JPH03288246A - 命令キャッシュメモリ - Google Patents
命令キャッシュメモリInfo
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- JPH03288246A JPH03288246A JP2089954A JP8995490A JPH03288246A JP H03288246 A JPH03288246 A JP H03288246A JP 2089954 A JP2089954 A JP 2089954A JP 8995490 A JP8995490 A JP 8995490A JP H03288246 A JPH03288246 A JP H03288246A
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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
本発明は大容量の命令キャッシュメモリを内蔵し 複数
個の命令を同時に並列処理するマイクロプロセッサに利
用できるものであム 従来の技術 マイクロプロセッサの性能を向上させるための−つの手
法として大容量のキャッシュメモリが内蔵される傾向に
あム 大容量のキャッシュメモリを内蔵スるとキャッシ
ュメモリのヒツト率を上げることができ、その結果とし
てマイクロプロセッサが主記憶をアクセスする回数を大
幅に減らすことができるので性能の向上が計れも マイクロプロセッサに内蔵されるキャッシュメモリには
データキャッシュメモリと命令キャッシュメモリの２つ
があム 同一容量のキャッシュメモリの場合では一般的に命令キ
ャッシュのヒツト率の方がデータキャッシュのヒツト率
よりも高くなａ これ（よ データに比べて命令の方が
局所性が高いことを意味していも マイクロプロセッサ
の性能を向上させるためのもう一つの手法として複数個
の命令を並列処理する傾向にあム 最近ではマイクロプ
ロセッサにレジスタ演算命令を実行する実行ユニットと
、メモリアクセス命令（例えばロード／ストア命令）を
実行する実行ユニットと、分岐などの制御命令を実行す
る実行ユニットと、浮動小数点演算を実行する実行ユニ
ットを有してそれらの実行ユニットが並列処理可能な構
成になるものが出現していも このようなマイクロプロ
セッサをスーパースケイラ一方式（５ｕｐｅｒｓｃａｌ
ａｒ）と呼んでいも発明が解決しようとする課題 上記スーパースケイラ一方式では命令の解読と各命令の
それぞれの処理を実行するためにどの命令をどの順番で
どの実行ユニットで実行させればよいかを判断するスケ
ジューリングを行なうためのマシンサイクルが必要であ
り、スケジューリング動作の高速化が難しく兎 本発明は上記の問題・点に鑑みてなされたもので、マイ
クロプロセッサに内蔵される大容量の命令キャッシュメ
モリに各命令毎に命令の種類を示す命令分類ビットを付
加することにより、複数個の命令を同時に並列処理でき
るマイクロプロセッサの命令の処理手順の決定（スケジ
ューリング）を高速に行なうことができる命令キャッシ
ュメモリを提供することを目的とすム 課題を解決するための手段 本発明（友 上記問題点を解決するた数 命令キャッシ
ュメモリのひとつのエントリに少なくともアドレスの一
部分で構成されるタグ部と、命令を格納するメモリ部と
、格納されている各命令単位毎に命令の種類を示す命令
分類ビットとを具備する命令キャッシュメモリであも 作用 本発明（友 上記構成により、マイクロプロセッサの実
行ユニットから命令キャッシュメモリに命令の供給を要
求して命令キャッシュメモリをアクセスした時に読み出
された命令がどのような処理を行なう命令であるかをあ
らかじめ分類できる命令分類ビットを同時に読み出し
直ちに命令分類ビットを用いてどの実行ユニットにどの
命令を供給すればよいかを判断する（スケジューリング
）ことができるのでマシンサイクルの高速化を実現する
ことができも 実施例 第１図は本発明の命令キャッシュメモリの１エントリの
構成図であも 第１図において、ＴＡはタグ部分のアドレスＶはエント
リが有効であるか無効であるかを示すための有効ビット
、 ■０はライン０に格納されている命令、ＣＯはライ
ンＯに格納されている命令が複数個ある実行ユニットの
うちのどの実行ユニットで実行される命令であるかを指
定するための命令分類ビット、 ■１はライン１に格納
されている命令、Ｃ１はライン１に格納されている命令
が複数個ある実行ユニットのうちのどの実行ユニットで
実行される命令であるかを指定するための命令分類ビッ
ト、 工２はライン２に格納されている命令、Ｃ２はラ
イン２に格納されている命令が複数個ある実行ユニット
のうちのどの実行ユニットで実行される命令であるかを
指定するための命令分類ビット、 ■３はライン３に格
納されている命令、Ｃ３はライン３に格納されている命
令が複数個ある実行ユニットのうちのどの実行ユニット
で実行される命令であるかを指定するための命令分類ビ
ットであａ これらで命令キャッシュの１エントリを構
成していも 上記の場合、タグ部分はタグアドレスＴＡ
と有効ビットＶとで構成してい＆ −４データ部分は
命令Ｉｉと命令分類ビットＣ１とで構成していも 例えば マイクロプロセッサに複数個ある実行ユニット
がレジスタ演算命令実行ユニット、分岐実行ユニット、
メモリアクセス実行ユニット、浮動小数点加減算実行ユ
ニット、浮動小数点乗除算ユニットの５個の実行ユニッ
トを持っている場合に 命令分類ビットｃｉ （ｉ＝
ｏ〜３）は命令工ｉ （ｉ＝０〜３）が書き込まれる
ときく 書き込まれる命令がレジスタ演算命令であれば
命令分類ビットをＣｉ＝’ｌ’にセットして書き込へ
分岐命令であれば命令分類ビットをＣ１＝＝’２’にセ
ットして書き込へ メモリアクセス命令であれば命令分
類ビットをＣｉ＝ ３’にセットして書き込へ 浮動
小数点加減算命令であれば命令分類ビットをｃ ｉ＝＝
ｊ 、ｉ ＃にセットして書き込へ 浮動小数点乗除
算命令であれば命令分類ビットをＣ１＝ｊ５ｊにセット
して書き込へ 命令セットアーキテクチャで定義されて
いない命令であれば命令分類ビットをＣｉ＝’Ｏ’にセ
ットして書き込む。
個の命令を同時に並列処理するマイクロプロセッサに利
用できるものであム 従来の技術 マイクロプロセッサの性能を向上させるための−つの手
法として大容量のキャッシュメモリが内蔵される傾向に
あム 大容量のキャッシュメモリを内蔵スるとキャッシ
ュメモリのヒツト率を上げることができ、その結果とし
てマイクロプロセッサが主記憶をアクセスする回数を大
幅に減らすことができるので性能の向上が計れも マイクロプロセッサに内蔵されるキャッシュメモリには
データキャッシュメモリと命令キャッシュメモリの２つ
があム 同一容量のキャッシュメモリの場合では一般的に命令キ
ャッシュのヒツト率の方がデータキャッシュのヒツト率
よりも高くなａ これ（よ データに比べて命令の方が
局所性が高いことを意味していも マイクロプロセッサ
の性能を向上させるためのもう一つの手法として複数個
の命令を並列処理する傾向にあム 最近ではマイクロプ
ロセッサにレジスタ演算命令を実行する実行ユニットと
、メモリアクセス命令（例えばロード／ストア命令）を
実行する実行ユニットと、分岐などの制御命令を実行す
る実行ユニットと、浮動小数点演算を実行する実行ユニ
ットを有してそれらの実行ユニットが並列処理可能な構
成になるものが出現していも このようなマイクロプロ
セッサをスーパースケイラ一方式（５ｕｐｅｒｓｃａｌ
ａｒ）と呼んでいも発明が解決しようとする課題 上記スーパースケイラ一方式では命令の解読と各命令の
それぞれの処理を実行するためにどの命令をどの順番で
どの実行ユニットで実行させればよいかを判断するスケ
ジューリングを行なうためのマシンサイクルが必要であ
り、スケジューリング動作の高速化が難しく兎 本発明は上記の問題・点に鑑みてなされたもので、マイ
クロプロセッサに内蔵される大容量の命令キャッシュメ
モリに各命令毎に命令の種類を示す命令分類ビットを付
加することにより、複数個の命令を同時に並列処理でき
るマイクロプロセッサの命令の処理手順の決定（スケジ
ューリング）を高速に行なうことができる命令キャッシ
ュメモリを提供することを目的とすム 課題を解決するための手段 本発明（友 上記問題点を解決するた数 命令キャッシ
ュメモリのひとつのエントリに少なくともアドレスの一
部分で構成されるタグ部と、命令を格納するメモリ部と
、格納されている各命令単位毎に命令の種類を示す命令
分類ビットとを具備する命令キャッシュメモリであも 作用 本発明（友 上記構成により、マイクロプロセッサの実
行ユニットから命令キャッシュメモリに命令の供給を要
求して命令キャッシュメモリをアクセスした時に読み出
された命令がどのような処理を行なう命令であるかをあ
らかじめ分類できる命令分類ビットを同時に読み出し
直ちに命令分類ビットを用いてどの実行ユニットにどの
命令を供給すればよいかを判断する（スケジューリング
）ことができるのでマシンサイクルの高速化を実現する
ことができも 実施例 第１図は本発明の命令キャッシュメモリの１エントリの
構成図であも 第１図において、ＴＡはタグ部分のアドレスＶはエント
リが有効であるか無効であるかを示すための有効ビット
、 ■０はライン０に格納されている命令、ＣＯはライ
ンＯに格納されている命令が複数個ある実行ユニットの
うちのどの実行ユニットで実行される命令であるかを指
定するための命令分類ビット、 ■１はライン１に格納
されている命令、Ｃ１はライン１に格納されている命令
が複数個ある実行ユニットのうちのどの実行ユニットで
実行される命令であるかを指定するための命令分類ビッ
ト、 工２はライン２に格納されている命令、Ｃ２はラ
イン２に格納されている命令が複数個ある実行ユニット
のうちのどの実行ユニットで実行される命令であるかを
指定するための命令分類ビット、 ■３はライン３に格
納されている命令、Ｃ３はライン３に格納されている命
令が複数個ある実行ユニットのうちのどの実行ユニット
で実行される命令であるかを指定するための命令分類ビ
ットであａ これらで命令キャッシュの１エントリを構
成していも 上記の場合、タグ部分はタグアドレスＴＡ
と有効ビットＶとで構成してい＆ −４データ部分は
命令Ｉｉと命令分類ビットＣ１とで構成していも 例えば マイクロプロセッサに複数個ある実行ユニット
がレジスタ演算命令実行ユニット、分岐実行ユニット、
メモリアクセス実行ユニット、浮動小数点加減算実行ユ
ニット、浮動小数点乗除算ユニットの５個の実行ユニッ
トを持っている場合に 命令分類ビットｃｉ （ｉ＝
ｏ〜３）は命令工ｉ （ｉ＝０〜３）が書き込まれる
ときく 書き込まれる命令がレジスタ演算命令であれば
命令分類ビットをＣｉ＝’ｌ’にセットして書き込へ
分岐命令であれば命令分類ビットをＣ１＝＝’２’にセ
ットして書き込へ メモリアクセス命令であれば命令分
類ビットをＣｉ＝ ３’にセットして書き込へ 浮動
小数点加減算命令であれば命令分類ビットをｃ ｉ＝＝
ｊ 、ｉ ＃にセットして書き込へ 浮動小数点乗除
算命令であれば命令分類ビットをＣ１＝ｊ５ｊにセット
して書き込へ 命令セットアーキテクチャで定義されて
いない命令であれば命令分類ビットをＣｉ＝’Ｏ’にセ
ットして書き込む。
１エントリを上記のような構成にすることにより、マイ
クロプロセッサの実行ユニットから命令キャッシュメモ
リに命令の供給を要求して命令キャッシュメモリをアク
セスすることにより命令の読み出し動作と同時に命令の
種類を検出することができるのでどの実行ユニットで実
行すべき命令であるかが指定されも また 未定義命令
についても同時に検出できるので例外処理も高速に対応
できム ｑこでは 実行ユニットが５個ある場合につい
て想定しているので命令分類ビットは３ビツトで構成さ
れることになム 第１図では１エントリが４ラインで構成される場合を示
している力（ｌエントリのライン数が４ラインでない場
合にζよ ライン数に応じて各命令毎に命令分類ビット
を定義すれば同様の構成が可能であも 第２図は本発明の命令キャッシュメモリの搭載するマイ
クロプロセッサの主要部分のブロック構成図である。第
２図において、 １は命令キャッシュメモリ、 ２は命
令レジス久 ４は命令解読手段、６は命令セレク久 ８
はスケジューリング論理手比 １０、１２、１４、１６
、１８は実行ユニットである。命令キャッシュメモリ１
は４個の命令（ＩＯ，Ｉｔ、 Ｉ２． Ｉ３）を同
時に読み出して命令レジスタ２に転送す也 命令レジス
タ２の命令は命令解読手段４で演算のソース資源および
デスティネーション資源の解読を行ない使用するレジス
タアドレスＲＯ，Ｒ１，Ｒ２，Ｒ３を生成していも レ
ジスタアドレスＲＯ，Ｒ１，Ｒ２，Ｒ３および命令分類
ビットＣｏ、 ＣＩ、 Ｃ２，Ｃ３はスケジューリ
ング論理手段８に人力されて、演算のソース資源および
デスティネーション資源の衝突（レジスタ干渉とも言う
）が発生していないかを検出して命令レジスタ２のどの
命令をどの実行ユニットに転送するばよいのかを選択す
るための制御信号Ｓｉを生成していも 制御Ｎ：’号Ｓ
ｉは命令セレクタ６に入力されて命令レジスタ２に格納
されている命令を選択的に実行ユニット１０゜１２、
１４． １６． １８に転送していも 各実行ユニット
１０． １２． １４． １６． １８では命令セレク
タ６から転送されてきた命令に対して実行を開始すも 例えば 命令レジスタ２に格納されている４個の命令が
レジスタ演算命令が２個と浮動小数点加減算命令と分岐
命令であるとすれば レジスタ演算実行ユニットは１個
のレジスタ演算命令しか実行できないので最大３命令を
同時に実行できることになム ここで（よ 供給される
命令数（命令レジスタ２が保持している命令数）に比べ
て実行ユニット数が多い場合について記述している力丈
基本的にはスケジューリング論理手段８が命令レジス
タ２に格納されている命令の組み合わせから並列に実行
できる命令がどれであるかを判定しているので最大４命
令並列に実行可能であａ第３図は本発明の命令キャッシ
ュメモリの第１の実施例の具体的な構成を示すブロック
図であムここでＧＬ １命令を３２ビツトの固定長と
し 書き込み動作では４命令毎にキャッシュメモリに書
き込まれて、読み出し動作では４命令毎に読み出せる場
合について説明すも 第３図において、 ２０はキヤ・ソシュメモリの主要部
分、 ２２はタグアドレスＴＡを格納しているメモリア
レイ、 ２４は有効ビットＶを格納して０るメモリアレ
イ、 ２６−ｉ（ｉ＝ｏ〜３）は命令Ｉｉを格納してい
るメモリアレイ、 ２８−ｉ（ｉ＝０〜３）は命令分類
ビ・ソトＣｉを格納しているメモリアレイ、 ３０は行
デコーダ、 ３２、３４．３６、３８は書き込みのため
のドライスティトノくッファ、４０は書き込まれる命令
がどの実行ユニットで実行される命令であるかを検出し
て書き込まれる命令分類ビットを生成する論理手乳４２
はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビ・ソトを比較
する比較器 ４４はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上
位ビットとの比較結果と有効ビ・ントＶとの論理積をと
り命令キャッシュメモリのヒ・ント信号ＨＴを生成する
アンドゲート、４６、４８は命令キャッシュメモリのヒ
ツト時に読み出される命令ＲＩｉ（ｉ＝ｏ〜３）および
命令分類ビ・ントＲＣｉ （ｉ＝０〜３）を出力する
ためのトライスティトバッファであも 第４図（ａ）および（ｂ）に第３図の書き込み動作およ
び読み出し動作の動作波形図を示す。第３図および第４
図（ａ）、 （ｂ）を用いて書き込み動作および読み出
し動作について説明すも ただし ここでは命令キャッ
シュメモリの主要部分２０にクロックＰＨ１，ＰＨ２が
入力されてこれらのクロックに同期して動作している場
合について説明すも 最初に命令の書き込み動作（ＷＲＤがｊＨｊの場合）で
は クロックＰＨ１に同期してアドレスＡが行デコーダ
３０に入力されて選択すべき行アドレスＮを確定してい
も クロックＰＨ１の期間にはメモリアレイ２２．２４
．２６．２８をプリチャージ状態にしていも クロック
ＰＨ２では選択された行アドレスＮに対応するワード線
Ｗ（Ｎ）が立ち上がりメモリセルをアクセスすも 書き
込まれる命令ＷＩはクロックＰＨ１に同期して転送され
て、クロックＰＨ２の時にワード線Ｗ （Ｎ）により選
択されたメモリセルに書き込まれも この時にクロック
ＰＨ１に同期して転送された命令がどの実行ユニットで
実行される命令であるかを論理手段４０で判定を行な（
＼ その判定結果ＷＣ１をクロックＰＨ２で命令分類ビ
ットＣｉとして書き込みを行なう。
クロプロセッサの実行ユニットから命令キャッシュメモ
リに命令の供給を要求して命令キャッシュメモリをアク
セスすることにより命令の読み出し動作と同時に命令の
種類を検出することができるのでどの実行ユニットで実
行すべき命令であるかが指定されも また 未定義命令
についても同時に検出できるので例外処理も高速に対応
できム ｑこでは 実行ユニットが５個ある場合につい
て想定しているので命令分類ビットは３ビツトで構成さ
れることになム 第１図では１エントリが４ラインで構成される場合を示
している力（ｌエントリのライン数が４ラインでない場
合にζよ ライン数に応じて各命令毎に命令分類ビット
を定義すれば同様の構成が可能であも 第２図は本発明の命令キャッシュメモリの搭載するマイ
クロプロセッサの主要部分のブロック構成図である。第
２図において、 １は命令キャッシュメモリ、 ２は命
令レジス久 ４は命令解読手段、６は命令セレク久 ８
はスケジューリング論理手比 １０、１２、１４、１６
、１８は実行ユニットである。命令キャッシュメモリ１
は４個の命令（ＩＯ，Ｉｔ、 Ｉ２． Ｉ３）を同
時に読み出して命令レジスタ２に転送す也 命令レジス
タ２の命令は命令解読手段４で演算のソース資源および
デスティネーション資源の解読を行ない使用するレジス
タアドレスＲＯ，Ｒ１，Ｒ２，Ｒ３を生成していも レ
ジスタアドレスＲＯ，Ｒ１，Ｒ２，Ｒ３および命令分類
ビットＣｏ、 ＣＩ、 Ｃ２，Ｃ３はスケジューリ
ング論理手段８に人力されて、演算のソース資源および
デスティネーション資源の衝突（レジスタ干渉とも言う
）が発生していないかを検出して命令レジスタ２のどの
命令をどの実行ユニットに転送するばよいのかを選択す
るための制御信号Ｓｉを生成していも 制御Ｎ：’号Ｓ
ｉは命令セレクタ６に入力されて命令レジスタ２に格納
されている命令を選択的に実行ユニット１０゜１２、
１４． １６． １８に転送していも 各実行ユニット
１０． １２． １４． １６． １８では命令セレク
タ６から転送されてきた命令に対して実行を開始すも 例えば 命令レジスタ２に格納されている４個の命令が
レジスタ演算命令が２個と浮動小数点加減算命令と分岐
命令であるとすれば レジスタ演算実行ユニットは１個
のレジスタ演算命令しか実行できないので最大３命令を
同時に実行できることになム ここで（よ 供給される
命令数（命令レジスタ２が保持している命令数）に比べ
て実行ユニット数が多い場合について記述している力丈
基本的にはスケジューリング論理手段８が命令レジス
タ２に格納されている命令の組み合わせから並列に実行
できる命令がどれであるかを判定しているので最大４命
令並列に実行可能であａ第３図は本発明の命令キャッシ
ュメモリの第１の実施例の具体的な構成を示すブロック
図であムここでＧＬ １命令を３２ビツトの固定長と
し 書き込み動作では４命令毎にキャッシュメモリに書
き込まれて、読み出し動作では４命令毎に読み出せる場
合について説明すも 第３図において、 ２０はキヤ・ソシュメモリの主要部
分、 ２２はタグアドレスＴＡを格納しているメモリア
レイ、 ２４は有効ビットＶを格納して０るメモリアレ
イ、 ２６−ｉ（ｉ＝ｏ〜３）は命令Ｉｉを格納してい
るメモリアレイ、 ２８−ｉ（ｉ＝０〜３）は命令分類
ビ・ソトＣｉを格納しているメモリアレイ、 ３０は行
デコーダ、 ３２、３４．３６、３８は書き込みのため
のドライスティトノくッファ、４０は書き込まれる命令
がどの実行ユニットで実行される命令であるかを検出し
て書き込まれる命令分類ビットを生成する論理手乳４２
はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビ・ソトを比較
する比較器 ４４はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上
位ビットとの比較結果と有効ビ・ントＶとの論理積をと
り命令キャッシュメモリのヒ・ント信号ＨＴを生成する
アンドゲート、４６、４８は命令キャッシュメモリのヒ
ツト時に読み出される命令ＲＩｉ（ｉ＝ｏ〜３）および
命令分類ビ・ントＲＣｉ （ｉ＝０〜３）を出力する
ためのトライスティトバッファであも 第４図（ａ）および（ｂ）に第３図の書き込み動作およ
び読み出し動作の動作波形図を示す。第３図および第４
図（ａ）、 （ｂ）を用いて書き込み動作および読み出
し動作について説明すも ただし ここでは命令キャッ
シュメモリの主要部分２０にクロックＰＨ１，ＰＨ２が
入力されてこれらのクロックに同期して動作している場
合について説明すも 最初に命令の書き込み動作（ＷＲＤがｊＨｊの場合）で
は クロックＰＨ１に同期してアドレスＡが行デコーダ
３０に入力されて選択すべき行アドレスＮを確定してい
も クロックＰＨ１の期間にはメモリアレイ２２．２４
．２６．２８をプリチャージ状態にしていも クロック
ＰＨ２では選択された行アドレスＮに対応するワード線
Ｗ（Ｎ）が立ち上がりメモリセルをアクセスすも 書き
込まれる命令ＷＩはクロックＰＨ１に同期して転送され
て、クロックＰＨ２の時にワード線Ｗ （Ｎ）により選
択されたメモリセルに書き込まれも この時にクロック
ＰＨ１に同期して転送された命令がどの実行ユニットで
実行される命令であるかを論理手段４０で判定を行な（
＼ その判定結果ＷＣ１をクロックＰＨ２で命令分類ビ
ットＣｉとして書き込みを行なう。
次に命令の読み出し動作（ＷＲＤがｊＬｌの場合）につ
いて説明すも クロックＰＨ１に同期してアドレスＡが
行デコーダ３０に入力されて選択すべき行アドレスを確
定していも クロックＰＨ１の期間にはメモリアレイ２
２、２４、２６、２８をプリチャージ状態にしている。
いて説明すも クロックＰＨ１に同期してアドレスＡが
行デコーダ３０に入力されて選択すべき行アドレスを確
定していも クロックＰＨ１の期間にはメモリアレイ２
２、２４、２６、２８をプリチャージ状態にしている。
クロックＰＨ２では選択された行アドレスＮに対応する
ワード線Ｗ （Ｎ）が立ち上がりメモリセルをアクセス
す也 読み出されたタグアドレスＴＡはアドレスＡの上
位ビットと比較器４２で比較されも 比較器４２の出力
はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビットが一致し
ていればＰＨ１を出力し 不一致ならば′Ｌ′を出力す
ム アンドゲート４４では比較器４２の出力と有効ビットＶ
との論理積がとられてヒツト信号ＨＴが生成されも ヒ
ツト信号ＨＴはタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビ
ットが一致し かス 選択されたエントリが有効ならば
ＩＨＩとなりトライスティトバッファ４６、４８をイネ
ーブル状態にして、命令レジスタ２およびスケジューリ
ング論理手段８に命令ＲＩｉと命令分類ビットＲＣｉを
転送する。
ワード線Ｗ （Ｎ）が立ち上がりメモリセルをアクセス
す也 読み出されたタグアドレスＴＡはアドレスＡの上
位ビットと比較器４２で比較されも 比較器４２の出力
はタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビットが一致し
ていればＰＨ１を出力し 不一致ならば′Ｌ′を出力す
ム アンドゲート４４では比較器４２の出力と有効ビットＶ
との論理積がとられてヒツト信号ＨＴが生成されも ヒ
ツト信号ＨＴはタグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビ
ットが一致し かス 選択されたエントリが有効ならば
ＩＨＩとなりトライスティトバッファ４６、４８をイネ
ーブル状態にして、命令レジスタ２およびスケジューリ
ング論理手段８に命令ＲＩｉと命令分類ビットＲＣｉを
転送する。
一人 タグアドレスＴＡとアドレスＡの上位ビットが不
一致である力＼ また（よ 選択されたエントリが無効
ならばＩＬＩとなりトライスティトバッファ４６、４８
をディセーブル状態にして、命令レジスタ２およびスケ
ジューリング論理手段８に命令ＲＩｉと命令分類ビット
ＲＣｉを転送しないようにしていも このとき、キャッ
シュはミスヒツト状態であるためエントリの置換をおこ
なわなければならな（ｔ な耘 上記の説明ではタグアドレスＴＡとアドレスＡの
上位ビットが一致している場合（ＷＲＴがｊＬｊの場合
もしくはキャッシュメモリがヒット状態）について説明
した力（キャッシュがミスヒツト状態ではエントリの置
換が行なわれて後にキャッシュアクセスが実行されも
エントリの置換には置換アルゴリズムによって選択され
たエントリにタグアドレスＴＡと有効ビットＶ （Ｖ＝
Ｈ’）が書き込まれも このとき、ＷＲＴが′Ｈ′とな
っていも また 上記の実施例ではダイレクトマツプ方
式の場合について説明を行なったがセットアソシェイテ
ィブ方式の場合でも同様のことが実現できるのは言うま
でもなし一 発明の効果 以上の説明から明らかなようく 本発明によれば スー
パースケイラ一方式のマイクロプロセッサに内蔵されて
いる命令キャッシュメモリが命令をメモリセルに書き込
むときく格納するとき）に書き込まれる命令がどの実行
ユニットで実行される命令かを判定して命令分類ビット
に格納すもマイクロプロセッサの実行ユニットから命令
キャッシュメモリに命令の供給を要求して命令キャッシ
ュメモリをアクセスし ヒツトしたときに格納されてい
る命令と命令分類ビットの情報を命令レジスタおよびス
ケジューリング論理手段に転送して、命令分類ビットの
値に応じて各実行ユニットで命令を実行すム スーパー
スケイラ一方式では命令をキャッシュメモリから読み出
してから命令の分類を行なわなければならない力又 本
発明では命令分類ビットを命令と同時に読み出すことが
できるので直ちに各実行ユニット毎に処理が実行できる
ようになも これによってマイクロプロセッサ内部のク
リティカルパスの改善をはかることができ、マシンサイ
クルを向上させてマイクロプロセッサの高速動作および
性能向上が実現できも
一致である力＼ また（よ 選択されたエントリが無効
ならばＩＬＩとなりトライスティトバッファ４６、４８
をディセーブル状態にして、命令レジスタ２およびスケ
ジューリング論理手段８に命令ＲＩｉと命令分類ビット
ＲＣｉを転送しないようにしていも このとき、キャッ
シュはミスヒツト状態であるためエントリの置換をおこ
なわなければならな（ｔ な耘 上記の説明ではタグアドレスＴＡとアドレスＡの
上位ビットが一致している場合（ＷＲＴがｊＬｊの場合
もしくはキャッシュメモリがヒット状態）について説明
した力（キャッシュがミスヒツト状態ではエントリの置
換が行なわれて後にキャッシュアクセスが実行されも
エントリの置換には置換アルゴリズムによって選択され
たエントリにタグアドレスＴＡと有効ビットＶ （Ｖ＝
Ｈ’）が書き込まれも このとき、ＷＲＴが′Ｈ′とな
っていも また 上記の実施例ではダイレクトマツプ方
式の場合について説明を行なったがセットアソシェイテ
ィブ方式の場合でも同様のことが実現できるのは言うま
でもなし一 発明の効果 以上の説明から明らかなようく 本発明によれば スー
パースケイラ一方式のマイクロプロセッサに内蔵されて
いる命令キャッシュメモリが命令をメモリセルに書き込
むときく格納するとき）に書き込まれる命令がどの実行
ユニットで実行される命令かを判定して命令分類ビット
に格納すもマイクロプロセッサの実行ユニットから命令
キャッシュメモリに命令の供給を要求して命令キャッシ
ュメモリをアクセスし ヒツトしたときに格納されてい
る命令と命令分類ビットの情報を命令レジスタおよびス
ケジューリング論理手段に転送して、命令分類ビットの
値に応じて各実行ユニットで命令を実行すム スーパー
スケイラ一方式では命令をキャッシュメモリから読み出
してから命令の分類を行なわなければならない力又 本
発明では命令分類ビットを命令と同時に読み出すことが
できるので直ちに各実行ユニット毎に処理が実行できる
ようになも これによってマイクロプロセッサ内部のク
リティカルパスの改善をはかることができ、マシンサイ
クルを向上させてマイクロプロセッサの高速動作および
性能向上が実現できも
第１図は本発明の命令キャッシュメモリの１エントリの
構成艮 第２図は本発明の命令キャッシュを搭載したマ
イクロプロセッサの主要な部分のブロック医 第３図は
本発明の第１の実施例の命令キャッシュメモリの構成を
示すブロック医 第４図（ａ）は本発明の第１の実施例
の命令キャッシュメモリの書き込み動作を示す動作波形
図 第４図（ｂ）は本発明の第１の実施例の命令キャッ
シュメモリの読み出し動作を示す動作波形図であム ト・・命令キャッジみ ２・・・命令レジス久 ４・・
・命令解読手段、 ６・・・命令セレク久 ８・・・ス
ケジューリング論理平成 １０，１２．１４，１６．１
８・・・実行ユニット、 ２０・・・命令キャッシュメ
モリの主要部分、 ２２．２４，２６．２８・・・メモ
リアレイ、 ３０・・・行デコーダ、 ３２，３４．３
６．３８・・・書き込み用トライスティトバッファ、
４０・・・命令分類ビットを生成するための論理手既
４２・・・比較器 ４４・・・アンドゲート、 ４６．
４８・・・読み出し用トライスティトバッファ。
構成艮 第２図は本発明の命令キャッシュを搭載したマ
イクロプロセッサの主要な部分のブロック医 第３図は
本発明の第１の実施例の命令キャッシュメモリの構成を
示すブロック医 第４図（ａ）は本発明の第１の実施例
の命令キャッシュメモリの書き込み動作を示す動作波形
図 第４図（ｂ）は本発明の第１の実施例の命令キャッ
シュメモリの読み出し動作を示す動作波形図であム ト・・命令キャッジみ ２・・・命令レジス久 ４・・
・命令解読手段、 ６・・・命令セレク久 ８・・・ス
ケジューリング論理平成 １０，１２．１４，１６．１
８・・・実行ユニット、 ２０・・・命令キャッシュメ
モリの主要部分、 ２２．２４，２６．２８・・・メモ
リアレイ、 ３０・・・行デコーダ、 ３２，３４．３
６．３８・・・書き込み用トライスティトバッファ、
４０・・・命令分類ビットを生成するための論理手既
４２・・・比較器 ４４・・・アンドゲート、 ４６．
４８・・・読み出し用トライスティトバッファ。
Claims (4)
- （１）命令キャッシュメモリのひとつのエントリに少な
くともアドレスの一部分で構成されるタグ部と、命令を
格納するメモリ部と、格納されている各命令単位毎に命
令の種類を示す命令分類ビットとを具備することを特徴
とする命令キャッシュメモリ。 - （２）１命令のビット長が固定されている場合に、命令
キャッシュメモリのひとつのエントリに少なくともアド
レスの一部分で構成されるタグ部と、複数個の命令を格
納するメモリ部と、格納されている各命令単位毎に命令
の種類を示す命令分類ビットとを具備することを特徴と
する命令キャッシュメモリ。 - （３）１命令のビット長が固定されている場合に、命令
キャッシュメモリのひとつのエントリに少なくともアド
レスの一部分で構成されるタグ部と、複数個の命令を格
納するメモリ部と、格納されている各命令単位毎に命令
の種類を示す命令分類ビットとを具備し、メモリ部へ命
令を格納するときに前記命令分類ビットを生成すること
を特徴とする命令キャッシュメモリ。 - （４）複数個の命令を同時に並列処理できるマイクロプ
ロセッサにおいて、命令キャッシュメモリのひとつのエ
ントリに少なくともアドレスの一部分で構成されるタグ
部と、命令を格納するメモリ部と、格納されている命令
のうちの同時に並列処理される命令毎に命令の種類を示
す命令分類ビットとを具備することを特徴とする命令キ
ャッシュメモリ。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2089954A JPH03288246A (ja) | 1990-04-04 | 1990-04-04 | 命令キャッシュメモリ |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2089954A JPH03288246A (ja) | 1990-04-04 | 1990-04-04 | 命令キャッシュメモリ |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH03288246A true JPH03288246A (ja) | 1991-12-18 |
Family
ID=13985090
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2089954A Pending JPH03288246A (ja) | 1990-04-04 | 1990-04-04 | 命令キャッシュメモリ |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH03288246A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7424598B2 (en) | 1988-11-11 | 2008-09-09 | Renesas Technology Corp. | Data processor |
| CN113994320A (zh) * | 2019-07-31 | 2022-01-28 | 美光科技公司 | 用于推测性和普通执行的扩展标签 |
| EP4004748A4 (en) * | 2019-07-31 | 2023-08-16 | Micron Technology, Inc. | Cache with set associativity having data defined cache sets |
Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5788587A (en) * | 1980-11-17 | 1982-06-02 | Ibm | Information processing system |
-
1990
- 1990-04-04 JP JP2089954A patent/JPH03288246A/ja active Pending
Patent Citations (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5788587A (en) * | 1980-11-17 | 1982-06-02 | Ibm | Information processing system |
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7424598B2 (en) | 1988-11-11 | 2008-09-09 | Renesas Technology Corp. | Data processor |
| CN113994320A (zh) * | 2019-07-31 | 2022-01-28 | 美光科技公司 | 用于推测性和普通执行的扩展标签 |
| KR20220024893A (ko) * | 2019-07-31 | 2022-03-03 | 마이크론 테크놀로지, 인크. | 추측 실행과 일반 실행을 위한 확장 태그 |
| EP4004745A4 (en) * | 2019-07-31 | 2023-08-16 | Micron Technology, Inc. | Extended tags for speculative and normal executions |
| EP4004748A4 (en) * | 2019-07-31 | 2023-08-16 | Micron Technology, Inc. | Cache with set associativity having data defined cache sets |
| US12019555B2 (en) | 2019-07-31 | 2024-06-25 | Micron Technology, Inc. | Cache with set associativity having data defined cache sets |
| CN113994320B (zh) * | 2019-07-31 | 2025-08-22 | 美光科技公司 | 用于推测性和普通执行的扩展标签 |
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