトされる」たび
に、マシーンの現在状態即ち文脈がセーブされて、スイ
ッチインされるべき次のプロセスの状態情報が復帰され
る。

状態情報は、フラグ（例えば、例外イネーブルフラグ、
等）、状態ワード（例えば、プロセッサ状態ワード、プ
ログラムカウンタ、等）、スカラーレジスタ及びベクタ
ーレジスタのようなエレメントを含むことができる。こ
の全ての情報は、「スイッチアウト」されたプロセスが
、後で「スイッチイン」されるときに、それが「スイッ
チアウト」されたときに保留されたところで正確に処理
を再開できるように記憶されねばならない。特に、ベク
ターレジスタに記憶するためには、文脈スイッチングに
関連したオーバーヘッドがかなりのものとなる。典型的
なベクタープロセッサは、レジスタ当たり３２ないし１
２８個のエレメントで８ないし１６個のベクターレジス
タを含む。このようなレジスタに記憶する場合には、２
５６ないし２０４８個のレジスタエレメントの内容を記
憶したり復帰したりすることが必要である。

ＩＢＭ３０９０は、文脈スイッチ動作が生じるたびに各
ベクターレジスタをスイッチアウトするのを回避するた
めに書き込みフラグを用いている。ベクターレジスタが
プロセスの実行中まで書き込まれるときには、それに対
応する書き込みフラグがセットされる。現在プロセスが
スイッチアウトされるときには、プロセスの実行中まで
書き込まれたベクターレジスタの内容のみがセーブされ
る。これでは、オペレーティングシステムは、最後のセ
ーブ以来変更されたレジスタの内容しかセーブできない
が、著しいハードウェア及びソフトウェアを犠牲にする
。

この手順では文脈スイッチのたびにセーブする必要のあ
るベクターレジスタの数が減少されるが、次のプロセス
を実行する前に全てのベクターレジスタに対して新しい
レジスタ値を復帰しなければならない。次のプロセスの
実行にいずれかのベクターレジスタの内容が必要とされ
るかどうかを確かめる試みはなされないので、このよう
な努力は不要であった。

従って、各文脈スイッチごとに古い状態をセーブしそし
て新たな状態を復帰するには、たとえＩＢＭ３０９０で
部分的に行なうだけであっても、特に非常に多数のプロ
セスがプロセッサを共有するときには著しいオーバーヘ
ッドを生じるが、ベクター命令を使用するのはほんの僅
かなプロセスだけである。

発明が解決しようとする課題 そこで、本発明の目的は、多数のプロセスを実行するデ
ータ処理システムにおいてベクターレジスタ及びフラグ
の記憶及び検索を効率的に管理することである。

本発明の別の目的は、ベクタープロセッサに対する状態
情報の記憶及び検索を最小限にすることである。

本発明の更に別の目的及び効果は、その一部分が以下の
説明に述べられておりそしてその一部分が以下に説明に
おいて明らかであり、もしくは本発明を実施することに
よって学び取ることができよう。本発明の目的及び効果
は、特に特許請求の範囲に指摘された要素及びその組合
せによって実現及び達成されよう。

課題を解決するための手段 本発明の目的を達成するためにそして本発明の目的によ
れば、ここで実施して広く説明するように、複数のプロ
セスを順次に実行する本発明のデータ処理システムは、
メモリと、ベクター処理手段と、ベクター命令識別手段
と、最終ユーザ識別手段と、セーブ手段とを備えている
。メモリは、データ処理システムによって実行されるべ
きプロセスの１つ１つに各々対応する複数の部分を有し
ている。ベクター処理手段は、プロセスにおけるベクタ
ー命令を実行するものであり、このベクター処理手段の
実行状態を示す状態情報を記憶するためのベクター状態
手段を備えている。ベクター命令識別手段は、現在プロ
セス（即ち、現在実行されているプロセス）がベクター
命令を実行しようとするときを確認し、そして最終ユー
ザ指示手段は、ベクタープロセッサが最も最近にベクタ
ー命令を実行したところのプロセスを最終ベクターユー
ザプロセスとして識別する。セーブ手段は、ベクター命
令識別手段及び最終ユーザ指示手段に応答して、現在プ
ロセスがベクター命令を実行しようとすること及び最終
ベクターユーザプロセスが現在プロセスと異なることの
両方をベクター命令識別手段が確認するときに、データ
処理システムが最終ベクターユーザプロセスに対応する
位置においてメモリにベクター状態情報を記憶するよう
にさせる。

本明細書の一部分である添付図面は、本発明の実施例を
示すと共に、以下の説明と共に、本発明の詳細な説明す
るのに役立つものである。

実施例 以下、添付図面に一例として示された本発明の好ましい
実施例を詳細に説明する。これらの添付図面全体にわた
り、同様の部分は同じ参照番号で示されている。

Ａ、シスームの−　　な 本発明によれば、ベクター命令及びスカラー命令を実行
することのできるシステム１０のようなデータ処理シス
テムが提供される。第１図は、スカラー処理ユニット（
ＳＰＵ）１５、メモリ処理ユニット２０、命令処理ユニ
ット（ＩＰＵ）２５及びベクター処理ユニット（ＶＰＵ
）３０のような種々の要素を備えたデータ処理システム
１０を備えている。

本発明のデータ処理システムは、スカラー命令を実行す
るためのスカラー処理手段を備えている。本発明の好ま
しい実施例では、５ＰＵ１５は、ＩＰＵ２５から全ての
命令を受は取り、スカラー命令を実行し、ＩＰＵ２５か
ら受は取ったベクター命令及びベクターデータをＶＰＵ
３０へ供給する。

本発明によれば、データ処理システムは、スカラー処理
手段でスカラー命令を実行するのと同時にベクター命令
を実行するためのベクター処理手段も備えている。図示
された実施例では、ＶＰＵ３０は、５ＰＵ１５でスカラ
ー命令を実行するのと同時にベクター命令を実行する。

又、ＶＰＵ３０は、以下で述べる多数のベクターレジス
タも含んでいる。

又、本発明のデータ処理システムは、ベクター命令をベ
クター処理手段へそしてスカラー命令をスカラー処理手
段へ送給するための命令デコード手段も備えている。第
１図に示すように、ＩＰＵ２５は、以下で述べるように
メモリ処理ユニット２０から受は取った命令を予め処理
するための命令パーサ５０を備えている。このパーサ５
０は、スカラー命令及びデータを５ＰＵ１５へ送ると共
に、ベクター命令及びスカラーデータを５ＰＵＩ５を経
てＶＰＵ３０へ送る。５ＰＵ１５は、ベクター命令及び
データをＶＰＵ３０へ通すためのマクロコードを含む制
御論理ユニット４０を備えている。もちろん、パーサ５
０は、ベクター命令をＶＰＵ３０に直接送給するように
設計することもできる。ＶＰＵ３０は、ＩＰＵ２５も５
ＰＵ１５も使用する必要なくメモリ処理ユニット２０か
らベクターデータを受は取りそしてアドレス及びベクタ
ーデータをメモリ処理ユニット２０へ送給する。

メモリ処理ユニット２０は、ＩＰＵ２５．５ＰＵ１５及
びＶＰＵ３０から制御、アドレス及びデータ信号を受は
取り、これらの信号に応答して仲裁及び処理を行なう。

又、データ処理システム１０は、別の機能を実行するた
めの別の要素を含むことができるが、本発明を理解する
上でこのような要素を理解する必要はない。

第２図は、ＶＰＵ３０の好ましい実施例を示す図である
。第２図に示されたように、ＶＰＵ３０は、データ処理
システム１０の他の部分との主インターフェイスとして
制御論理回路６０を備えていると共に、ベクターデータ
アクセス要求に応じるためのベクターレジスタファイル
３５を備えている。これらの要求は、書き込み制御信号
及び書き込みアドレスより成る書き込み要求であるか、
又は読み取り制御信号及び読み取りアドレスより成る読
み取り要求である。ベクターレジスタファイル３５は、
ＷＴ　　ＰＯＲＴＯ−ＷＴ　　ＰＯＲＴ２と示されそし
て参照番号４１−４３で指示された複数の書き込みボー
トと、ＲＤ　　ＰＯＲＴＯ−ＲＤ　　ＰＯＲＴ４と示さ
れそして参照番号５１−５５で指示された複数の読み取
りボートとを含んでいる。書き込みボートは、ベクター
制御論理回路６０Ｊベクター乗算器７０又はベクター加
算器８０からＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ制御信号４５及び書
き込みデータを受は取る。

読み取りボートは、書き込みボートと同様に動作する。

例えば、ＲＤ　　ＰＯＲＴＯに対応する読み取りボート
５３は、制御論理回路６０から、ＲＥＡＤ／ＷＲＩＴＥ
制御信号ライン４５を経て読み取りイネーブル信号、ベ
クターレジスタ選択信号及びベクターエレメントアドレ
ス信号を受は取る。読み取りボート５３のための読み取
りデータはマスクユニット９０へ送られる。

他の読み取りボートもそれらの制御及びアドレス信号を
制御論理回路６０から受は取る。読み取りボート５５及
び５４からの出力、即ち、各々ＲＤ　　ＰＯＲＴＩ及び
ＲＤ　　ＰＯＲＴ２は、ベクター乗算器７０へ接続され
、そして読み取りポート５２及び５１の出力、各々、Ｒ
Ｄ　　ＰＯＲＴ３及びＲＤ　　ＰＯＲＴ４は、ベクター
加算器８０へ接続される。

ベクターレジスタファイル３５は、ＶＰＵ３０によって
処理されたベクターを記憶する複数のベクターレジスタ
（好ましくは、１６個）を備えている。各ベクターレジ
スタは、６４個のエレメントを有しているのが好ましい
。然し乍ら、ファイル３５のサイズは、本発明にとって
重要ではない。

処理されているベクターの入力の数、即ち、そのベクタ
ーの長さは、制御論理回路６０のベクター長さレジスタ
（ＶＬＲ）１８２に記憶される。

好ましい実施例では、ベクターが入力を６４個まで有す
ることができ、従って、ベクター長さレジスタ１８２は
、０から６４個の入力までのベクター長さを表わすため
に７ビツトの長さになっている。

ベクター加算器８０は、ベクターレジスタファイル３５
からＲＤ　ＰＯＲＴ３及びＲＤ　　ＰＯＲＴ４を経て送
られる２つのベクターに対し整数及び浮動小数点の加算
及び減算演算を行なう。加算器８０は、幾つかの論理及
びシフト演算も実行するのが好ましい。ｒＲＥｓＵＬＴ
Ｊ　と示されたベクター加算器８０の出力は、ＷＴ　　
ＰＯＲＴＩへのデータ入力となる。又、ベクター加算器
８０は、マスクユニット９０に接続された例外論理回路
８２も備えており、これは、加算器８０が条件に応じて
演算を実行して演算の例外条件をマスクユニット９０に
通知できるようにする。

ベクター乗算器７０は、ベクターレジスタファイル３５
のＲＤ　　ＰＯＲＴＩ及びＲＤ　　ＰＯＲＴ２から受は
取った２つのベクターに対し整数及び浮動小数点の乗算
及び除算演算を実行する。これら入力の積又は商は、ｒ
ＲＥｓＵＬＴＪ　とも示されたベクターであり、ＷＴ　
　ＰＯＲＴ２へ入力データとして送られる。マスクユニ
ット９０へ接続された例外論理回路７２は、乗算器７０
による乗算又は除算から演算の例外条件が生じたときに
それをマスクユニット９０に指示する。

マスクユニット９０は、ベクターレジスタファイル３５
からＲＤ　　ＰＯＲＴＯを経てデータを受は取り、第２
図に示すＶＥＣＴＯＲＤＡＴＡラインを経てＶＰＵ３０
から５ＰＵ１５へベクターデータを供給する。又、マス
クユニット９ｏは、ＲＤ　　ＰＯＲＴＯがらデータを読
み取り、それをメモリ処理ユニット２０のアドレスに変
換することができる。更に、マスクユニット９０は、例
外論理回路７２及び８２に接続されていて、それらの例
外条件をラッチする。

マスクユニット９０には、６４ビツトのベクターマスク
レジスタ９２が含まれている。レジスタ９２の各ビット
は、所与のベクターレジスタにおける６４個のベクター
エレメントの各々に対応し、その対応するベクターエレ
メントがイネーブルされて処理されるべきであるがどう
かを指示する。マスク、レジスタ９２には、５ＰＵＩ５
がら制御論理回路６０を経てデータをロードすることが
できる。ベクターマスクレジスタ９２は、ベクターレジ
スタ内のイネーブルされたエレメントからの結果のみが
記憶されるように確保するのが好ましい。

ベクター制御論理回路６０は、命令パーサ６５と、幾つ
かの制御機能を実施するためのベクターセーブ及びデコ
ード論理回路６６とを備えているのが好ましい。制御論
理回路６０のベクターセーブ及びデコード論理回路６６
は、ＶＰＵ３０における全ての動作のスケジュールを監
視し、あるデータ転送動作を実行する。

第３図に一部分が詳細に示された命令パーサ６５は、５
ＰＵ１５から情報（即ち、ＶＥＣＴＯＲＤＡＴＡライン
を経ての命令）を受は取り、入ってくるデータ及びアド
レスを適当な読み取り及び書き込みボートに送り、そし
てベクター乗算器７０．ベクター加算器８０又はマスク
ユニット９０に送る。命令パーサ６５は、５ＰｔＪ１５
から５ＣＡＬＡＲＤＡＴＡラインを経て受は取ったスカ
ラーデータを好ましくはベクターレジスタフアイル３５
のスカラーレジスタ（図示せず）に記憶すべく通し、ベ
クター処理演算中に使用できるようにするのが好ましい
。

第３図は、ＶＰＵ３０の命令デコーダ６５の内部論理を
示している。デコーダ６５は、５ＰＵ１５から部分的に
デコードされたベクター命令情報及びスカラーデータを
入力１００として受は取る。これらの入力は命令バッフ
ァ１１５に記憶され、該バッファは、ＶＰＵ３０によっ
てベクター命令を実行できるまで命令及びデータを適切
な順序で保持する。

バッファ１１５の出力ＢＵＦＯ−ＢＵＦ３に接続された
マルチプレクサ１１６は、デコードされるべき次の命令
に対する命令情報を適切に出力する。この情報は、バッ
ファ１１５が見掛は玉循環バッファとして働くようにさ
せる２ビツトの循環カウント信号である命令選択信号に
よって決定される。

スカラーデータは、バッファ１１５からＢＵＦＯ−ＢＵ
Ｆ３出力を受は取るように接続されたマルチプレクサ１
０２により、「命令　選択＋１」信号に基づいて選択さ
れ、この信号は、「命令選択」信号よりも１つ大きな値
を有している。スカラーデータはベクターレジスタファ
イル３５へ送られ、そこで、ベクター加算器８０、ベク
ター乗算器７０又はマスクユニット９０のいずれかに対
応するスカラーレジスタに記憶される。

デコードされるベクター命令がベクターオペランドしか
必要としない場合には、情報がバッファ１１６に通され
、以下に述べるように制御ワードデコーダエレメント１
０３に基づいてオペランドが決定される。然し乍ら、命
令がスカラーデータを必要とする場合には、そのデータ
が命令に続いて５ＰＵ１５から通され、マルチプレクサ
１０２により正しい時間に出力される。

命令がマルチプレクサ１１６によって選択された後に、
幾つかのフィールドがデコード論理エレメント１０３．
１０４．１０５及び１０６に分布される。部分的にデコ
ードされた命令における命令情報は、命令の形式を指示
するＯＰコード部分と、制御ワードの形式を指示する制
御ワード形式部分（以下で詳細に述べる）と、加算器８
０又は乗算器７０のような主ベクターユニットのどれを
命令によって使用すべきであるかを指示するディスパッ
チ形式部分と、ベクター命令に対するオペランド及びフ
ラグを指定する制御ワード部分とを含んでいる。

制御ワードデコーダエレメント１０３は、制御ワード部
分からオペランドを取り出し、特定のベクター演算のた
めのデータのソースとなるベクターレジスタ、即ち５ｏ
ＵＲＣＥ　ＲＥＧｌ及び５ＯＵＲＣＥ　　ＲＥＧ２と、
ベクター演算の結果を記憶するベクターレジスタ、即ち
ＤＥＳＴ　　ＲＥＧとの両方に対し、ベクターレジスタ
ファイル３５のレジスタのアドレスを形成する。更に、
デコーダエレメント１０３は、Ｅｘｃｅｐｔｉｏｎｓ　
／　Ｍ　ａ　ｓ　ｋフラグも取り出す。

５ＯＵＲＣＥ　　ＲＥＧＩ、５ＯＵＲＣＥ　　ＲＥＧ２
及びＤＥＳＴ　　ＲＥＧの値は、各々、アドレスレジス
タ１０８．１０９及び１１０に入力され、これらのレジ
スタは、命令の形式に基づいて、ベクター加算器８０、
ベクター乗算器７０及びマスクユニット９０のためのア
ドレスを発生する。

アドレス発生器１０８．１０９及び１１０は、実行され
ている特定のサブ演算を決定するカウンタであり、第２
図にベクター制御論理回路６０のカウンタ４４として示
されている。

他の命令形式部分は、ディスパッチ形式論理回路１０４
、制御ワード形式論理回路１０５又はｏＰコードデコー
ド論理回路１０６へ送られて、更にデコードされる。こ
のようなデコードに基づいて、発行判断論理回路１０７
がその命令を発行できるかどうか判断する。例えば、ベ
クター加算器８０がビジーである場合に、この加算器８
０を必要とするならば、加算器８０が解放されるまで次
の命令を遅延しなければならない。発行判断回路１０７
が次の命令を実行できると判断したときには、アドレス
発生器１０８．１０９及び１１０がそれらの適切な値を
ロードするようにさせるためのｌ５ｓｕｅ　　Ｎｅｗ信
号を発生する。

Ｂ、ベクター　　フォーマツ 第４図は、種々の個数のオペランド指定子を有する種々
のベクター命令ワードのフォーマットを示している。第
５図は、第４ａ図ないし第４ｄ図に示されたフォーマッ
トを有するベクター命令ワードのベクター制御ワード指
定子１４０によって指示された種々のフォーマットのベ
クター制御ワードを示している。

第４図の実施例に示されたように、ベクター命令は、命
令の形式を識別するオペレーションコードを保持するＯ
Ｐコードフィールド１５０と、オペランドポインタ部分
１５２とを備えている。

オペランドポインタ部分１５２は、任意の数のオペラン
ド指定子１５４−１５８と、ベクター制御ワード指定子
１４０とを含んでいる。好ましくは、オペランドポイン
タ部分１５２の全てのオペランド指定子は、スカラー命
令のオペランド指定子と同じフォーマットを有し、そし
てスカラー命令に。

おける指定子と同様に、ベクター命令ワードのオペラン
ド指定子はスカラーオペランドの位置を識別する。ベク
ターオペランド指定子及びスカラーオペランド指定子（
第７図）は同じフォーマットであるから、所与の命令が
ベクター命令であるかスカラー命令であるかを知る前に
オペランドをフェッチすることができる。

第７図は、３つのオペランド指定子１５４′１５５”及
び１５６′を有するスカラー命令ワードを示している。

第４ａ図ないし第４ｄ図に示されたベクター制御ワード
指定子１４０と、第７図のベクターオペランド指定子１
５４’　　　１５５’及び１５６′は、同じアドレス機
構を用いており、従って、命令パーサ５０はベクター命
令及びスカラー命令に対して別々にオペランドをフェッ
チしなければならないことから解放される。同じアドレ
ス機構を用いることにより、ＶＰＵ３０の編成がＩＰＵ
２５に対して透過的とすることができる。

オペランド指定子１５４−１５８がオペランドを指定す
る好ましいアドレス機構は、参考としてここに取り上げ
るストレッチャー氏等の米国特許筒４．２４１，３９９
号に説明されている。

オペランド指定子１５４−１５８とは異なり、ベクター
制御ワード指定子１４０は、１６ビツトのベクター制御
ワード１６０を指示し、その３つの例が第５図に示され
ている。ベクター制御ワード１６０は、第５図に示すよ
うに、１６個のビットを含んでいるが、８．３２又は６
４ビツトといったいかなる長さであってもよい。第５ａ
図において、ベクター制御ワード１６０は４つの４ビッ
トフィールド１６２−１６５に分割される。好ましくは
、フィールド１６２はフラグフィールドであり、フィー
ルド１６３−１６５のうちのいずれか１つ、２つ又は３
つは、ベクター命令の実行中にアクセスされるべきベク
ターレジスタオペランドのポインタを含むか又はその指
定子であるベクターレジスタ指定子フィールドである。

各々のベクターレジスタ指定子は、独特のベクターレジ
スタを指定するのが好ましい。各ベクターレジスタ指定
子フィールドの４つのビットは、本発明の好ましい実施
例に含まれた１６個のベクターレジスタの１つを独特に
指定することができる。

第５ｂ図は、ベクター制御ワード１６０′に対する別の
フォーマットを示している。フラグフィールド１６２と
、ベクター指定子フィールド１６３及び１６４に加えて
、制御ワード１６０′は、第５ａ図の４ビツトベクター
レジスタ指定子フイールド１６５の代わりに４ビツトオ
ペランド情報フイールド１６８を含んでいる。オペラン
ド情報フィールド１６８は、種々のベクター演算に必要
な情報を含んでいる。例えば、ＯＰコードフィールド１
５０のオペレーションコードが比較動作を実行すべきで
あると指示する場合には、オペランド情報フィールド１
６８は、「より大きい」又は「より小さい」比較を行な
うべきであるかどうかを指示するデータを含む。又、オ
ペランド情報フィールド１６８は、ＯＰコードフィール
ド１５０の値に基づいて、ベクターレジスタ指定子１６
３、ベクターレジスタ指定子１６４又はベクターレジス
タ指定子１６５に代わって生じる。

第５Ｃ図は、ベクター制御ワード１６０”に対する更に
別のフォーマットを示している。この制御ワード１６０
”は、ベクター指定子フィールド１６３に代わって変換
フィールド１６６を含んでいる。変換フィールド１６６
は、実行されるべき変換機能を識別し、フィールド１６
４によって指定されたベクターレジスタの値がフィール
ド１６５に指定されたベクターレジスタに記憶される前
に適切に変換されるようにする。このような変換は、例
えば、浮動小数点から整数又は長ワードへの変換等を含
むことができる。

第６図は、第５ａ図のベクター制御ワード１６０のフラ
グフィールド１６２の拡張を示している。１つのビット
は、マスク動作イネーブル（ＭＯＥ）フラグ１７０を含
んでいる。第２のビットは、一致真／偽（ＭＴＦ）フラ
グ１７２を含んでいる。このＭＴＦフラグ１７２は、０
又はｌのプール値がベクターマスクレジスタ９２におけ
るイネーブルされたビットを表わすかどうか判断する。

第３ビツトは、ベクター処理の例外が生じたときに例外
の取り扱いをイネーブルする例外イネーブル（ＥＸＣ）
フラグ１７４を含んでいる。第４のフラグビット１７６
は現在は未使用である。これらビットの使用は、そのと
きに処理されている命令に基づくものである。

上記で簡単に述べたように、ＭＯＥフラグ１７０によっ
てイネーブルされたマスク機能においては、ベクターマ
スクレジスタ９２におけるイネーブルされたビットに対
応するベクター演算の結果のみが演算の後に記憶される
。第８図は、ベクターマスクレジスタ９２、ベクター長
さレジスタ１８２、及びベクター制御ワード１６０のフ
ラグフィールドのＭＯＥ及びＭＴＦフラグ各々１７０及
び１７２がベクター演算の結果の記憶にいかに影響する
かの例を示している。第８ａ図において、ベクター制御
ワードのＭＯＥフラグ１７０は、マスキングがイネーブ
ルされたことを指示する「ｌ」の値を含んでいる。ＭＴ
Ｆフラグ１７２は、ベクターマスクレジスタ９２におけ
る「０」の値に対応する結果のみを記憶すべきであるこ
とを指示するｒｏ、Ｈの値を含んでいる。

第８ｂ図は、ベクター演算が行なわれる前の、即ちベク
ター演算による結果データが行き先レジスタ１９２に記
憶される前のベクターレジスタファイル３５の行き先レ
ジスタ１９２の内容を示している。第８Ｃ図は、第８ａ
図のＭＴＦフィールド１７２により「０」にセットされ
たビットがイネーブルされたビットであるようなベクタ
ーマスクレジスタ９２を示している。

第８ｄ図は、マスキングの前及びベクター結果１９０が
行き先レジスタ１９２に記憶される前のベクター演算の
結果１９０（−例として、結果１９０の値が任意に選択
されている）を示している。第８ｂ図において、行き先
レジスタ１９２の最も左の２つのエレメントは、各々、
「９」及び「７」の値を含んでいる。ベクター演算の後
に、ベクター結果１９０の最も左の２つのエレメントは
、第８ｄ図に示すように、各々、「４」及び「５」の値
を含んでいる。ベクター結果１９０の最も左のエレメン
トは、値ｒＱＪを有するベクターマスクレジスタ９２の
ビットに対応する。ベクター結果１９０の最も左から２
番ｌ」のビットは、値「１」を有するベクターマスクレ
ジスタ９２のビットに対応する。

第８ｅ図は、マスキングの後であって、第８ｄ図のベク
ター結果１９０の幾つかのエレメントが行き先レジスタ
１９２に記憶されたときの該レジスタの内容を示してい
る。行き先レジスタ１９２の最も左のエレメントは値ｒ
４」を含んでいる。

この値は、ベクターマスクレジスタ９２の対応ビットが
値［Ｏ」を含むために行き先レジスタ１９２に記憶され
たものである。然し乍ら、行き先レジスタ１９２の最も
左から２番目のエレメントは、第８ｅ図においてその元
の値「７」をまだ含んでいる。第８ｄ図のベクター結果
１９０の結果値「５」は、第８ｅ図の行き先レジスタ１
９２には記憶されていない。というのは、ベクターマス
クレジスタ９２の対応ビットがｒｌ」を含んでいるから
である。同様に、ベクターマスクレジスタ９２のイネー
ブルされたビットに対応するベクター結果１９０の他の
全ての値は行き先レジスタ１９２に記憶されるが、ディ
スエイブルされたベクタ−マスクレジスタピットに対応
するベクター結果１９０のエレメントは行き先レジスタ
１９２に記憶されない。

Ｃ０皇皇五上皮互処星 ５ＰＵ１５が命令をＶＰＵ３０か又は５ＰＵ１５内の他
の回路かのいずれかへ実行のために送る前に、ＩＰＵ２
５は命令に基づいて幾つかの予めの処理を実行する。前
記で簡単に述べたように、上記命令フォーマットの独特
の特徴は、ＩＰＵ２５が同じ回路（その好ましい実施例
がバッファ１８７及びオペランド制御論理回路１８５を
含むものとして第９図に示されている）を用いて、ベク
ター命令及びスカラー命令の両方を同様に予め処理でき
ることである。

第１０図は、ＩＰＵ２５において命令を予め処理するた
めの好ましい手順を示すフローチャートである。メモリ
処理ユニット２０が命令をＩＰＵ２５に送る。と、この
命令がバッファ１８７に入力される（第１Ｏ図のステッ
プ１９４）。この命令のオペレーションコード部分（即
ち、第４ａ図ないし第４ｄ図のＯＰコードフィールド１
５０）が取り出され、５ＰＵ１５へ送られる。この命令
のオペランドポインタ部分（即ち、第４ａ図ないし第４
ｄ図のオペランドポインタ部分１５２）は、オペランド
制御論理回路１８５への入力となり、該論理回路は、必
要に応じてオペレーションコード部分へアクセスしてそ
の機能を実行する。

オペランド制御論理回路１８５は、必要に応じてオペレ
ーションコードを用いてオペランド指定子部分をデコー
ドし、そして各オペランド指定子部分によって指示され
たオペランドを決定するために必要なメモリ処理ユニッ
ト２０へのアクセスを実行する（ステップ１９８）。オ
ペランドを決定する手順の詳細は、上記したストレッカ
ー氏等の特許に開示されている。更に、ＩＰＵ２５は、
オペランド及びオペランドコード部分を５ＰＵＩ５へ送
り、５ＰＵ１５によってそれを実行するが又はベクター
命令及びオペランドをＶＰＵ３０へ送信するようにする
（ステップ１９９）。

ベクター及びスカラーの処理命令が同じフォーマットを
有しているので、オペランド制御論理回路１８５は、ベ
クター及びスカラーの両方の命令に対して同じ機能を実
行する。実際に、ＦＥＴプロセッサや浮動小数点プロセ
ッサのような個別に動作するプロセッサを有するいかな
る形式のデータ処理手段についても、上記した命令フォ
ーマットの使用により、ＩＰＵ２５のような単一命令プ
ロセッサで全ての命令を同様に予め処理することができ
る。

本発明によれば、ベクター処理手段は、該ベクター処理
手段の例外状態を表わすベクター状態情報を保持するた
めの状態手段を備えている。本発明の好ましい実施例で
は、第１１図に示されたベクタープロセッサ状態レジス
タ（ＶＰＳＲ）２００がＶ　Ｐ　Ｕ　３０　Ｇ：設けら
れテイテ、ＶＰＵ３０の実行状態を表わす情報を保持す
る。ＶＰＳＲ２００は、ＶＰＵ３０に関する３２ビツト
の状態情報を保持するもので、制御ユニット６０に位置
されるのが好ましいが、どこに配置されてもよい。

又、マスクユニット９０には、第１２図に示されたベク
ター演算例外レジスタ（ＶＡＥＲ）３００と、第１３図
に示されたベクター状態アドレスレジスタ（ＶＳＡＲ）
４００とが配置される。レジスタ２００．３００及び４
００の内容は、以下で述べる他のデータと同様に、ＶＰ
Ｕ３０の状態情報の一部分となる。

ＶＰＳＲ２００（７）ビットＯは、ＶＰＵ３０がディス
エイブルされたかどうかを指示するベクタープロセッサ
イネーブル（ＶＥＮ）ビット２１０である。ＶＰＵ３０
は、このビットに１を書き込むことによってイネーブル
されそしてこのビットに０を書き込むことによってディ
スエイブルされる。ＶＰＵ３０がディスエイブルされた
ときには、ベクター命令をＶＰＵ３０に送ろうとする５
ＰＵ１５の試みにより［ベクタープロセッサディスエイ
ブルドホールトＪが生じる。

ＶＰＳＲ２００のビット１は、ベクタープロセッサ状態
リセット（ＲＳＴ）ビット２２０である。このビットに
１を書き込むと、ＶＥＮビット２１０を除いてＶ　Ｐ、
Ｓ　Ｒ２００がクリアされる。

ＶＰＳＲ２００のビット２は、ベクター状態記憶（ＳＴ
Ｓ）ビット２３０であり、これは、■にセットされた場
合に、メモリ管理例外を非同期で取り扱うためにＶＳＡ
Ｒ４００の仮想メモリアドレス４２０を用いて実行特定
ベクター状態情報をメモリ処理ユニット２０に記憶し始
める。例外が同期的に取り扱われる場合には、ＳＴＳビ
ット２３０が無・視される。本発明の好ましい実施例で
は、ベクター処理メモリアクセス命令を実行する２つの
方法の１つを選択することができる。この２つの方法は
、以下に詳細に述べるように、メモリ管理例外を取り扱
うための２つの異なった機構をもたらす。その一方は同
期式のメモリ管理実行でありそしてその他方は非同期の
メモリ管理実行である。同期式の実行中に、ＶＰＵ３０
及び５ＰｔＪ１５は、現在実行中のベクターメモリアク
セスが完了を保証されるまで、新たな命令を処理しない
。

非同期の実行中には、ＶＰＵ３０は、ＳＰＵの命令の実
行又は他のベクターメモリ命令のＶＰＵ実行のいずれか
と同時にベクターメモリアクセス命令を実行することが
できる。非同期メモリ管理では、ＬＯＡＤ／ＡＤＤ／Ｍ
ＵＬＴ　Ｉ　ＰＬＹ／５ＴＯＲＥのような命令シーケン
スを連鎖的に実行することができる。

ＶＰＳＲ２００のビット３は、ベクター状態再ロード（
ＲＬＤ）ビット２４０であり、これは、■にセットされ
ると、メモリ管理例外を非同期で取り扱うためにＶＳＡ
Ｒ４００の仮想メモリアドレス４２０を用いてメモリか
ら実行特定ベクター状態情報を再ロードし始める。ＳＴ
Ｓビット２３０と同様に、例外の同期的な取り扱いが実
施される場合には、ＲＬＤビット２４０が無視される。

ＶＰＳＲ２００のビット５はメモリ欠陥（ＭＦ）ビット
２５０であり、これは、非同期メモリ管理例外によって
再実行されるべきメモリ参照の存在を指示するためにＶ
ＰＵ３０によって１にセットされる。これについては、
以下で詳細に説明する。メモリ管理例外の同期的な取り
扱いが実行される場合には、このビットが０にセットさ
れる。

ＶＰＳＲ２００のビット６は、保留メモリ欠陥（ＰＭＦ
）ビット２６０である。Ｖ　Ｐ　Ｕ　３０　ハ、非同期
メモリ管理例外が保留中であることを指示するためにＰ
ＭＦビット２６０を１にセットする。

メモリ管理例外の同期的な取り扱いが実行される場合に
は、このビットが常に０である。

ＶＰＳＲ２００のビット７は演算例外（ＡＥＸ）ビット
２７０であり、これは通常０であって、ＶＰＵ３０が浮
動小数点のアンダーフロー又は整数のオーバーフローと
いった幾つかの演算例外によってディスエイブルされな
いことを指示する。

ＶＰＵ３０は、演算例外が生じたときには常にこのビッ
トをセットする。例外の特定の性質に関する情報はＶＡ
ＥＲ３００に配置される。

ＶＰＳＲ２００のビット２４は、実行特定ハードウェア
エラー（ＩＭＰ）ビット２８０である。

ＩＭＰビット２８０は、ＶＰＵ３０がハードウェアのエ
ラーによってディスエイブルされたときに１にセットさ
れる。

ＶＰＳＲ２００のビット３１は、ベクタープロセッサビ
ジー（ＢＳＹ）ビット２９０であり、これはＶＰＵ３０
がベクター命令を実行するときにこのＶＰＵにより１に
セットされる。このビットがＯにクリアされた場合には
、ＶＰＵ３０がアイドル状態となり、非同期メモリ管理
例外により命令の実行を保留する。

ＶＡＥＲ３００は、ベクター演算例外に関する情報を記
録するのに用いるレジスタであるのが好ましい。ＶＡＥ
Ｒ３００は、マスクユニット９０に配置されており、例
外ユニット８２及び７２によって書き込まれる。５ＰＵ
１５の制御論理ユニット４０は、ＶＡＥＲ３００の内容
を読み取ることができるが、ＶＡＥＲ３００へ書き込む
ことはできない。ＶＡＥＲ３００は、好ましい実施例で
は、ベクター行き先レジスタマスク３１０と、例外条件
概要３２０の２つのフィールドを含んでいる。ＶＡＥＲ
３００のベクター行き先レジスタマスクフィールド３１
０は、どのベクターレジスタが演算例外によりデホール
ト値を受は取ったかを記録する。１６個のベクターレジ
スタのうちの・ｎ番目のレジスタが演算例外の結果とし
てデホールト値を受は取る場合には、マスクフィールド
３１０のビットｎ　（ＶＡＥＲ３００のビット（１６＋
ｎ））に１が書き込まれる。

例外条件概要フィールド３２０は、発生した例外の形式
を指示する。これらの条件は、浮動小数点のアンダーフ
ロー、浮動小数点のゼロによる除算、浮動小数点の指定
されたオペランド、浮動小数点のオーバーフロー又は整
数オーバーフローの例外条件を含むのが好ましい。

前記したように、ＩＰＵ２５の命令パーサ５０は、ベク
ター及びスカラー命令を５ＰＵ１５に通す。５ＰＵ１５
は、次いで、ベクター命令を識別し、それらをＶＰＵ３
０に通す。もちろん、ベクター命令は、ＩＰＵ２５から
ＶＰＵ３０に直接通すことができる。次いで、ＶＰＵ３
０は、ベクター命令をその通常の演算に基づいて実行す
る。

然し乍ら、ベクター命令の実行中には、２つの形式のベ
クタープロセッサ例外、即ち、ベクターメモリ管理例外
及びベクター演算例外が生じる。

２．２ん玉退ｊＪｌ吐外 ２つの形式のベクタープロセッサ例外は若干具なったや
り方で処理される。ベクター演算例外とは異なり、ベク
ターメモリ管理例外はＶＰＵ３０をディスエイブルしな
い。メモリアクセス命令中に生じるメモリ管理例外は、
その命令のそれ以上の処理を防止する。演算例外の場合
にはこのようにならない。メモリ管理例外は、データに
基づく他の全ての命令の実行を停止する。

本発明のベクター処理手段は、メモリ管理例外の存在を
指示するための例外検出手段を備えている。ＶＰＵ３０
の好ましい実施例では、制御論理回路６６は、メモリ管
理例外が生じたときにメモリ処理ユニット２０によって
通知される。この手順の詳細は、以下で説明する。

ベクターメモリ管理例外は、アクセス制御違反、変換非
有効例外、修正例外及びベクター整列例外を含む。メモ
リ処理ユニット２０は、メモリ管理例外の形式を識別す
る信号を発生するのが好ましいが、このような信号は、
５ＰＵ１５又はＶＰＵ３０においても発生できる。これ
らの例外識別信号は、ＶＰＵ３０の状態情報の一部分で
ある。

アクセス制御違反は、メモリの保護された部分又は現在
ベクタープロセスに割り当てられたメモリスペースの外
側のメモリの部分へＶＰＵ３０がアクセスしようと試み
ることを含む。現在ベクタープロセスは、その実行によ
ってメモリ管理例外が生じるようなベクター命令を含む
プロセスを指す。変換非有効例外は、ページ欠陥が存在
するとき又はメモリ処理ユニット２０に現在ないメモリ
の部分をアクセスしようとする他の試みが存在するとき
に発生する。変更例外は、メモリ内のページへのアクセ
スが現在ベクタープロセスによって初めて行なわれるペ
ージの変更を含むときに生じる。ベクター整列例外は、
長ワード（４バイトを占有する）又はクオドワード（８
バイトを占有する）がメモリ処理ユニット２０の各々長
ワード境界又はクオドワード境界に入らないときに生じ
る。又、ベクター整列例外は、同様のソフトウェアが両
方の状態を取り扱うのでアクセス制御違反と考えられる
。

２種類以上のメモリ管理例外が単一ベクター命令の処理
中に発生した場合には、ある主のハイアラーキ−構成で
例外の取り扱いを行なわねばならない。最も優先順位の
高いものは、最も重大なものであるから、これがアクセ
ス制御例外に達する（従って、同様に処理されるベクタ
ー整列例外に達する）。このような例外により、データ
処理システム１０は現在ベクタープロセスを実行しない
ようにする。変換非有効例外は、次に高い優先順位を有
している。

又、本発明のベクター処理手段は、メモリ管理例外が生
じたときにベクター処理手段によって欠陥ベクター処理
命令を実行するのを停止しそしてスカラー処理手段がス
カラー命令の実行を継続できるようにするためのベクタ
ー停止手段を備えている。メモリ管理例外が生じたとき
には、ベクター状態及びデコード論理回路６６は、ＶＰ
Ｕ３０がベクター命令の実行を中断するようにさせる。

これは、ＶＰＵ３０への有効データの送信を停止するこ
とによって行なわれる。

本発明によれば、データ処理システムは、メモリ管理例
外の発生の指示と、ベクター処理手段の状態についての
充分な情報とを記録して、メモリ管理例外が生じたベク
ター処理命令のサブ動作時の実行をベクター処理手段が
後で再開できるようにするための例外記録手段を備えて
いる。本発明の好ましい実施例では、同期メモリ管理及
び非同期のメモリ管理の両方の間に、メモリ管理例外の
発生により、５ＰＵ１５、より詳細には、５ＰＵ１５の
制御論理ユニット４０がメモリ管理スタックフレーム（
メモリ処理ユニット２０の所定の位置に記憶される）を
形成するようにされる。メモリ管理例外を取り扱うため
のソフトウェアは、メモリ管理スタックフレームを含む
所定の位置を確認するように設計されており、従って、
特定の例外に適した良く知られたルーチンを含むことの
できる適当な処理を迅速に行なうことができる。

第１４図は、メモリ管理スタックフレーム５００の一例
を示している。スタックフレーム５００は、メモリ管理
欠陥コード５１０、アドレスワード５２０、プログラム
カウンタＰＣ５３０及びプログラム状態ワードＰＳＬ５
４０を含んでいる。

欠陥コード５１０は、長さビット５１１．ページテーブ
ル参照ビット５１２、変更ビット５１３、ベクター整列
ビット５１４、ベクター整列ビット５１５及びベクター
非同期メモリ管理例外ビット５１６を含むのが好ましい
。長さビット５１１は、ＶＰＵ３０を用いてベクタープ
ロセスに割り当てられたメモリスペースの外側のメモリ
処理ユニット２０の位置へアクセスすることによってア
クセス制御違反が生じたときにセットされる。

ページテーブル参照ビット５１２は、ページテーブルを
アクセスする間にメモリ管理例外が生じた場合にセット
される。変更ビット５１３は、例外を生じた命令がメモ
リ処理ユニット２０への書き込みである場合にセットさ
れる。ベクター整列ビット（ＶＡＬ＞　５１４は、例外
がベクターエレメントの不整列によるものであるときに
セットされる。ベクター　Ｉｌｏ、　（Ｖ　ｆ　Ｏ）ビ
ット５１５は、Ｉ１０スペース内のアドレスを参照する
ベクター命令中にアクセス制御違反が発生したときにセ
ットされる。ベクター非同期メモリ、管理（ＶＡＳ）ビ
ット５１６は、非同期メモリ管理が実行されている間に
ベクタープロセッサメモリ管理例外が生じたときにセッ
トされる。

同期メモリ管理中には、例外が直ちに取り扱われ、次い
で、欠陥命令の実行が再開される。命令は、ベクターメ
モリアクセス命令を開始点へ戻すことにより再開される
。この点において、メモリ管理欠陥が開始され、ＰＣ５
３０の値が欠陥ベクターメモリアクセス命令を識別する
。ＶＳＡＲ４００は、同期メモリ管理例外中は無視され
る。

というのは、メモリ管理例外はそれらが生じたときに取
り扱われるのであって、ＶＰＵ３０の状態情報を記憶す
る必要がないからである。

スタックフレーム５００のアドレス５２０は、例外が生
じたメモリ処理ユニット２０のページの仮想アドレスを
表わす。ＰＣ５３０は、例外を引き起こした命令のプロ
グラムカウンタである。例外を引き起こす命令は、非同
期メモリ管理の場合にベクターメモリアクセスを実行す
る命令とは異なる。ＰＳＬ５４０は、５ＰＵ１５のプロ
グラム状態ワードである。

上記したように、非同期メモリ管理中には、５ＰＵ１５
がＶＰＵ３０と同時にスカラー命令を実行できるだけで
はなく、ＶＰＵ３０がベクターメモリアクセス命令と共
にベクター演算命令を実行することができる。非同期メ
モリ管理を用いた実行中にメモリ管理例外が生じた場合
には、ＶＰＵ３０がその状態を凍結するためのステップ
をとり、これにより、状態を記憶して後で呼び出し、例
外が生じたところで処理を再開できるようにする。

特に、ＶＰＵ３０がベクターメモリアクセス命令を実行
するときには、デコード及び制御論理回路６６がその命
令を実行するに必要な多数のサブ動作を実際に実行する
。例えば、ベクターロード動作については、デコード及
び制御論理回路６６が、０番目のエレメントからｎ番目
のエレメントまでの（ｎ＝ＶＬＲ８２の内容−１）各ベ
クターエレメントごとに、次のようなサブ動作を実行す
る。

１、マスク機能の実行； ２、ベクター整列のチェック；そして ３、ベクターメモリアクセス命令のオペランドから発生
されたアドレスで始めて、対応するベクターエレメント
にメモリ処理ユニット２０の次の位置の内容をロードす
る。

ベクター命令の実行に伴う各ベクターレジスタに関連し
ているのは、ベクターレジスタ制御論理回路６０の多数
のカウンタ４４の１つであり、これは、サブ動作が実行
されるのつれてｎからＯまでカウントダウンし、そして
関連するベクターレジスタの関連するベクターエレメン
トに対するアドレスを与える。メモリ管理例外によって
ベクター命令が停止された場合には、欠陥命令に関連し
たカウンタ４４の１つの値が、その例外が生じたサブ動
作を指示する。この値は、終了されない他の命令に関連
したカウンタと同様に、ＶＰＵ３０の状態情報の一部分
として記憶されるのが好ましい。記憶された状態情報が
ＶＰＵ３０に再ロードされ、そしてメモリ管理欠陥が呼
び出されたときには、カウンタ４４にサブ動作の値が再
ロードされ、欠陥命令及び全ての未終了の命令を、例外
が生じたところから実行し始めることができる。

このハードウェアは、参考としてここに取り上げる米国
特許出願筒０９３．４９９号に開示されている。

ベクターメモリアクセス命令の処理中に、メモリ処理ユ
ニット２０がベクターデコード及び制御論理回路６６に
メモリ管理例外を知らせた場合には、該論理回路６６が
ＶＰＳＲ２００のＰ　Ｍ　Ｆビット２６０及びＭＦビッ
ト２５０をセットする。

然し乍ら、ＶＰＵ３０は、５ＰＵ１５に例外条件を通知
せず、従って、５ＰＵ１５がスカラー命令の処理を続行
できるようにする。

更に、論理回路６６は、例外条件によって有効性が影響
されるようなソースデータをベクター命令が使用しない
限り、ＶＰＵ３０が例外発生時にスタートしたベクター
命令の実行を終了できるようにする。これは、ソース及
び行き先レジスタを検査することによって行なわれる。

第３図について上記したように、アドレス発生器１０８
．１０９．１１０は、ベクター命令に対するデータを含
むベクターレジスタファイル３５のベクターレジスタを
識別する。これらの同じアドレス発生器は、ベクター命
令の結果を受は取るベクターレジスタも識別する。欠陥
命令に対するＤＥＳＴ　　ＲＥＧ値が別の命令に対する
５ＯＵＲＣＥ　　ＲＥＧ値と同じであると論理回路６６
が決定した場合には、上記別の命令も停止される。

メモリ管理例外は、５ＰＵ１５がベクター命令をＶＰＵ
３０に送信しようと試みる次のときまで、それ以上処理
されない。そのときには、５ＰＵ１５はベクター命令を
ＶＰＵ３０に送信する手順の実行を開始し、その好まし
い方法が第１５図のフローチャートに示されている。

ベクター命令をＶＰＵ３０に送信する前に、５ＰＵ１５
は先ずＶＥＮビット２１０をチェックし、ＶＰＵ３０が
ディスエイブルされたかどうか調べる（ステップ７００
）。従って、５ＰＵ１５は、本発明による命令阻止手段
として働いて、■ＰＵ３０がディスエイブルされたこと
をＶＥＮビット２１０が指示するときにベクター命令が
〜′ＰＵ３０へ送られるのを防止する。このような場合
に、５ＰＵ１５は、メモリ管理例外以外のものが生じた
（少なくとも好ましい実施例において）と結論し、「ベ
クタープロセッサディスエイブルド欠陥」のためのトラ
ップを与える（ステップ７１Ｏ）。この欠陥を取り扱う
ルーチンは、演算取り扱い例外について以下で説明する
。ＶＰＵ３０がディスエイブルされたときを感知しそし
てトラップを設定するための手段は、５ＰＵ１５の制御
論理ユニット４０のマイクロコードの部分又は種々の回
路に含まれている。

ＶＰＵ３０がディスエイブルされない場合には、５ＰＵ
１５がＰＭＦビット２６０をチェックする（ステップ７
２０）。ＰＭＦビット２６０がセットされると、報告さ
れないメモリ管理例外がある。５ＰＵ１５はそのビット
をリセットしくステップ７３０）そしてメモリ管理欠陥
ハンドラに入り、ベクタープロセッサメモリ管理例外を
処理する（ステップ７３５）。この欠陥ハンドラは、当
業者によく知られた標準的なメモリ管理欠陥ハンドラで
ある。

ＰＭＦ　２６０がセットされなかった場合には（ステッ
プ７２０）、５ＰＵ１５が次いでＭＦビット２５０をチ
ェックする（ステップ７４０）。

ＭＦビット２５０がセットされて、メモリ例外の原因が
修正されたが、その例外を生じたサブ動作がまだ実行さ
れていないことを指示する場合には、５ＰｔＪ１５がＭ
Ｆビットをクリアしくステップ７４３）そしてＶＰＵ３
０を再スタートさせて、欠陥メモリ参照を再び試みる（
ステップ７４６）。

ＶＰＵ３０が再スタートされた後、又はＭＦビット２５
０がセットされなかった場合には、ＶＰＵ３０の命令待
ち行列（図示せず）がチェックされてそれがいっばいで
あるかどうか判断される（ステップ７５０）。もしそう
ならば、再び第１５図の手順に入る。ＶＰＵ３０の待ち
行列がいっばいでない場合には、５ＰＵ１５が次の命令
を発生しくステップ７６０）、これは、メモリ管理例外
を最初に引き起こした保留中のベクター命令である。

３３．演」」１然 ベクターメモリ管理例外との状態とは異なり、ベクター
演算例外に遭遇するベクター命令は常に完了するように
実行される。演算例外が生じた場合には、デホールト又
はトランケイテッド結果がそれに対応するベクターレジ
スタエレメントに書き込まれる。演算例外条件の形式及
び行き先レジスタ番号は、ＶＡＥＲ３００の例外条件概
要フィールド３２０に記録される。ＶＰＬＪ３０のマス
クユニット９０は、ベクター命令に対するＥＸＣビット
１７４を読み取り、例外がイネーブルされるかどうか判
断する。上記したように、このビットは、浮動アンダー
フロー及び整数オーバーフローの例外をイネーブルする
。

ＥＸＣビット１７４が浮動アンダーフロー又は整数オー
バーフローを生じさせる命令に対してセットされた場合
には、ＶＰＵ３０は、浮動小数点アンダーフローに対す
るデホールト指定オペランド値又は整数オーバーフロー
に対する下位ビットを適当な行き先レジスタエレメント
に送り、ＶＰＳＲ２００のＶＥＮビット２１０をクリア
し、そしてＶＡＥＲ３００に適当な演算例外情報を記憶
する。ＶＰＵ３０は処理を続ける。ＶＰＵ３０は、浮動
小数点のオーバーフロー、浮動小数点のゼロによる除算
、浮動小数点指定オペランド演算の例外（これらはディ
スエイブルできない）について同じ手順をたどる。

ＶＡＥＲ３００のベクター行き先レジスタマスク３１０
の１６個のベクターレジスタのどれが演算例外の発生に
よるデホールト値を受けたかを指示する。形式演算例外
は、浮動小数点アンダーフロー、浮動小数点のゼロによ
る除算、浮動小数点指定オペランド、浮動小数点のオー
バーフロー及び整数オーバーフローを含む。ベクター演
算例外が生じたときには、ＶＰＵ３０自体がディスエイ
ブルする。ＶＰＵ３０は、例外を生じるベクター命令及
びＶＰＵ３０に既にあった他の命令の実行を完了するが
、再びイネーブルされるまで５ＰＵ１５からの次のベク
ター命令の受は入れを拒絶する。ＶＰＵ３０は、ＶＰＳ
Ｒ２０Ｃ１）ＶＥＮビット２１０にゼロを書き込むこと
によりディスエイブルされる。

ＶＰＵ３０がディスエイブルされたときに５ＰＵ１５が
後でＶＰｔＪ３０にベクター命令を送ろうとした場合に
は、［ベクタープロセッサディスエイブルド欠陥」が生
じる。

４、　　スイ　チング　　　　−コー メモリ管理例外及び演算例外は、ＶＰｔＪ３０及び５Ｐ
Ｕ１５が既に実行しているプロセス又はプログラムから
の命令を実行する場合には取り扱いが最も困難である。

この状態は、文脈スイッチングが生じたときに発生する
。一般に、文脈スイッチングの間には多量のシステムｒ
オーバーヘッド」が費やされ、僅かなセーブであっても
、データ処理システムが非常に効率的なものとなる。

第１６図は、「最終プロセス」と称する１つのプロセス
の実行が停止されそして「現在プロセス」と称する新た
なプロセスの実行が開始されるときの文脈スイッチング
中に実行される好ましいアルゴリズムのフローチャート
である。文脈スイッチが生じると（ステップ８００）、
５ＰＵ１５は、ＶＰＵ３０がビジーでなくなるまで待機
する（ステップ８０１）。ビジーでない状態は、ゼロの
値を有す６ＶＰ　Ｓ　Ｒ２００（７）Ｂ　ＳＹビット２
９０によって指示される。ＶＰＵ３０がビジーでないと
、５ＰＵ１５は最終プロセスのスカラー状態情報のみを
セーブする（ステップ８０２）。この状態情報は、最終
プロセスに対応するメモリ処理ユニット２０内の位置へ
これを記憶することによってセーブされる。５ＰＵ１５
は、それ自身のプロセス状態レジスタ（第１４図のＰＳ
Ｌ５４０を参照）を含んでおり、その内容は、最終の５
ＰＵ１５の状態をセーブする段階の一部分としてセーブ
される。この段階中に、５ＰＵ１５の全てのレジスタの
内容もセーブされる。

ＶＰＵ３０の状態情報はこのときには記憶されない。こ
れは、ＶＰＵ３０の状態情報が記憶されたときに生じた
オーバーヘッドを遅延しそして除去することもある。Ｖ
ＰＵ３０の状態情報を記憶する場合には、ＶＰＳＲ２０
０、ＶＡＥＲ３００、ＶＳＡＲ４００及び他のシステム
レジスタの記憶を必要とするだけでなく、より重要なこ
とには、６４個のエレメントを各々有する１６個のベク
ターレジスタの記憶を必要とし、これはシステムリソー
スの相当の部分を占有する。

次イテ、５ＰＵ１５は、ＶＰＳＲ２００（７）ＶＥＮビ
ット２１０をクリアすることによりＶＰＵ３０をディス
エイブルする（ステップ８０４）。

ＶＥＮビット２１０をクリアすると、「ベクタープロセ
ッサディスエイブルド欠陥」に影響を及ぼすことなく現
在プロセスがベクター命令を実行することが防止される
。実際には、以下で詳細に述べるように、最終プロセス
に対するＶＰＵ３０の状態は、現在プロセスがベクター
命令を実行しない場合には現在プロセスの実行中に記憶
される必要がない。

次いで、現在プロセスのスカラー状態情報は、現在プロ
セスに対応するメモリ処理ユニット２０の位置からロー
ドされ（ステップ８０６）、次いで、現在プロセスが実
行を開始する（ステップ８０８）。現在プロセスのベク
ター状態は文脈スイッチング中にはロードされないので
、ＶＰＵ３０は、ベクター命令を実行するための最終プ
ロセスの状態情報を含んでいる。然し乍ら、ＶＰｔＪ３
０がディスエイブルされているので、この状態が現在プ
ロセスにアクセスすることはない。

第１７図は、プロセスが新たな命令を実行し始めるたび
に実行されるべき好ましいアルゴリズムのフローチャー
トである。第１７図に示されたステップは、５ＰＵ１５
において実行されるのが好ましい。

命令が特権命令であり（ステップ９００）そして５ＰＵ
１５が特権モードにない（ステップ９０２）場合には、
不法命令トラップが生じ（ステップ９０４）そして第１
７図に示されたアルゴリズムが完了する。不法命令トラ
ップを取り扱う手順は、特権命令を含むほとんどの各デ
ータ処理システムに共通であり、当業者によく知られて
いる。

命令が特権命令であり（ステップ９００）そして５ＰＵ
１５が特権モードにある（ステップ９０２）場合には、
その命令が実１行される（ステップ９０５）。

命令が特権命令でなく（ステップ９００）そしてベクタ
ー命令でない（ステップ９０８）場合には、５ＰＵ１５
がその命令を実行する（ステップ９１０）。然し乍ら、
命令がベクター命令である（ステップ９０８）場合には
、制御論理ユニット４０のマイクロコードがＶＰＳＲ２
００（７）ＶＥＮビット２１０をテストする（ステップ
９１２）。

ＶＥＮ２１０がセットされて、ＶＰＵ３０がイネーブル
されたことを指示する場合には、ＶＰＵ３０がその命令
を実行する（ステップ９１４）。

ＶＥＮビット２１０がセットされない（ステツブ９１２
）場合は、「ベクタープロセッサディスエイブルド欠陥
」が生じる（ステップ９１６）。

上記したように、現在プロセスがまだベクター命令を実
行しないとき或いは演算例外条件が生じた場合には、Ｖ
ＥＮビット２１０はセットされない。

ＶＥＮビット２１０がセットされないときに現在プロセ
スがベクター命令を実行しようとする場合には、システ
ムは、現在プロセスのベクター状態がメモリヘスイッチ
されることと、現在プロセスのベクター命令が実行され
る前に例外条件が処理されることとを確保しなければな
らない。

第１８図は、第１７図のステップ９１６に示されたよう
なｒベクタープロセッサディスエイブルド欠陥」を処理
するための好ましいアルゴリズムのフローチャートであ
る。このアルゴリズムの目的は３つある。即ち、（１）
ベクター例外条件を処理すること、（２）ベクター命令
を最後に実行したプロセスからの全てのＶＰＵ３０状態
情報を記憶すること、及び（３）現在プロセスに対しＶ
ＰＵ３０の状態情報を検索することである。上記（２）
及び（３）は、現在プロセスがＶＰＵ３０を最後に用い
たプロセスと同じである場合には必要でない。前記の（
１）は、例外条件が保留中であるときのみ必要である。

然し乍ら、上記項目（１）、（２）及び（３）は、現在
実行しているプロセスがベクター命令を実行する前に全
て完了されねばならない。

「ベクタープロセッサディスエイブルド欠陥」動作の第
１ステツプは、現在プロセス及び最終プロセスの識別子
に対して指定されたメモリ位置に記憶されたプロセス識
別番号を比較することにより、現在プロセスがベクター
命令を実行するためにＶＰＵ３０を使用した最後のプロ
セスでもあるかどうかを判断することである（ステップ
１ＯＯＯ）。或いは又、この動作は、５ＰＵ１５に設け
られた特殊なハードウェアレジスタによって行なうこと
もできる。ステップｔ　ｏｏｏの判断が［イエス」であ
る場合には、ＶＰＵ３０に対する状態情報を更新するこ
とは不要である。ステップ１０００の判断が「イエス」
である場合には、保留中の演算又はメモリ管理例外条件
があるかどうかの判断が行なわれる（ステップ１００２
）。上記したように、公知のシステムとは異なり、デー
タ処理システム１０は、例外が生じたときにそれを処理
するのではなく、ＶＰＵ３０が次に使用されるときにそ
れを処理する。これは、ＶＰＵ３０がそのベクター状態
情報をセーブしそして現在プロセスに対するベクター状
態情報を検索するのと同時である。例外条件の存在は、
ＶＰＳＲ２００のＰＭＦビット２６０（メモリ管理例外
）及びＡＥＸビット２７０（演算例外）を５ＰＵ１５が
検査することによって判断される。

保留中の演算例外がある場合には、ＡＥＸビット２７０
がクリアされ（ステップ１００３）そしてデータ処理分
野の当業者に知られた手順に従って例外に適したやり方
で例外が処理される（ステップ１００４）　、保留中の
演算例外状態がない場合には（ステップ１００２）、最
後の［ベクタープロセッサディスエイブルド欠陥Ｊ以来
に文脈スイッチが生じたかどうか判断することが必要で
ある。現在プロセスがＶＰＵ３０を最後に用いたプロセ
スと同じであり（ステップ１０００）、それ故、ＶＰｔ
Ｊ３０のベクター状態情報をセーブ又は復帰する必要が
ない場合には、通常のスカラー処理によって作用される
ＶＰｔＪ３０のレジスタを更新することが必要である。

例えば、ＶＰＵ３０が５ＰＵ１５に配置されたメモリ管
理レジスタのコピーを含む場合には、ＶＰＵ３０のレジ
スタがそれらの内容を５ＰＵ１５のレジスタの内容と合
致させるために各文脈スイッチの後に更新されねばなら
ない。

次いで、ＶＰＵ３０は、ＶＥＮビット２１０をセットす
ることによりイネーブルされる（ステップ１０１０）、
次いで、第１７図の命令デコードアルゴリズムのステッ
プＢに制御が復帰しくステップ１０１２）、現在プロセ
スが新たな命令の実行を開始する。

現在プロセスがＶＰｔＪ３０を最後に使用したプロセス
と同じでない場合には（ステップ１０００）、多数のス
テップが生じる。５ＰＵ１５は、先ず、ＶＰＵ３０がベ
クター命令を実行しなくなるまで待機する（ステップ１
０１４）。この非ビジー状態は、ＶＰＳＲ２００のＢＳ
Ｙビット２９０の０値によって指示される。第２に、保
留中の演算例外が存在するかどうか判断される（ステッ
プ１０１６）　。ＶＰＳＲ２００（７）ＡＥＸビット２
７０がセットされて、保留演算例外の存在を指示する場
合には、ＶＡＥＲ３００に含まれた演算例外状態がセー
ブされ、ＶＰＵ３０を用いる最後のプロセスについての
演算例外の存在がその後の処理のために注目される（ス
テップｌ　Ｏ１８）。このような例外の表示は、ＶＰＵ
３０を用いる最後のプロセスに関連したソフトウェアフ
ラグによって達成される。

次のステップは、保留中の非同期メモリ管理例外が存在
するかどうか判断することである（ステップ１０２０）
。好ましくは、このような例外の存在がＶＰＳＲ２００
のＭＦビット２５０の１の値によって指示された場合に
は、ＶＰＵ３０を使用する最後のプロセスに関連したソ
フトウェアフラグがセットされ、そのプロセスに対して
実行特定ベクター情報がセーブされる（ステップ１０２
２）。

次いで、ＶＰＵ３０は、ＶＰＳＲ２００のＶＥＮビット
２１０をセットすることによってイネーブルされそして
ＶＰＵ３０は、ＶＰＳＲ３００のＲ３Ｔビット２００を
セットすることによってリセットされる（ステップ１０
２４）。現在プロセスは、ＶＰＵ３０を最後に用いたプ
ロセスと同じではないから（ステップ１０００）、ＶＰ
Ｕ３０の状態情報を更新しなければならない。これは２
つのステップで行なわれる。先ず、第１に、ＶＰＵ３０
の状態情報は、ＶＰＵ３０を最後に使用したプロセスに
対応するメモリ処理ユニット２０の領域に記憶される（
ステップ１０２６）。仮想アドレス及びメモリ保護機能
を実行するために５ＰＵ１５にメモリ管理レジスタが設
けられていると共にＶＰＵ３０に対応するメモリ管理レ
ジスタが設けられている。この場合、ＶＰＵ３０のメモ
リ管理レジスタは、５ＰＵ１５の対応するメモリ管理レ
ジスタに合致させるために更新する必要がある。次いで
、現在プロセスに対するＶＰＵ３０の状態情報が現在プ
ロセスに対応するメモリ処理ユニット２０の領域から検
索され、ＶＰＵ３０のベクターレジスタに記憶される（
ステップ１０２７）と共に、現在プロセスの識別番号が
メモリ位置に記憶されるか又は最後のベクタープロセス
を識別するために指定された特殊なハードウェアレジス
タに記憶される。

次いで、現在プロセスに関連したソフトウェアフラグを
チェックし、現在プロセスに対して保留中の非同期メモ
リ管理例外があるかどうが判断される（ステップ１０２
８）。このような保留中の例外が存在する場合には、現
在プロセスに対するソフトウェアフラグがクリアされ、
非同期メモリ管理例外時のベクター状態が復帰される（
ステップ１０３０）。これは、ＶＰＵ３０のレジスタに
ついて前記したように、セーブされたベクター状態情報
のアドレスをＶＳＡＲ４００に書き込みそしてＶＰＳＲ
３００のＲＬＤビット２４０及びＶＥＮビット２１０を
セットすることにより達成される。

次いで、現在プロセスに関連したソフトウェアフラグを
チェックし、現在プロセスに対して保留中の演算例外が
あるかどうか判断される（ステップ１０３２）。このよ
うな保留中の例外が存在する場合には、ＶＰＳＲ３００
のビットＶＥＮ２１０がクリアされ、ＶＰＵ３０をディ
スエイブルし、ステップｌ　００４と同様に、データ処
理の分野の当業者に知られたやり方で、演算例外が処理
される（ステップ１０３４）・ 第１８図の「ベクタープロセッサディスエイブルド欠陥
」取り扱いアルゴリズムが完了したときには（ステップ
１０３６）、第１７図の命令デコードアルゴリズムのス
テップＢに制御が復帰し、現在プロセスが新たな命令の
実行を開始する。

従って、ベクタープロセッサにとって経費のかきる動作
である文脈スイッチングが著しく簡単化される。このよ
うなスイッチングに伴うオーバーヘッドは、もはや必要
でなくなるまで遅延される。

本発明のデータ処理システム及び方法においてそしてこ
のシステムの構造において本発明の精神又は範囲から逸
脱せずに種々の変更や修正がなされ得ることが当業者に
明らかであろう。当業者であれば本発明の実施例から別
の実施例が明らかであろう。上記の説明は、本発明を例
示するものであって、本発明の真の、精神及び範囲は特
許請求の範囲に規定されるものとする。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明によるデータ処理システムの好ましい
実施例を示す図、 第２図は、第１図に示されたベクター処理ユニットの好
ましい実施例の幾つかの部分を示すブロック図、 第３図は、第２図に示すベクター制御論理回路の好まし
い実施例の幾つかの部分を示すブロック図、 第４図は、第１図に示すデータ処理システムに用いるこ
とのできるベクター命令ワードの種々のフォーマットを
示す図、 第５図は、第４図に示されたベクター命令ワードに関連
したベクター制御ワードを示す図、第６図は、第４図に
示されたベクター命令ワードのＦＬＡＧフィールドを示
す図、 第７図は、本発明によるデータ処理システムに用いるこ
とのできるスカラー命令ワードの１つのフォーマットを
示す図、 第８図は、ベクター命令を処理する間の種々のレジスタ
及びベクター制御ワードフィールドの内容を示す図、 第９図は、命令デコーダの好ましい実施例を示す図、 第１０図は、ベクター命令をデコードするときに実行さ
れる動作を示すフローチャート、第１１図は、第１図及
び第２図に示されたベクター処理ユニットのベクタープ
ロセッサ状態レジスタを示す図、 第１２図は、第１図及び第２図に示すベクター処理ユニ
ットのベクター演算例外レジスタを示す図、 第１３図は、第１図及び第２図に示すベクター処理ユニ
ットのベクター状態アドレスレジスタを示す図、 第１４図は、第１図及び第２図に示すベクター処可ユニ
ットによって発生されたメモリ管理欠陥スタックフレー
ムを示す図、 第１５図は、第１図に示すデータ処理システムのベクタ
ー処理ユニットがメモリ管理例外を受けたときにこのシ
ステムによって行なわれる好ましい手順を示すフローチ
ャート、 第１６図は、文脈スイッチング中に第１図のデータ処理
システムによって行なわれる好ましいて順を示すフロー
チャート、 第１７図は、第９図の命令デコーダにより命令デコード
のために実行される好ましいて順を示すフローチャート
、そして 第１８図は、第１７図に示された手順において「ベクタ
ープロセッサディスニーｒブルド欠陥」セットを処理す
る際に第１図のデータ処理システムによって行なわれる
好ましいて順を示すフローチャートである。 １０・・・データ処理システム １５・・・スカラー処理ユニット（ｓｐｕ）２０・・・
メモリ処理ユニット ２５・・・命令処理ユニット（ＩＰＵ）３Ｑ・二・ベク
ター処理ユニット（ＶＰＵ）３５・・・ベクターレジス
タファイル ４０・・・制御論理ユニット ５０・・・命令パーサ ６０・・・制御論理回路 ７０・・・ベクター乗算器 ８０・・・ベクター加算器 ９０・・・マスクユニット １０３・・・制御ワードデコーダエレメント１０４・・
・ディスバッチ形式論理回路１０５・・・制御ワード形
式論理回路 １０６・・・ＯＰコードデコード論理回路１０７・・・
発行判断論理回路 ｌＯ８，１０９，１１０・・・アドレス発生器１１５　
　・　・ １１６　　・　・ １４０　　・　・ １５０　　・　・ １５２　　・　・ １６０　　・　・ １６２　　・　・ １６３、１ 指定子 １７０・・ １７２・・ １７４・・ １８２・・ １９０・・ １９２・・ ・命令バッファ ・マルチプレクサ ・ベクター制御ワード指定子 ・ＯＰコードフィールド ・オペランドポインタ部分 ５８・・・オペランド指定子 ・ベクター制御ワード ・フラグフィールド ６４．１６５・・・ベクターレジスタ ・マスク動作イネーブルフラグ ・一致真／偽フラグ ・例外イネーブルフラグ ・ベクター長さレジスタ ・ベクター結果 ・行き先レジスタ 図面Ｏ浄書を内容；：二三；−） 第４０図 ４ｂｉｔｓ ｂｉｔｓ ｂｉｔ３ ｂｉｔ３ 印刷 蒙Ｌ ↓ 第 図 命命の処理 ベクター演算例外し・ンスタ（ＶＡ　Ｅ　Ｒ）第１２図 メモリ管理欠陥スタックフレーム 第１４図 命令デフ−Ｆ 第　１７　　図

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. （１）複数のプロセスの部分を順次交互に実行するマル
   チタスクデータ処理システムであって、上記プロセスは
   一連の命令より成り、上記データ処理システムによって
   現在実行されている上記複数のプロセスの１つが現在プ
   ロセスを呼び出すようにされたデータ処理システムにお
   いて、 上記プロセスに各々対応する複数の部分を有するメモリ
   と、 スカラー命令を実行するためのスカラー処理手段と、 上記プロセスにおけるベクター命令を実行するためのベ
   クター処理手段であって、このベクター処理手段の実行
   状態を示す状態情報を記憶するためのベクター状態手段
   を含むようなベクター処理手段と、 スカラー命令及びベクター命令を識別して、各々上記ス
   カラー処理手段及びベクター処理手段へ供給する命令デ
   コード手段と、 上記現在プロセスが上記ベクター命令の１つを実行しよ
   うとするときにこれを確認するためのベクター命令識別
   手段と、 上記ベクター処理手段がベクター命令を最も最近に実行
   したところの上記プロセスの１つを最終ベクターユーザ
   プロセスとして識別するための最終ユーザ指示手段と、 上記ベクター命令識別手段及び上記最終ユーザ指示手段
   に応答し、上記現在プロセスがベクター命令を実行しよ
   うとすること及び上記最終ベクターユーザプロセスが上
   記現在プロセスと異なることの両方を上記ベクター命令
   識別手段が確認したときに上記データ処理システムが上
   記ベクター状態情報を上記最終ベクターユーザプロセス
   に対応する位置の１つにおいて上記メモリに記憶するよ
   うにさせるセーブ手段とを具備することを特徴とするデ
   ータ処理システム。
2. （２）上記セーブ手段に応答し、上記データ処理システ
   ムが上記現在プロセスに対応する上記メモリの部分から
   の内容を上記ベクター状態手段に記憶するようにさせる
   復帰手段を更に備えた請求項１に記載のデータ処理シス
   テム。
3. （３）上記データ処理システムが上記複数のプロセスの
   うちの新たなプロセスを実行し始めるときにこれを確認
   するための文脈スイッチング手段を更に備えた請求項１
   に記載のデータ処理システム。
4. （４）上記データ処理手段は、このデータ処理手段が上
   記複数のプロセスのうちの新たなプロセスを実行し始め
   る前に上記スカラー処理手段に影響を及ぼすことなく上
   記ベクター処理手段をディスエイブルするためのベクタ
   ーディスエイブル手段を備えており、そして 上記ベクター命令識別手段は、上記ベクター処理手段が
   ディスエイブルされるかどうかを調べるべく上記ベクタ
   ー処理手段をチェックするための手段を備えている請求
   項１に記載のデータ処理手段。
5. （５）上記プロセスにおけるスカラー命令を実行するた
   めのスカラー処理手段であって、このスカラー処理手段
   の実行状態を示すスカラー状態情報を記憶するスカラー
   状態手段を含んでいるようなスカラー処理手段と、 上記データ処理システムが現在プロセスの実行を終了す
   るときに上記データ処理システムが上記スカラー状態情
   報を現在プロセスに対応する上記部分の１つにおいて上
   記メモリに記憶するようにさせるスカラーセーブ手段と
   を更に備えている請求項３に記載のデータ処理システム
   。
6. （６）上記スカラースレーブ手段に応答して、実行され
   ようとする新たなプロセスの１つに対応する上記メモリ
   の部分に記憶された新たなスカラー状態情報を上記デー
   タ処理システムが上記スカラー状態手段に記憶するよう
   にさせるスカラー復帰手段を更に備えている請求項５に
   記載のデータ処理システム。
7. （７）ベクター命令を含む複数のプロセスの部分を交互
   に実行するマルチタスクデータ処理システムを管理する
   方法であって、現在実行されている上記複数のプロセス
   の１つが現在プロセスを呼び出すようにし、上記データ
   処理システムは、上記ベクター命令の実行と同時にスカ
   ラー命令も実行する個別のベクタープロセッサを含んで
   おり、上記方法は、 ａ）ベクター命令を最も最近に実行した最後のベクター
   プロセスに対する上記ベクタープロセッサの実行状態を
   示すベクター状態情報を上記ベクタープロセッサに記憶
   し、 ｂ）次のベクター命令を実行するまでスカラー命令を実
   行し続け、 ｃ）最後のベクタープロセスに対するベクター状態情報
   をメモリに記憶し、そして次のベクター命令を実行すべ
   きときに現在プロセスが最後のベクタープロセスと同じ
   でない場合には上記現在プロセスに対するベクター状態
   情報を上記ベクタープロセッサに検索することを特徴と
   する方法。
8. （８）更に、 ａ）最後のベクタープロセスが保留されたときにベクタ
   ープロセッサをディスエイブルし、ｂ）次のベクター命
   令を実行すべきときにディスエイブルされたベクタープ
   ロセッサを欠陥とみなし、 ｃ）最後のベクタープロセスのベクター状態をセーブし
   、そして現在プロセスが最後のベクタープロセスと同じ
   でない場合に現在プロセスのベクター状態を復帰し、そ
   して ｄ）ベクタープロセッサをイネーブルし、ベクター命令
   を再び試みて、ディスエイブルされたベクタープロセッ
   サを欠陥とする段階を更に備えた請求項７に記載の方法
   。
9. （９）上記データ処理システムは、更に、スカラープロ
   セッサを備えていると共に、上記現在プロセスに対する
   上記スカラープロセッサの実行状態を示す記憶されたス
   カラー状態情報を含み、上記方法は、 ａ）新たなプロセスが開始されたときに上記記憶された
   スカラー状態情報を上記メモリにセーブし、そして ｂ）このセーブされたスカラー状態情報を上記メモリか
   ら復帰し、上記セーブされたスカラー状態情報は上記新
   たなプロセスの実行状態を示す請求項７に記載の方法。