JPH03233630A - 情報処理装置 - Google Patents
情報処理装置Info
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- JPH03233630A JPH03233630A JP2030130A JP3013090A JPH03233630A JP H03233630 A JPH03233630 A JP H03233630A JP 2030130 A JP2030130 A JP 2030130A JP 3013090 A JP3013090 A JP 3013090A JP H03233630 A JPH03233630 A JP H03233630A
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- program
- memory
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/30—Arrangements for executing machine instructions, e.g. instruction decode
- G06F9/38—Concurrent instruction execution, e.g. pipeline or look ahead
- G06F9/3824—Operand accessing
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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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。
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、制御記憶上のマイクロプログラムで実現され
る第１種の命令と、この第１種の命令で構成される命令
プログラムにより実現される第２種の命令とからなるソ
フトウェアフログラムを実行する情報処理装置に関する
。
る第１種の命令と、この第１種の命令で構成される命令
プログラムにより実現される第２種の命令とからなるソ
フトウェアフログラムを実行する情報処理装置に関する
。
従来、情報処理装置では、処理性能の向上をはかるため
に、マイクロプログラムを構成するマイクロ命令が１ス
テツプで実行する機能を多くし、並列処理性を高めたビ
ット構成の大きないわゆる水平型マイクロ命令化が顕著
である。特に基本演算命令など使用頻度の高いものにつ
いては、上記の水平型マイクロ命令の特徴が最大限に生
かせるようにハードウェアの描込も最適化されるので、
マイクロプロクラムチップ数はきわめて少なく実現され
る。しかし、他の多くの命令、例えば各種制御命令や主
記憶上でのデータ操作を繰返すようなリスト処理命令な
どではシーケンシャルな処理が多く、このような機能に
対して高度に水平化されたマイクロ命令を使用しても、
ｌステ、７プで実行する機能の並列度が高くないのでマ
イクロ命令の未使用フィールドが多くなり、マイクロプ
ロクラムを格納する制御記憶のワード方向の利用効率が
悪いという欠点があるので、この欠点を克服するために
マイクロプログラムで実現される基本演算命令から構成
される命令プログラムにより、そのほかの各種制御命令
などを実現する方式がとられる。
に、マイクロプログラムを構成するマイクロ命令が１ス
テツプで実行する機能を多くし、並列処理性を高めたビ
ット構成の大きないわゆる水平型マイクロ命令化が顕著
である。特に基本演算命令など使用頻度の高いものにつ
いては、上記の水平型マイクロ命令の特徴が最大限に生
かせるようにハードウェアの描込も最適化されるので、
マイクロプロクラムチップ数はきわめて少なく実現され
る。しかし、他の多くの命令、例えば各種制御命令や主
記憶上でのデータ操作を繰返すようなリスト処理命令な
どではシーケンシャルな処理が多く、このような機能に
対して高度に水平化されたマイクロ命令を使用しても、
ｌステ、７プで実行する機能の並列度が高くないのでマ
イクロ命令の未使用フィールドが多くなり、マイクロプ
ロクラムを格納する制御記憶のワード方向の利用効率が
悪いという欠点があるので、この欠点を克服するために
マイクロプログラムで実現される基本演算命令から構成
される命令プログラムにより、そのほかの各種制御命令
などを実現する方式がとられる。
第２図は、この方式を用いた従来の情報処理装置のブロ
ック図で、第２図の情報処理装置は主記憶１．命令フェ
ッチ回路２．命令解析用メモリ３、制御記憶回路４．演
算回路５．オペランドアクセス回路６から構成されてい
る。また主記憶１には所定の処理を行なうソフトウェア
プログラム１１と、第１種の命令で記述された複数の命
令プログラム群１２とソフトウェアプログラムのデータ
１３とが格納されている。制御記憶回路４にはマイクロ
プログラムが格納されており、制御記憶４１からマイク
ロ命令レジスタ４４に読出したマイクロ命令をデコーダ
４５でデコードした信号９９により、第１種の命令で定
義された機能を実現するため各種の演算処理を制御する
。
ック図で、第２図の情報処理装置は主記憶１．命令フェ
ッチ回路２．命令解析用メモリ３、制御記憶回路４．演
算回路５．オペランドアクセス回路６から構成されてい
る。また主記憶１には所定の処理を行なうソフトウェア
プログラム１１と、第１種の命令で記述された複数の命
令プログラム群１２とソフトウェアプログラムのデータ
１３とが格納されている。制御記憶回路４にはマイクロ
プログラムが格納されており、制御記憶４１からマイク
ロ命令レジスタ４４に読出したマイクロ命令をデコーダ
４５でデコードした信号９９により、第１種の命令で定
義された機能を実現するため各種の演算処理を制御する
。
さて、主記憶ｌ上のソフトウェアプログラム１１は命令
アドレスレジスタ２１に示されたアドレスによって主記
憶１から読出され、命令バッファレジスタ２２に格納さ
れる。命令の取出しはブリフェッチと称して、実際にそ
の命令を実行するタイミングには命令バッファレジスタ
２２に予め到着済みであるように先取りされているのが
一般的である。
アドレスレジスタ２１に示されたアドレスによって主記
憶１から読出され、命令バッファレジスタ２２に格納さ
れる。命令の取出しはブリフェッチと称して、実際にそ
の命令を実行するタイミングには命令バッファレジスタ
２２に予め到着済みであるように先取りされているのが
一般的である。
はじめに、第１種の命令、すなわち制御記憶上のマイク
ロプログラムで実現される命令について説明する。第１
種の命令は水平型マイクロ命令の並列処理の効果が十分
に発揮できる基本命令であり、一般にソフトウェアプロ
グラム１１に使用される頻度が格段に高いものである。
ロプログラムで実現される命令について説明する。第１
種の命令は水平型マイクロ命令の並列処理の効果が十分
に発揮できる基本命令であり、一般にソフトウェアプロ
グラム１１に使用される頻度が格段に高いものである。
命令バッファレジスタ２２に格納された命令の命令コー
ド部２２２は命令解析用メモリ３に供給されて、該当命
令の処理のマイクロプログラム制御に必要な初期値とし
て情報３１，３２．３３を読出してくる。
ド部２２２は命令解析用メモリ３に供給されて、該当命
令の処理のマイクロプログラム制御に必要な初期値とし
て情報３１，３２．３３を読出してくる。
情報３２はこの命令が第１種、第２種のいずれかを示す
情報であり、マイクロ命令シーケンサ４２に提供される
。第１種の命令であれは、マイクロ命令シーケンサ４２
は情報３１をこの命令の処理を実現するマイクロプログ
ラムの先頭番地とじて制御記憶４１の読圧しをおこない
、読出されたマイクロ命令は一旦マイクロ命令レジスタ
４４に格納された上でデコーダ４５に提供され、デコー
ダ４５によりデコードした出力信号により演算を制御す
る。なお、マイクロ命令レジスタ４４に格納されたマイ
クロ命令には、次のマイクロ命令を読出すアドレスの決
定方法や、あるいはアドレスそのものの情報が含まれて
おり、これらはマイクロ命令シーケンサ４２に供給され
て次のマイクロ命令を読出し、以下、逐次的に目的のマ
イクロプログラムを実行していく。
情報であり、マイクロ命令シーケンサ４２に提供される
。第１種の命令であれは、マイクロ命令シーケンサ４２
は情報３１をこの命令の処理を実現するマイクロプログ
ラムの先頭番地とじて制御記憶４１の読圧しをおこない
、読出されたマイクロ命令は一旦マイクロ命令レジスタ
４４に格納された上でデコーダ４５に提供され、デコー
ダ４５によりデコードした出力信号により演算を制御す
る。なお、マイクロ命令レジスタ４４に格納されたマイ
クロ命令には、次のマイクロ命令を読出すアドレスの決
定方法や、あるいはアドレスそのものの情報が含まれて
おり、これらはマイクロ命令シーケンサ４２に供給され
て次のマイクロ命令を読出し、以下、逐次的に目的のマ
イクロプログラムを実行していく。
次に第２種の命令、すなわち第１種の命令からなるソフ
トウェアプログラム１１で実現される命令について説明
する。第２種の命令はマイクロプログラムで実現しよう
とすると水平型マイクロ命令の並列処理の効果がそれほ
ど発揮できないものであり、むしろ垂直型のマイクロ命
令に近い使い方になるものである。第２種の命令である
ことが命令解析用メモリ３の出力情報３２によってマイ
クロ命令シーケンサ４２に伝えられると、制御記憶４１
からのマイクロ命令レジスタ４４へのマイクロ命令の読
出しは停止し、マイクロ命令レジスタ４４にはＮＯＰ
（ノーオペレーション）のマイクロ命令が格納されて演
算動作が一時中断される。
トウェアプログラム１１で実現される命令について説明
する。第２種の命令はマイクロプログラムで実現しよう
とすると水平型マイクロ命令の並列処理の効果がそれほ
ど発揮できないものであり、むしろ垂直型のマイクロ命
令に近い使い方になるものである。第２種の命令である
ことが命令解析用メモリ３の出力情報３２によってマイ
クロ命令シーケンサ４２に伝えられると、制御記憶４１
からのマイクロ命令レジスタ４４へのマイクロ命令の読
出しは停止し、マイクロ命令レジスタ４４にはＮＯＰ
（ノーオペレーション）のマイクロ命令が格納されて演
算動作が一時中断される。
同時に情報３２は分岐アドレス生成回路２３に提供され
ており、第２種の命令であれば、情報３３をその命令の
処理をする命令プログラムの開始番地として命令アドレ
スレジスタ２１に格納し、同時にこのアドレスによって
主記憶１の命令プログラム群から命令プログラムを読出
す動作を起動し、この命令プログラムの第１命令が命令
バッファレジスタ２２に格納される。さらに情報３２は
、はじめの第２種の命令の命令カウンタ（命令のアドレ
ス）２５の値を命令カウンタ待避レジスタ２６へ格納す
ることを指示する。
ており、第２種の命令であれば、情報３３をその命令の
処理をする命令プログラムの開始番地として命令アドレ
スレジスタ２１に格納し、同時にこのアドレスによって
主記憶１の命令プログラム群から命令プログラムを読出
す動作を起動し、この命令プログラムの第１命令が命令
バッファレジスタ２２に格納される。さらに情報３２は
、はじめの第２種の命令の命令カウンタ（命令のアドレ
ス）２５の値を命令カウンタ待避レジスタ２６へ格納す
ることを指示する。
ここで第３図のプロクラム例を参照すると、この図では
第１種の命令をＡ１、第２種の命令をＢｉで示している
。上述のここまでの説明で、第２種の命令Ｂ１によって
、これを実行するための命令プログラムＡａ→Ａｂ→Ａ
ｃ→Ａｄの最初の命令Ａａが命令バッファ２２に格納さ
れていることになる。Ａａは第１種の命令であるので、
さきに第２図を参照しながら説明した通りに制御記憶４
１上のマイクロプログラムによって実現され、以下Ａｂ
−＋Ａｃも同様に実現される。Ａｄは第１種の命令であ
るが、第２種の命令Ｂ１を実現するための命令プログラ
ムの最後の命令であり、元のソフトウェアプログラムシ
ーケンス上でＢ１の次の命令Ａ、に戻るための役割を果
たす。
第１種の命令をＡ１、第２種の命令をＢｉで示している
。上述のここまでの説明で、第２種の命令Ｂ１によって
、これを実行するための命令プログラムＡａ→Ａｂ→Ａ
ｃ→Ａｄの最初の命令Ａａが命令バッファ２２に格納さ
れていることになる。Ａａは第１種の命令であるので、
さきに第２図を参照しながら説明した通りに制御記憶４
１上のマイクロプログラムによって実現され、以下Ａｂ
−＋Ａｃも同様に実現される。Ａｄは第１種の命令であ
るが、第２種の命令Ｂ１を実現するための命令プログラ
ムの最後の命令であり、元のソフトウェアプログラムシ
ーケンス上でＢ１の次の命令Ａ、に戻るための役割を果
たす。
ここで再び第２図を参照しながら命令Ａｄの動作を説明
する。命令Ａｄは命令カウンタ待避レジスタ２６に保存
される番地をベースにした相対分岐命令として定義され
る。命令カウンタ待避レジスタ２６には第３図の命令Ｂ
、の命令カウンタ値が保存されているので、相対分岐命
令の変位として命令Ｂ１の命令語長を設定することによ
り、分岐アドレス生成回路２３において命令シーケンス
上の命令Ｂ１の次の命令、すなわち命令Ａ、の命令アド
レスが生成されて命令アドレスレジスタ２１に格納され
、同時にこのアドレスによって主記憶１のソフトウェア
フログラム１１から命令を読みだす動作を起動し、この
命令が命令バ、７フアレジスタ２２に格納される。命令
Ａ３は第１種の命令であるので、さきに説明したように
制御記憶４１上のマイクロプログラムによって実現され
、以下、逐次的にソフトウェアプロクラムｌｌ上の命令
を実行していく。
する。命令Ａｄは命令カウンタ待避レジスタ２６に保存
される番地をベースにした相対分岐命令として定義され
る。命令カウンタ待避レジスタ２６には第３図の命令Ｂ
、の命令カウンタ値が保存されているので、相対分岐命
令の変位として命令Ｂ１の命令語長を設定することによ
り、分岐アドレス生成回路２３において命令シーケンス
上の命令Ｂ１の次の命令、すなわち命令Ａ、の命令アド
レスが生成されて命令アドレスレジスタ２１に格納され
、同時にこのアドレスによって主記憶１のソフトウェア
フログラム１１から命令を読みだす動作を起動し、この
命令が命令バ、７フアレジスタ２２に格納される。命令
Ａ３は第１種の命令であるので、さきに説明したように
制御記憶４１上のマイクロプログラムによって実現され
、以下、逐次的にソフトウェアプロクラムｌｌ上の命令
を実行していく。
次に、第２図の従来装置によるオペランドアクセスにつ
いて説明する。命令バッファレジスタ２２に格納された
命令語のオペランド部２２１は論理アドレス生成回路２
′７に送られる。論理アドレス生成回路２７は命令語の
オペランＦ’２２１により指定されるベースアドレスと
インチ、７クスとディスプレースメントとの加算を行い
、その結果である論理アドレスをオペランドアクセス回
路６中のアドレス変換部６１に供給する。一方、メモリ
アクセスモードレジスタ６３はデコーダ４５の出力によ
りセット、リセットされるレジスタでマイクロ命令によ
り制御される。アドレス変換部６１はメモリアクセスモ
ードレジスタ６３により指定されるメモリアクセスモー
ドに従い、論理アドレス生成回路２７から供給される論
理アドレスを物理アドレスに変換しキャッシュメモリ６
２に供給スる。キャッシュメモリ６２はいわゆるＬＲＵ
により管理されている。アドレス変換部６１より指定さ
れた物理アドレスの示すソフトウェアプログラムのデー
タ１３がキャッシュメモリ６２中に存在する場合にはキ
ャッシュメモリ６２の内容が直接演算回路５に供給され
る。アドレス変換部６１により指定された物理アドレス
のデータ１３がキャッシュメモリ６２中に存在しない場
合には主記憶１に物理アドレスを送り、読出したデータ
１３をキャッシュメモリ６２経由で演算回路５に供給す
る。
いて説明する。命令バッファレジスタ２２に格納された
命令語のオペランド部２２１は論理アドレス生成回路２
′７に送られる。論理アドレス生成回路２７は命令語の
オペランＦ’２２１により指定されるベースアドレスと
インチ、７クスとディスプレースメントとの加算を行い
、その結果である論理アドレスをオペランドアクセス回
路６中のアドレス変換部６１に供給する。一方、メモリ
アクセスモードレジスタ６３はデコーダ４５の出力によ
りセット、リセットされるレジスタでマイクロ命令によ
り制御される。アドレス変換部６１はメモリアクセスモ
ードレジスタ６３により指定されるメモリアクセスモー
ドに従い、論理アドレス生成回路２７から供給される論
理アドレスを物理アドレスに変換しキャッシュメモリ６
２に供給スる。キャッシュメモリ６２はいわゆるＬＲＵ
により管理されている。アドレス変換部６１より指定さ
れた物理アドレスの示すソフトウェアプログラムのデー
タ１３がキャッシュメモリ６２中に存在する場合にはキ
ャッシュメモリ６２の内容が直接演算回路５に供給され
る。アドレス変換部６１により指定された物理アドレス
のデータ１３がキャッシュメモリ６２中に存在しない場
合には主記憶１に物理アドレスを送り、読出したデータ
１３をキャッシュメモリ６２経由で演算回路５に供給す
る。
なお、メモリアクセスモードレジスタ６３によす規定さ
れるメモリアクセスモードの代表例として、セグメント
モードと物理アドレスモードがある。セグメントモード
の場合は、上述のようにアドレス変換部６１は論理アド
レス生成回路２７から供給されるアドレスを論理アドレ
スとして物理アドレスに変換し、キャッシュメモリ６２
に供給する。一方物理アドレスモードの場合には論理ア
ドレス生成回路２７から供給されるアドレスを物理アド
レスとして、そのまま変換せずにキャッシュメモリ６２
に供給する。このことにより論理、物理アドレス変換を
介さずに直接ソフトウェアにより指定した物理アドレス
で主記憶ｌ中のテークをアクセスできる。メモリアクセ
スモードレジスタ６３はマイクロ命令により制御できる
ので、メモリアクセスモードレジスタ６３を更新スるソ
フトウェア命令を設けることも可能である。
れるメモリアクセスモードの代表例として、セグメント
モードと物理アドレスモードがある。セグメントモード
の場合は、上述のようにアドレス変換部６１は論理アド
レス生成回路２７から供給されるアドレスを論理アドレ
スとして物理アドレスに変換し、キャッシュメモリ６２
に供給する。一方物理アドレスモードの場合には論理ア
ドレス生成回路２７から供給されるアドレスを物理アド
レスとして、そのまま変換せずにキャッシュメモリ６２
に供給する。このことにより論理、物理アドレス変換を
介さずに直接ソフトウェアにより指定した物理アドレス
で主記憶ｌ中のテークをアクセスできる。メモリアクセ
スモードレジスタ６３はマイクロ命令により制御できる
ので、メモリアクセスモードレジスタ６３を更新スるソ
フトウェア命令を設けることも可能である。
命令プログラム中でメモリアクセスを行う場合には、ソ
フトウェアからは保護された命令プログラム専用の作業
領域を物理アドレスモードでアクセスすることが一般的
である。このため上述した従来の情報処理装置において
は、命令プログラムに分岐する前の状態を保存するため
に、命令プログラムの開始時にメモリアクセスレジスタ
６３の値を読出して保存し、命令プログラム終了時に、
元の値をセットしなおす必要があり、このため命令プロ
グラム起動、終了処理のオーバーヘッドが大きいという
問題点を有している。
フトウェアからは保護された命令プログラム専用の作業
領域を物理アドレスモードでアクセスすることが一般的
である。このため上述した従来の情報処理装置において
は、命令プログラムに分岐する前の状態を保存するため
に、命令プログラムの開始時にメモリアクセスレジスタ
６３の値を読出して保存し、命令プログラム終了時に、
元の値をセットしなおす必要があり、このため命令プロ
グラム起動、終了処理のオーバーヘッドが大きいという
問題点を有している。
本発明の情報処理装置は、制御記憶上のマイクロプログ
ラムで実現される第１種の命令と、前記第１種の命令で
構成される命令プログラムにより実現される第２種の命
令とからなるソフトウェアプログラムを実行する情報処
理装置において、前記第１種および前記第２種の命令を
格納する主記憶と、前記主記憶から読出した前記第１種
および前記第２種の命令を保持する命令レジスタと、前
記命令レジスタに保持した命令の命令コードにより索引
して、この命令のマイクロプログラムまたは命令プログ
ラムの開始アドレスおよび前記第１種の命令と第２種の
命令との区別を示す情報を含む命令コードのテコーＦ情
報を格納する命令解析用メモリと、前記第２種の命令を
実現するための前記命令プログラムの開始によりセット
し前記命令プログラムの終了によりリセットされて命令
プログラム実行中であることを示すモードレジスタと、
メモリをアクセスする方法を規定しマイクロ命令により
更新可能なメモリアクセスモードレジスタと、前記モー
ドレジスタが命令プログラム実行中でないことを示す場
合には前記メモリアクセスモードレジスタにより規定さ
れるアクセスモードを、命令プログラム実行中であるこ
とを示す場合にはあらかじめ決められたアクセスモード
によりオペランドをフェッチするオペランドフェッチ部
とを有することにより構成される。
ラムで実現される第１種の命令と、前記第１種の命令で
構成される命令プログラムにより実現される第２種の命
令とからなるソフトウェアプログラムを実行する情報処
理装置において、前記第１種および前記第２種の命令を
格納する主記憶と、前記主記憶から読出した前記第１種
および前記第２種の命令を保持する命令レジスタと、前
記命令レジスタに保持した命令の命令コードにより索引
して、この命令のマイクロプログラムまたは命令プログ
ラムの開始アドレスおよび前記第１種の命令と第２種の
命令との区別を示す情報を含む命令コードのテコーＦ情
報を格納する命令解析用メモリと、前記第２種の命令を
実現するための前記命令プログラムの開始によりセット
し前記命令プログラムの終了によりリセットされて命令
プログラム実行中であることを示すモードレジスタと、
メモリをアクセスする方法を規定しマイクロ命令により
更新可能なメモリアクセスモードレジスタと、前記モー
ドレジスタが命令プログラム実行中でないことを示す場
合には前記メモリアクセスモードレジスタにより規定さ
れるアクセスモードを、命令プログラム実行中であるこ
とを示す場合にはあらかじめ決められたアクセスモード
によりオペランドをフェッチするオペランドフェッチ部
とを有することにより構成される。
次に、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。
。
第１図は本発明の一実施例のブロック図である。
第１図の本実施例は主記憶ｌ、命令フェッチ回路２、命
令解析用メモリ３．制御記憶回路４．演算回路５．オペ
ランドアクセス回路７から構成され、オペランドアクセ
ス回路７の他は第２図に示した従来の情報処理装置の各
ブロックと同じである。
令解析用メモリ３．制御記憶回路４．演算回路５．オペ
ランドアクセス回路７から構成され、オペランドアクセ
ス回路７の他は第２図に示した従来の情報処理装置の各
ブロックと同じである。
はじめに、第１種の命令、すなわち制御記憶上のマイク
ロプログラムで実現される命令について説明する。第１
種の命令は水平型マイクロ命令の並列処理の効果が十分
に発揮できる基本命令であり、一般にソフトウェアプロ
グラムに使用される頻度が格段に高いものである。命令
バッファレジスタ２２に格納された命令の命令コード部
２２２は命令解析用メモリ３に供給されて、該当命令の
処理のマイクロプログラム制御に必要な初期値として情
報３１，３２，３３を読出してくる。情報３２はこの命
令が第１種のときに°゛０”となり、第２種のときに“
１”となる情報であり、マイクロ命令シーケンサ４２に
提供される。第１種の命令であれば、マイクロ命令シー
ケンサ４２は情報３１をこの命令の処理を実現するマイ
クロプログラムの先頭番地として制御記憶４１の読圧し
をおこない、読出されたマイクロ命令は一旦マイクロ命
令レジスタ４４に格納された上で各演算回路に提供され
る。なお、このマイクロ命令には次のマイクロ命令を読
出すアドレスの決定方法や、あるいはアドレスそのもの
の情報が含まれており、これらはマイクロ命令シーケン
サ４２に供給されて次のマイクロ命令を読出し、以下、
逐次的に目的のマイクロプログラムを実行していく。
ロプログラムで実現される命令について説明する。第１
種の命令は水平型マイクロ命令の並列処理の効果が十分
に発揮できる基本命令であり、一般にソフトウェアプロ
グラムに使用される頻度が格段に高いものである。命令
バッファレジスタ２２に格納された命令の命令コード部
２２２は命令解析用メモリ３に供給されて、該当命令の
処理のマイクロプログラム制御に必要な初期値として情
報３１，３２，３３を読出してくる。情報３２はこの命
令が第１種のときに°゛０”となり、第２種のときに“
１”となる情報であり、マイクロ命令シーケンサ４２に
提供される。第１種の命令であれば、マイクロ命令シー
ケンサ４２は情報３１をこの命令の処理を実現するマイ
クロプログラムの先頭番地として制御記憶４１の読圧し
をおこない、読出されたマイクロ命令は一旦マイクロ命
令レジスタ４４に格納された上で各演算回路に提供され
る。なお、このマイクロ命令には次のマイクロ命令を読
出すアドレスの決定方法や、あるいはアドレスそのもの
の情報が含まれており、これらはマイクロ命令シーケン
サ４２に供給されて次のマイクロ命令を読出し、以下、
逐次的に目的のマイクロプログラムを実行していく。
次に第２種の命令、すなわち第１種の命令からなるソフ
トウェアプログラムで実現される命令について説明する
。第２種の命令はマイクロプログラムで実現しようとす
ると水平型マイクロ命令の並列処理の効果がそれほど発
揮できないものであり、むしろ垂直型のマイクロ命令に
近い使い方になるものである。第２種の命令であること
が命令解析用メモリ３の出力情報３２によってマイクロ
命令シーケンサ４２に伝えられると、制御記憶４１から
のマイクロ命令レジスタ４４へのマイクロ命令の読出し
は停止し、マイクロ命令レジスタ４４にはＮＯＰ （ノ
ーオペレーション）のマイクロ命令が格納されてマイク
ロ命令により制御される演算動作が一時中断される。同
時に情報３２は分岐アドレス生成回路２３に提供されて
おり、第２種の命令であれば情報３３をその命令の処理
をする命令プロクラムの開始番地として命令アドレスレ
ジスタ２１に格納し、同時にこのアドレスによって主記
憶［の命令プログラム群から命令プログラムを読出す動
作を起動し、この命令プログラムの第１命令が命令バッ
フ７レジスタ２２に格納される。さらに情報３２は、は
じめの第２種の命令の命令カウンタ（命令のアドレス）
２５の値を命令カウンタ待避レジスタ２６へ格納するこ
とを指示するとともに、モードレジスタ６４を“１′。
トウェアプログラムで実現される命令について説明する
。第２種の命令はマイクロプログラムで実現しようとす
ると水平型マイクロ命令の並列処理の効果がそれほど発
揮できないものであり、むしろ垂直型のマイクロ命令に
近い使い方になるものである。第２種の命令であること
が命令解析用メモリ３の出力情報３２によってマイクロ
命令シーケンサ４２に伝えられると、制御記憶４１から
のマイクロ命令レジスタ４４へのマイクロ命令の読出し
は停止し、マイクロ命令レジスタ４４にはＮＯＰ （ノ
ーオペレーション）のマイクロ命令が格納されてマイク
ロ命令により制御される演算動作が一時中断される。同
時に情報３２は分岐アドレス生成回路２３に提供されて
おり、第２種の命令であれば情報３３をその命令の処理
をする命令プロクラムの開始番地として命令アドレスレ
ジスタ２１に格納し、同時にこのアドレスによって主記
憶［の命令プログラム群から命令プログラムを読出す動
作を起動し、この命令プログラムの第１命令が命令バッ
フ７レジスタ２２に格納される。さらに情報３２は、は
じめの第２種の命令の命令カウンタ（命令のアドレス）
２５の値を命令カウンタ待避レジスタ２６へ格納するこ
とを指示するとともに、モードレジスタ６４を“１′。
にセットする。
ここで再び第３図のプログラム例を参照すると、この図
では第１種の命令をＡｉ、第２種の命令をＢｉで示して
いる。上述したここまでの説明で、第２種の命令Ｂ１に
よって、これを実行するための命令プログラムＡａ→Ａ
ｂ ＝ Ａ Ｃ−Ａ ｄの最初の命令Ａａが命令バッ
ファ２２に格納されていることになる。Ａａは第１種の
命令であるので、さきに第１図を参照しながら説明した
通りに制御記憶４１上のマイクロプログラムによって実
現され、以下Ａ ｂ ＝ Ａ ｃも同様に実現される。
では第１種の命令をＡｉ、第２種の命令をＢｉで示して
いる。上述したここまでの説明で、第２種の命令Ｂ１に
よって、これを実行するための命令プログラムＡａ→Ａ
ｂ ＝ Ａ Ｃ−Ａ ｄの最初の命令Ａａが命令バッ
ファ２２に格納されていることになる。Ａａは第１種の
命令であるので、さきに第１図を参照しながら説明した
通りに制御記憶４１上のマイクロプログラムによって実
現され、以下Ａ ｂ ＝ Ａ ｃも同様に実現される。
Ａｄは第１種の命令であるが、第２種の命令Ｂ１を実現
するだめの命令プログラムの最後の命令であり、元のソ
フトウェアプログラムシーケンス上でＢ１の次の命令Ａ
３に戻るための役割を果たす。
するだめの命令プログラムの最後の命令であり、元のソ
フトウェアプログラムシーケンス上でＢ１の次の命令Ａ
３に戻るための役割を果たす。
ここで再び第１図における命令Ａｄの動作を説明する。
命令Ａｄは命令カウンタ待避レジスタ２６に保存される
番地をベースにした相対分岐命令として定義される。ま
ず命令解析用メモリ３の出力３３によりモードレジスタ
６４が“０゛°にリセットされる。Ａｄは第１種の命令
であるのでさきに説明したように制御記憶４１上のマイ
クロプログラムによって命令カウンタ待避レジスタ２６
に保持された第３図の命令Ｂ１の命令カウンタ値に、相
対分岐命令の変位として命令Ｂ、の命令語長を加算する
ことにより分岐アドレス生成回路２３において命令シー
ケンス上命令の３１の次の命令すなわち、命令Ａ３の命
令アドレスが生成される。生成された命令アドレスは命
令アドレスレジスタ２１に格納され、同時にこのアドレ
スによって主記憶のソフトウェアプログラム１１から命
令を読出す動作を起動し、この命令が命令バッファレジ
スタ２２に格納される。以下、逐次的にソフトウェアプ
ログラムｌｌ上の命令を実行していく。本実施例では命
令解析用メモリ３の出力によりモードレジスタ６４のリ
セットを行なっているが、本発明はこれに限定すること
なく、例えばマイクロ命令によりモードレジスタ６４の
リセットを行なってもかまわない。
番地をベースにした相対分岐命令として定義される。ま
ず命令解析用メモリ３の出力３３によりモードレジスタ
６４が“０゛°にリセットされる。Ａｄは第１種の命令
であるのでさきに説明したように制御記憶４１上のマイ
クロプログラムによって命令カウンタ待避レジスタ２６
に保持された第３図の命令Ｂ１の命令カウンタ値に、相
対分岐命令の変位として命令Ｂ、の命令語長を加算する
ことにより分岐アドレス生成回路２３において命令シー
ケンス上命令の３１の次の命令すなわち、命令Ａ３の命
令アドレスが生成される。生成された命令アドレスは命
令アドレスレジスタ２１に格納され、同時にこのアドレ
スによって主記憶のソフトウェアプログラム１１から命
令を読出す動作を起動し、この命令が命令バッファレジ
スタ２２に格納される。以下、逐次的にソフトウェアプ
ログラムｌｌ上の命令を実行していく。本実施例では命
令解析用メモリ３の出力によりモードレジスタ６４のリ
セットを行なっているが、本発明はこれに限定すること
なく、例えばマイクロ命令によりモードレジスタ６４の
リセットを行なってもかまわない。
以上の説明は第２種の命令を実現するための命令プログ
ラムの実行開始と同時にモードレジスタ６４を“１”に
セットし、命令プログラムの実行終了を示す命令Ａｄの
実行時にモードレジスタ６４を“Ｏ”にリセットするこ
とを除き第２図の従来装置例の説明とまったく同じであ
る。
ラムの実行開始と同時にモードレジスタ６４を“１”に
セットし、命令プログラムの実行終了を示す命令Ａｄの
実行時にモードレジスタ６４を“Ｏ”にリセットするこ
とを除き第２図の従来装置例の説明とまったく同じであ
る。
次に本実施例によるオペランドアクセスについて説明す
る。命令バッファレジスタ２２に格納された命令語のオ
ペランド部２２１は論理アドレス生成回路２７に送られ
る。論理アドレス生成回路２７は命令語のオペランド部
２２１により指定されるベースアドレスとインデックス
とディスプレースメントとの加算を行い、その結果であ
る論理アドレスをオペランドアクセス回路７中のアドレ
ス変換部６１に供給する。アドレス変換部６１はセレク
タ６６の出力により指定されるメモリアクセスモードに
従い、論理アドレス生成回路２７から供給される論理ア
ドレスを物理アドレスに変換しキャッシュメモリ６２に
供給する。キャッシュメモリ６２はいわゆるＬＲＵによ
り管理されている。アドレス変換部６１により指定され
た物理アドレスのソフトウェアプログラムのデータ１３
がキャッシュメモリ６２中に存在する場合にはキャッシ
ュメモリ６２の内容が直接演算回路５に供給される。ア
ドレス変換部６１により指定さｈた物理アドレスのデー
タ１３がキャッシュメモリ６２中に存在しない場合には
主記憶１に物理アドレスを送り、読出したデータ１３を
キャッシュメモリ６２経由で演算回路５に供給する。
る。命令バッファレジスタ２２に格納された命令語のオ
ペランド部２２１は論理アドレス生成回路２７に送られ
る。論理アドレス生成回路２７は命令語のオペランド部
２２１により指定されるベースアドレスとインデックス
とディスプレースメントとの加算を行い、その結果であ
る論理アドレスをオペランドアクセス回路７中のアドレ
ス変換部６１に供給する。アドレス変換部６１はセレク
タ６６の出力により指定されるメモリアクセスモードに
従い、論理アドレス生成回路２７から供給される論理ア
ドレスを物理アドレスに変換しキャッシュメモリ６２に
供給する。キャッシュメモリ６２はいわゆるＬＲＵによ
り管理されている。アドレス変換部６１により指定され
た物理アドレスのソフトウェアプログラムのデータ１３
がキャッシュメモリ６２中に存在する場合にはキャッシ
ュメモリ６２の内容が直接演算回路５に供給される。ア
ドレス変換部６１により指定さｈた物理アドレスのデー
タ１３がキャッシュメモリ６２中に存在しない場合には
主記憶１に物理アドレスを送り、読出したデータ１３を
キャッシュメモリ６２経由で演算回路５に供給する。
次にセレクタ６６の制御について説明する。まず、命令
プロクラム実行中でない場合について説明する。その場
合にモードレジスタ６４がＩＩ Ｏ１１を保持するのは
既に説明した通りである。モードレジスタ６４が“０パ
を保持することによりセレクタ６６はメモリアクセスモ
ードレジスタ６３を選択して出力する。メモリアクセス
モードレジスタ６３はデコーダ４５の出力によりセット
、リセットされるレジスタでマイクロ命令により制御さ
れる。メモリアクセスモードレジスタ６３により規定さ
れるメモリアクセスモードの代表例としてセグメントモ
ードと物理アドレスモードがある。
プロクラム実行中でない場合について説明する。その場
合にモードレジスタ６４がＩＩ Ｏ１１を保持するのは
既に説明した通りである。モードレジスタ６４が“０パ
を保持することによりセレクタ６６はメモリアクセスモ
ードレジスタ６３を選択して出力する。メモリアクセス
モードレジスタ６３はデコーダ４５の出力によりセット
、リセットされるレジスタでマイクロ命令により制御さ
れる。メモリアクセスモードレジスタ６３により規定さ
れるメモリアクセスモードの代表例としてセグメントモ
ードと物理アドレスモードがある。
セグメントモードの場合は、前述のようにアドレス変換
部６１は論理アドレス生成回路２７から供給されるアド
レスを論理アドレスとして物理アドレスに変換しキャッ
シュメモリ６２に供給する。
部６１は論理アドレス生成回路２７から供給されるアド
レスを論理アドレスとして物理アドレスに変換しキャッ
シュメモリ６２に供給する。
一方、物理アドレスモードの場合には論理アドレス生成
部２７から供給されるアドレスをそのまま変換せずに物
理アドレスとしてキャッシュメモリ６２に供給する。こ
のことにより論理、物理アドレス変換を介さずに直接ソ
フトウェアより指定した物理アドレスで主記憶中のデー
タをアクセスできる。メモリアクセスモードレジスタ６
３はマイクロ命令により制御できるので、メモリアクセ
スモードレジスタ６３を更新するソフトウェア命令を設
けることも可能である。以上の動作は従来例とまったく
変わるところはない。
部２７から供給されるアドレスをそのまま変換せずに物
理アドレスとしてキャッシュメモリ６２に供給する。こ
のことにより論理、物理アドレス変換を介さずに直接ソ
フトウェアより指定した物理アドレスで主記憶中のデー
タをアクセスできる。メモリアクセスモードレジスタ６
３はマイクロ命令により制御できるので、メモリアクセ
スモードレジスタ６３を更新するソフトウェア命令を設
けることも可能である。以上の動作は従来例とまったく
変わるところはない。
命令プログラムを実行中でない場合には既に説明した通
り、モードレジスタ６４が°゛１″を保持する。そのこ
とによりセレクタ６６は命令プログラム用メモリアクセ
スモード６５を選択して出力する。命令プログラム実行
中のメモリアクセスは物理アドレスモードで行うことが
普通であるから、命令プログラム用メモリアクセスモー
ド６５は物理アドレスモードを固定的に出力する。
り、モードレジスタ６４が°゛１″を保持する。そのこ
とによりセレクタ６６は命令プログラム用メモリアクセ
スモード６５を選択して出力する。命令プログラム実行
中のメモリアクセスは物理アドレスモードで行うことが
普通であるから、命令プログラム用メモリアクセスモー
ド６５は物理アドレスモードを固定的に出力する。
以上説明したように本発明により、命令プログラム実行
中は、命令プログラム起動前のメモリアクセスモードを
破壊することなく命令プログラム用のメモリアクセスモ
ードによるメモリアクセスが可能になるため、命令プロ
グラム起動時のメモリアクセスモードの保存と、命令プ
ログラム終了時の復帰がいらなくなり、処理時間が短縮
され性能が向上するという効果がある。
中は、命令プログラム起動前のメモリアクセスモードを
破壊することなく命令プログラム用のメモリアクセスモ
ードによるメモリアクセスが可能になるため、命令プロ
グラム起動時のメモリアクセスモードの保存と、命令プ
ログラム終了時の復帰がいらなくなり、処理時間が短縮
され性能が向上するという効果がある。
第１図は本発明の一実施例のブロック図、第２図は従来
の情報処理装置のブロック図、第３図は第２図の命令を
実現するための命令プログラムの実行を示す図である。 ｌ・・・・・・主記憶、２・・・・・命令フェッチ回路
、３・・・・・・命令解析用メモリ、４・・・・・・制
御記憶回路、５・・・・・・演算回路、６，７・・・・
・・オペランドアクセス回路、ＩＩ・・・・・・ソフト
ウェアプログラム、１２・・・・・命令プログラム群、
１３・・・・・・ソフトウェアプログラムのデータ、２
１・・・・・・命令アドレスレジスタ、２２・・・・・
・命令バッファレジスタ、２３・・・・・・分岐アドレ
ス生成回路、２４・・・・・・逐次アドレス生成回路、
２５・・・・・・命令カウンタ、２６・・・・・・命令
カウンタ待避レジスタ、２７・・・・・・論理アドレス
生成回路、３１．３２．３３・・・・・・情報、４１・
・・・・・制御記憶、４２・・・・・・マイクロ命令シ
ーケンサ、４３・・・・・・マイクロアドレスレジスタ
、４５・・・・・・デコーダ、６１・・・・・・アドレ
ス変換部、６２・・・・・・キャッシュメモリ、６３・
・・・・・メモリアクセスモードレジスタ、６４・・・
・・・モードレジスタ、６５・・・・・・命令プログラ
ム用アクセスモード、６６・・・・・セレクタ。
の情報処理装置のブロック図、第３図は第２図の命令を
実現するための命令プログラムの実行を示す図である。 ｌ・・・・・・主記憶、２・・・・・命令フェッチ回路
、３・・・・・・命令解析用メモリ、４・・・・・・制
御記憶回路、５・・・・・・演算回路、６，７・・・・
・・オペランドアクセス回路、ＩＩ・・・・・・ソフト
ウェアプログラム、１２・・・・・命令プログラム群、
１３・・・・・・ソフトウェアプログラムのデータ、２
１・・・・・・命令アドレスレジスタ、２２・・・・・
・命令バッファレジスタ、２３・・・・・・分岐アドレ
ス生成回路、２４・・・・・・逐次アドレス生成回路、
２５・・・・・・命令カウンタ、２６・・・・・・命令
カウンタ待避レジスタ、２７・・・・・・論理アドレス
生成回路、３１．３２．３３・・・・・・情報、４１・
・・・・・制御記憶、４２・・・・・・マイクロ命令シ
ーケンサ、４３・・・・・・マイクロアドレスレジスタ
、４５・・・・・・デコーダ、６１・・・・・・アドレ
ス変換部、６２・・・・・・キャッシュメモリ、６３・
・・・・・メモリアクセスモードレジスタ、６４・・・
・・・モードレジスタ、６５・・・・・・命令プログラ
ム用アクセスモード、６６・・・・・セレクタ。
Claims (1)
- 制御記憶上のマイクロプログラムで実現される第１種の
命令と、前記第１種の命令で構成される命令プログラム
により実現される第２種の命令とからなるソフトウェア
プログラムを実行する情報処理装置において、前記第１
種および前記第２種の命令を格納する主記憶と、前記主
記憶から読出した前記第１種および前記第２種の命令を
保持する命令レジスタと、前記命令レジスタに保持した
命令の命令コードにより索引して、この命令のマイクロ
プログラムまたは命令プログラムの開始アドレスおよび
前記第１種の命令と第２種の命令との区別を示す情報を
含む命令コードのデコード情報を格納する命令解析用メ
モリと、前記第２種の命令を実現するための前記命令プ
ログラムの開始によりセットし前記命令プログラムの終
了によりリセットされて命令プログラム実行中であるこ
とを示すモードレジスタと、メモリをアクセスする方法
を規定しマイクロ命令により更新可能なメモリアクセス
モードレジスタと、前記モードレジスタが命令プログラ
ム実行中でないことを示す場合には前記メモリアクセス
モードレジスタにより規定されるアクセスモードを、命
令プログラム実行中であることを示す場合にはあらかじ
め決められたアクセスモードによりオペランドをフェッ
チするオペランドフェッチ部とを有することを特徴とす
る情報処理装置。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2030130A JPH03233630A (ja) | 1990-02-08 | 1990-02-08 | 情報処理装置 |
| US07/651,532 US5274776A (en) | 1990-02-08 | 1991-02-06 | Information processing system having mode signal holding means and selecting operand access mode based on mode signal indicating type of currently executed instruction |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2030130A JPH03233630A (ja) | 1990-02-08 | 1990-02-08 | 情報処理装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03233630A true JPH03233630A (ja) | 1991-10-17 |
Family
ID=12295196
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2030130A Pending JPH03233630A (ja) | 1990-02-08 | 1990-02-08 | 情報処理装置 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5274776A (ja) |
| JP (1) | JPH03233630A (ja) |
Families Citing this family (12)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP3172214B2 (ja) * | 1991-09-30 | 2001-06-04 | 富士通株式会社 | 状態モード設定方式 |
| US5596755A (en) * | 1992-11-03 | 1997-01-21 | Microsoft Corporation | Mechanism for using common code to handle hardware interrupts in multiple processor modes |
| US5673409A (en) * | 1993-03-31 | 1997-09-30 | Vlsi Technology, Inc. | Self-defining instruction size |
| US5966514A (en) * | 1995-05-31 | 1999-10-12 | Matsushita Electric Industrial Co., Ltd. | Microprocessor for supporting reduction of program codes in size |
| WO1997022922A1 (en) * | 1995-12-15 | 1997-06-26 | Intel Corporation | Instruction encoding techniques for microcontroller architecture |
| US5961580A (en) * | 1996-02-20 | 1999-10-05 | Advanced Micro Devices, Inc. | Apparatus and method for efficiently calculating a linear address in a microprocessor |
| US6085302A (en) * | 1996-04-17 | 2000-07-04 | Advanced Micro Devices, Inc. | Microprocessor having address generation units for efficient generation of memory operation addresses |
| US5835968A (en) * | 1996-04-17 | 1998-11-10 | Advanced Micro Devices, Inc. | Apparatus for providing memory and register operands concurrently to functional units |
| US5896538A (en) * | 1996-11-26 | 1999-04-20 | International Business Machines Corporation | System and method for multi-phased performance profiling of single-processor and multi-processor systems |
| US5884080A (en) * | 1996-11-26 | 1999-03-16 | International Business Machines Corporation | System and method for instruction burst performance profiling for single-processor and multi-processor systems |
| US5799163A (en) * | 1997-03-04 | 1998-08-25 | Samsung Electronics Co., Ltd. | Opportunistic operand forwarding to minimize register file read ports |
| JPH1185515A (ja) * | 1997-09-10 | 1999-03-30 | Ricoh Co Ltd | マイクロプロセッサ |
Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60105043A (ja) * | 1983-11-11 | 1985-06-10 | Hitachi Ltd | 情報処理方式 |
| JPS63120336A (ja) * | 1986-11-10 | 1988-05-24 | Hitachi Ltd | メモリアクセスモ−ド切替え方式 |
Family Cites Families (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| GB8507610D0 (en) * | 1985-03-23 | 1985-05-01 | Int Computers Ltd | Data processing apparatus |
| CA1280829C (en) * | 1985-11-13 | 1991-02-26 | Toshio Matsumoto | Main storage access control system for virtual computing function system |
| US4928237A (en) * | 1987-03-27 | 1990-05-22 | International Business Machines Corp. | Computer system having mode independent addressing |
| JP2577023B2 (ja) * | 1987-12-28 | 1997-01-29 | 株式会社日立製作所 | 情報処理装置のアドレス拡張制御方式 |
| JPH01269131A (ja) * | 1988-04-20 | 1989-10-26 | Hitachi Ltd | 命令先行制御方式 |
| JPH06105460B2 (ja) * | 1988-06-07 | 1994-12-21 | 富士通株式会社 | マルチプロセッサのプロセッサ切換え装置 |
-
1990
- 1990-02-08 JP JP2030130A patent/JPH03233630A/ja active Pending
-
1991
- 1991-02-06 US US07/651,532 patent/US5274776A/en not_active Expired - Fee Related
Patent Citations (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60105043A (ja) * | 1983-11-11 | 1985-06-10 | Hitachi Ltd | 情報処理方式 |
| JPS63120336A (ja) * | 1986-11-10 | 1988-05-24 | Hitachi Ltd | メモリアクセスモ−ド切替え方式 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| US5274776A (en) | 1993-12-28 |
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