JPH04167134A

JPH04167134A - ビット転記方式

Info

Publication number: JPH04167134A
Application number: JP2294717A
Authority: JP
Inventors: Shigeru Kimura; 茂木村
Original assignee: Fujitsu Ltd
Current assignee: Fujitsu Ltd
Priority date: 1990-10-31
Filing date: 1990-10-31
Publication date: 1992-06-15
Anticipated expiration: 2012-11-12
Also published as: JP2674301B2

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】〔概　要〕本発明はビット転記方式に関し、転記処理を高速化することを目的とし、処理単位の第１
の領域のうちの相対ビット位置およびビット長で示され
る転記元領域をマスクして他の領域をクリアする第１の
マスクデータと、処理単位の第２の領域のデータのうち
の他の領域をマスクして転記先領域をクリアする第２の
マスクデータとを生成し、第１および第２の領域の前記
領域をクリアした後論理和して第１の領域から第２の領
域の対応する該転記先領域にデータを転記するビット転
記方式であって、クリア領域外をマスクするマスクビッ
トが下位側から連続する処理単位幅の複数のマスクデー
タから成る第１のテーブルと、該マスクビットが上位側
から連続する処理単位幅の複数のマスクデータから成る
第２のテーブルと、前記相対ビット位置およびビット長
に応じ、第１および第２のテーブルのうちのいずれか一
方のテーブルの１組のマスクデータ、または両方のテー
ブルの各１組のマスクデータを論理積したデータをそれ
ぞれ第１のマスクデータとし、他方のテーブルの１組の
マスクデータ、または両方のテーブルの各１組のマスク
データを論理和したデータをそれぞれ第２のマスクデー
タとして前記クリア処理を行う転記処理部とを設け、転
記元領域の相対ビット位置およびビット長に基づき、下
位側および上位側からマスクビットが連続する処理単位
幅の複数のマスクデータにより第１および第２のマスク
データを生成して転記処理を行うように構成する。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、Ｃ０ＢＯＬ言語等で作成されたプログラムを
実行する際、呼出されて転記処理を行う実行時ライブラ
リにおけるビット転記方式の改良に関する。

Ｃ０ＢＯＬ言語等では、ハードウェアレベルの情報であ
るビットを操作する言語仕様が強化されつつある。

ビットを操作する項目として、ハードウェアの処理単位
（例えばバイト単位）で扱う外部プール項目と、ビット
そのものを扱う内部プール項目とがあるが、項目間の転
記処理は内部プール項目の方がメモリが少なくてすむた
め、内部プール項目として扱う方が主流となっている。

しかし、内部プール項目の転記処理は外部プール項目の
それよりも処理速度が遅く、より高速な転記処理方式が
求められている。

〔従来の技術〕

第７図はプログラム構成図、第８図は内部プール項目の
転記処理説明図、第９図は従来の転記処理フローチャー
ト図である。

Ｃ０ＢＯＬのソースプログラムで内部プール項目Ｘから
内部プール項目Ｙへの転記は、Ｘ　　ＰＩＣ１（２）Ｙ　　ＰＩＣ１（２）ＭＯＶＥ　　Ｘ　　ｔｏ　　Ｙのように記述される。ここで（２）は項目長である。

このビット転記処理は、第７図に示すように、通常、実
行時に呼出される実行時ライブラリ２で処理されており
、コンパイラは、上記プログラムを、第８図に示すよう
に、プロセッサの処理単位の領域（例えば１バイト）の
アドレス（項目アドレス）ｘ、ｙ、項目長ｎ、相対ビッ
ト位置ｉ、ｊ（ここでは下位側からの先頭ビット位置）
を設定しく第８図参照）、転記処理部１０を呼び出す実
行形式プログラム１に翻訳する。

領域ｘ、ｙには他の項目が格納されている場合があり、
呼出された転記処理部１０は、指定された領域ｘ、ｙ内
の他のデータを保存しつつ転記処理を行う。このため、（１）領域χの内容をワーク領域Ｘ”に転記し、領域Ｘ
”のうち、相対ビット位置ｉ９項目長ｎで指定された領
域を除く他の領域をクリアし、（２）転記先の相対ビッ
ト位置ｊに合わせ、（３）領域ｙのうち転記先領域のみ
をクリアし、（３）　　（２）と（３）の結果を論理和
することにより、領域Ｘの転記対象データを領域ｙに転
記する。

第９図は、以上の処理を実現する従来の転記処理例を示
したものである。即ち、 ■　ｘ領域の内容をワーク領域Ｘ”に転記する。

■　指定された項目のうちの１ビツトに着目し、他のビ
ットをクリアする。＝＋Ｘ′ ■　転記元と転送先の相対ビット位置ｉ、ｊを比較して
シフト要か否かをチエツクする。

■　シフト要ならば、転記先の相対ビット位置ｊに合わ
せるため、領域Ｘ゛内を１ビツトづつシフトする。

■　マスクデータを生成する。これは、例えば、ワーク
領域ａに（０１）（１６進表示）を書込み、（ｉ−ｊ）
ビット公人にシフトした後、１の補数をとる等の方法に
より生成する。

■　マスクデータと領域ｙと論理積する。−８＋ｙ■　
領域Ｘ′と領域ｙのデータを論理和する。

■の結果をｙに格納し、次のビットに着目して■〜■の
処理を繰り返す。

以上のごとく、転送元または転送先が２バイトにまたが
る場合に対処できるよう、１ビツトつづ転記処理を行っ
ている。

〔発明が解決しようとする課題］以上のごとく、従来では、１ビツトづつ転記処理を行っ
ているため、処理時間がかかるという課題がある。

この１ビツトづつ処理するのは、コンパイラが領域ｘ、
ｙとして、いずれか一方または双方が２バイトにまたが
って指定する場合があり、これらを同一のアリプリズム
で対処できることと、複数ビットのマスクデータを生成
するためには多（の処理ステップ数が必要であるという
理由による。

本発明は、上記課題に鑑み、ビット転記処理を高速化す
るビット転記方式を提供することを目的とする。

〔課題を解決するための手段〕

第１図実施例の構成図および第３図本発明のマスクデー
タ生成説明図より対応する機能部分を抽出して説明する
。

３は第１のテーブルで、クリア領域外をマスクするマス
クビットが下位側から連続する処理単位幅の複数のマス
クデータから構成される。

４は第２のテーブルで、マスクビットが上位側から連続
する処理単位幅の複数のマスクデータから構成される。

５は転記処理部で、転記元領域の相対ビット位置および
ビット長に応じ、第１のテーブル３および第２のテーブ
ル４のうちのいずれか一方のテーブルの１組のマスクデ
ータ、または両方のテーブルの各１組のマスクデータを
論理積したデータをそれぞれ第１のマスクデータとし、
他方のテーブルの１組のマスクデータ、または両方のテ
ーブルの各１組のマスクデータを論理和したデータをそ
れぞれ第２のマスクデータとしてクリア処理を行い、ク
リア処理した両方のデータを論理和することにより転記
する。

〔作　用〕

転記元領域と転記先領域のビット位置が対応する状態に
おいて、転記処理部５は、一方の境界からマスクビット
“１”が連続する複数のマスクデータから成る第１のテ
ーブル（ＢＩＴＲ）３と、他方の境界からマスクデータ
１”が連続する複数のマスクデータから成る第２のテー
ブル（ＢＩＴＬ）４から、いずれか一方のテーブル、ま
たは両方のテーブルからマスクデータを読出し、組み合
わせにより第１のマスクデータおよび第２のマスクデー
タを生成する。

転記元領域が第１の領域の上位側または下位側境界に接
する場合、両境界とも接しない場合の３つのケースがあ
り、以下第３図を参照しつつ、説明する。

なお、処理単位幅を８ビツトとして図示領域の右側を下
位側、左側を上位側とし、第１のテーブルＢＩＴＲ３は
下位側よりマスクビット“１”が連続するマスクデータ
、第２のテーブルＢＩＴＬ４は上位側よりマスクビット
“１′が連続するマスクデータをそれぞれ格納するもの
とし、またビット番号は下位側から昇順にＯ〜７とする
。またｉは第１の領域（または第２の領域）における相
対ビット位置（先頭ビット位置、左端を先頭、右端を最
終とする）、ｎはビット長（項目長）である。

（ケースＩ）　転記元領域の最終ビット位置ｋが第１の
領域の右側境界に一致する場合（ｋ＝ｉ−ｎ＋１＝０）第１のテーブルＢＩＴＲ３から先頭ビット位置ｉとマス
クビットの先頭位置ｉ′が一致するマスクデータ（第１
図のテーブル配置ではアドレスｉのマスクデータ、ＢＩ
ＴＲ（ｉ）　と表す）を読出して第１のマスクデータと
し、第２のテーブルＢＩＴＬ４から（先頭ビット位置ｉ
）＋１とマスクビットの最終位置に′が一致するマスク
データ（ＢＩＴＬ（ｉ）　）を読出して第２のマスクデ
ータとする。

（ケース■）　転記元領域の先頭ビット位Ｗｉが第１の
領域の左側境界と一致する場合（ｉ＝７）第２のテーブ
ルＢＩＴＬ４から転送元領域の最終ビット位ｔｌ’にと
マスクビットの最終位置に′が一致するマスクデータ（
ＢＩＴＬ（７−ｎ）　）を読出して第１のマスクデータ
とし、第１のテーブルＢＩＴＲ３から（最終ビット位ｆ
ｋ）−１とマスクビットの先頭位置ｉ°が一致するマス
クデータ（ＢＩＴＲ（７−ｎ）　）を読出して第２のマ
スクデータとする。

（ケース■）　転記元領域がどちらの境界にも接しない
場合第２のテーブルＢＩＴＬ４のうちの最終ビット位置にと
マスクビットの最終位置に′が一致するマスクデータ（
ＢＩＴＬ（ｉ−ｎ）　）と、第１のテーブルＢＩＴＬ３
のうちの先頭ビット位置ｉとマスクビットの先頭位置ｉ
′が一致するマスクデータ（ＢＩＴＲ（ｉ）　〕とを論
理積したデータを第１のマスクデータとし、第１のテー
ブルＢＩＴＲ３のうちの（最終ビット位置ｋ）＋１とマ
スクビットの先頭位置ｉ′が一致するマスクデータ（Ｂ
ＩＴＲ（ｉ−ｎ）　）と、第２のテーブルＢＩＴＬ４の
うちの、（先頭ビット位置ｉ）＋１とマスクビットの最
終位置に゛が一致するマスクデータ［ＢＩＴＬ（ｉ）　
）とを論理和したデータを第２のマスクデータとする。

そして、転記処理部３は、第１のマスクデータと第１の
領域のデータとを論理積し、第２のマスクデータと第２
の領域のデータとを論理積してクリア処理を行った後、
クリア処理した両データを論理和する。

以上のごとく、画境界からそれぞれマスクビットが連続
する最小限のマスクデータにより第１および第２のマス
クデータを生成するため、１ビツトづつ転送処理を行う
場合に比較して大幅に転記処理を高速化することが可能
となる。

〔実施例〕

本発明の実施例を図を用いて詳細に説明する。

第１図は実施例の構成図、第乎図は本発明のマλ スフデータ生成説明図、第合図は実施例の転記処理フロ
ーチャート図、第４図は処理Ａフローチャート図、第５
図は処理Ｂフローチャート図、第６図は処理Ｃフローチ
ャート図である。

以下、処理単位を８ビツトとし、従来例と同一条件とし
て説明する。

第１のマスクテーブルＢ　Ｉ　ＴＲ３は、下位側境界よ
リマスクビット“１＃がそれぞれｌ、２．・・７個連続
し、それ以外のビットが０”の７組のマスクデータから
構成され、第１図のごとく配列されている。

第２のマスクテーブルＢ　Ｉ　ＴＬ４は、上位側境界よ
りマスクビット“１”がそれぞれ１〜７個連続し、それ
以外は”０”の７組のマスクデータから構成され、第１
図のごとく配列されている。

転記処理部５は、転記元および転記先の設定条件である
項目アドレスｘ、ｙ、項目長ｎ、相対ビット位置ｉ、ｊ
が与えられて呼出されたとき、第１および第２のマスク
テーブルＢＩＴＲ３、ＢＴＲＬ４がら転記処理に必要な
第１および第２のマスクデータを以下に示す処理によっ
て生成し、転記処理を行う。

第２図は、転記データの先頭ビットが上位側境界と一致
する場合（ｉ＝７）、転記データの最終ビットが下位側
境界と一致する場合（ｉ−ｎ＋１＝０）およびいずれも
一致しない場合を相対ビット位置ｉおよび項目長ｎによ
り判別してそれぞれの処理を行うように構成したもので
ある。即ち、（１）転記元領域と転記先領域のビット位
置が異なる（ｉ−＃ｊ）か否かを判別し、異なる場合は
処理Ｄに進む。

（２）ｉ＝ｊで、且つｉ＝７ならば転記元領域が上位側
境界に一致するから処理Ａに進む。

（３）ｉ＝ｊで、且つｊ≠７ならば、最終ビット位置を
チエツクする。即ち、ｉ−ｎ＋１＝０ならば最終ビット
が下位側境界と一致するから、処理Ｂに進む。

（４）　　ｉ　−ｎ　＋　１≠０ならば、処理Ｃに進む
。

以下処理Ａ〜処理りの詳細を説明するが、領域Ｘの他の
ビットを保存するため、すべての処理で領域Ｘのデータ
をワーク領域Ｘ”　（第１の領域に対応する）に転記し
て（処理Ａ−Ｃのステップ■）領域Ｘ゛から領域ｙ（第
２の領域に対応する）への転記処理を行う。

〔処理Ａ〕第４図参照前述の（ケース■）に相当するもので、（７−ｎ）をア
ドレスとして第２のテーブルＢＩＴＬ４および第１のテ
ーブルＢＩＴＲ３からマスクデータを読出し、それぞれ
第１および第２のマスクデータとする。第４図は処理ス
テップを示したもので、■（ｘ’　　）　　・ＢＩＴＬ
（７−ｎ）　＝＞ｘ’この論理積演算により、領域Ｘの
データのうち転記元領域以外の領域がクリアされたデー
タが領域Ｘ°に得られる。

■（ｙ　）　　・ＢＩＴＲ（７−ｎ）４ｙこれにより領
域ｙのうち転記先領域のみクリアされたデータが領域ｙ
に得られる。

■（Ｘ“）＋　（ｙ）４ｙこれにより、転記元領域のデータが領域ｙに転記される
。

〔処理Ｂ〕第５図参照前述の（ケース■）に相当する。（ｉ）をアドレスとし
て第１のテーブルＢＩＴＲ３および第２のテーブルＢ　
Ｉ　ＴＬ４からマスクデータを読出し、処理Ａと同様に
以下の演算処理を行う。

■（ｘ’　）　　・ＢＩＴＲ（ｉ）→Ｘ′■（ｙ）　　
・ＢＩＴＲ（ｉ）悼ｙ ■（ｘ’　）＋　（ｙ）→ｙこれにより、転記元領域のデータが領域ｙに転記される
。

〔処理Ｃ〕第６図参照（ケース■）に相当するもので、第６図は第１および第
２のマスクデータを生成する代わりに、第１および第２
のテーブルから読出したそれぞれのマスクデータにより
直接（ｘ’　）、　　（ｙ）に処理を施した例を示した
ものである。即ち、（ＢＩＴＲ（ｉ）　　・（ｘ’）　
〕・（ＢＩＴＬ（ｉ−ｎ）　　・（ｘ’））を演算し、（ＢＩＴＬ（ｉ）　　・（ｙ’）　）　＋　（ＢＩＴＲ
（ｉ−ｎ）　　・（ｙ’））を演算し、両者の結果を論
理和している。

〔処理Ｄ〕

ｉ　４−　ｊの場合、図示省略したが、領域Ｘ′をシフ
トして転記先に合わせ、処理Ａ〜処理Ｃを適用する。な
お、この場合は従来の処理を行ってもよい。

以上の処理で、項目が１処理車位の領域に限ったが、２
領域にまたがる場合は、それぞれの領域で処理Ａ〜処理
Ｃを通用すればよい。

以上のごとく、２組のテーブルよりマスクデータを生成
してクリア処理を施し転記処理を行うため、項目長が複
数ビットの場合でも一度の処理で行うことができ、また
、マスクデータの生成が簡単になるため、転記処理の高
速化が達成される。

〔発明の効果〕以上説明したように、本発明は、最小限のマスクデータ
を格納したテーブルからマスクデータを生成して、転記
元および転記先領域のクリア処理を行うビット転記方式
を提供するもので、ビット転記処理の高速化に多大な効
果を奏する。

【図面の簡単な説明】

第１図は実施例の構成図、第２図は実施例の転記処理フ
ローチャート図、第３図は本発明のマスクデータ生成説
明図、第４図は処理Ａフローチャート図、第５図は処理
Ｂフローチャート図、第６図は処理Ｃフローチャート図
、第７図はプログラム構成図、第８図は内部プール項目
の転記処理説明図、第９図は従来の転記処理フローチャ
ート図である。図中、ｌは実行形式プログラム、２は実行時ライブラリ
、３は第１のテーブルＢＩＴＲ１４は第２のテーブルＢ
ＩｊＬ、５．１０は転記処理部である。

Claims

【特許請求の範囲】処理単位の第１の領域のうちの相対ビット位置およびビ
ット長で示される転記元領域をマスクして他の領域をク
リアする第１のマスクデータと、処理単位の第２の領域
のデータのうちの他の領域をマスクして転記先領域をク
リアする第２のマスクデータとを生成し、第１および第
２の領域の前記領域をクリアした後論理和して第１の領
域から第２の領域の対応する該転記先領域にデータを転
記するビット転記方式であって、クリア領域外をマスクするマスクビットが下位側から連
続する処理単位幅の複数のマスクデータから成る第１の
テーブル（３）と、該マスクビットが上位側から連続する処理単位幅の複数
のマスクデータから成る第２のテーブル（４）と、前記相対ビット位置およびビット長に応じ、第１および
第２のテーブルのうちのいずれか一方のテーブルの１組
のマスクデータ、または両方のテーブルの各１組のマス
クデータを論理積したデータをそれぞれ第１のマスクデ
ータとし、他方のテーブルの１組のマスクデータ、また
は両方のテーブルの各１組のマスクデータを論理和した
データをそれぞれ第２のマスクデータとして前記クリア
処理を行う転記処理部（５）とを設け、転記元領域の相対ビット位置およびビット長に基づき、
下位側および上位側からマスクビットが連続する処理単
位幅の複数のマスクデータにより第１および第２のマス
クデータを生成して転記処理を行うことを特徴とするビ
ット転記方式。