JPH0638234B2 - 変換されたプログラムコードのソース命令不可分性を保持するためのシステムおよび方法 - Google Patents
変換されたプログラムコードのソース命令不可分性を保持するためのシステムおよび方法Info
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- JPH0638234B2 JPH0638234B2 JP4507853A JP50785392A JPH0638234B2 JP H0638234 B2 JPH0638234 B2 JP H0638234B2 JP 4507853 A JP4507853 A JP 4507853A JP 50785392 A JP50785392 A JP 50785392A JP H0638234 B2 JPH0638234 B2 JP H0638234B2
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Description
【発明の詳細な説明】 発明の背景 この発明は、プログラムコードを異なったコンピュータ
システムで実行できるように適合させるためのシステム
および方法に関する。より具体的には、ある命令セット
に基づくコードを、命令状態不可分最小単位を保持しな
がら、総体的に簡易な命令セットによるコードに変換す
るためのシステムと方法に関する。
システムで実行できるように適合させるためのシステム
および方法に関する。より具体的には、ある命令セット
に基づくコードを、命令状態不可分最小単位を保持しな
がら、総体的に簡易な命令セットによるコードに変換す
るためのシステムと方法に関する。
コンピュータプログラミングの歴史の初期においては、
コンピュータプログラムのための命令はマイクロコード
のレベルで生成されていた。ソフトウェア工学が発展・
成長するに従って、単一の複雑命令内により多くのタス
クが結合され、複雑命令用に設計されたハードウェア・
アーキテクチャを有するコンピュータで実行されるよう
になった。
コンピュータプログラムのための命令はマイクロコード
のレベルで生成されていた。ソフトウェア工学が発展・
成長するに従って、単一の複雑命令内により多くのタス
クが結合され、複雑命令用に設計されたハードウェア・
アーキテクチャを有するコンピュータで実行されるよう
になった。
命令の複雑性が増大したことによって、一般的には、コ
ンピュータハードウェア開発環境における価格性能比が
向上した。その結果、複雑命令セットコード（ＣＩＳ
Ｃ）は広く受け入れられるところとなった。
ンピュータハードウェア開発環境における価格性能比が
向上した。その結果、複雑命令セットコード（ＣＩＳ
Ｃ）は広く受け入れられるところとなった。
しかしながら、命令の複雑性が増大するにつれて、さら
に高速での実行が可能なハードウェアシステムを設計す
ることが次第に難かしくなってきた。そして、代わり
に、簡易化命令セットコード（ＲＩＳＣ）がＲＩＳＣ用
として設計されたハードウェアアーキテクチャを有する
コンピュータ上で使用されるようになり、性能価格比を
非常に向上させる手段として受け入れられるようになっ
た。
に高速での実行が可能なハードウェアシステムを設計す
ることが次第に難かしくなってきた。そして、代わり
に、簡易化命令セットコード（ＲＩＳＣ）がＲＩＳＣ用
として設計されたハードウェアアーキテクチャを有する
コンピュータ上で使用されるようになり、性能価格比を
非常に向上させる手段として受け入れられるようになっ
た。
ＲＩＳＣシステムでは、一般に、より簡易な基本命令を
用いて所望の演算を行う。１つのＲＩＳＣ命令は通常は
メモリへのアクセスを高々１回しか行わないような１つ
の演算を行う。また、ＲＩＳＣシステムでは各々の基本
命令に用いられるレジスタを備えている。しかし、ＲＩ
ＳＣ命令セットにおける命令はマイクロコードレベルと
比較すると依然としてずっと複雑である。
用いて所望の演算を行う。１つのＲＩＳＣ命令は通常は
メモリへのアクセスを高々１回しか行わないような１つ
の演算を行う。また、ＲＩＳＣシステムでは各々の基本
命令に用いられるレジスタを備えている。しかし、ＲＩ
ＳＣ命令セットにおける命令はマイクロコードレベルと
比較すると依然としてずっと複雑である。
典型的なＣＩＳＣシステムにおいては、１つの命令は一
連の複雑な演算の集合より成り、メモリへの直接的なア
クセスを何回も行う。従って、１つのＲＩＳＣ命令でで
きる演算をＲＩＳＣ命令で行わせようとすると数個のＲ
ＩＳＣ命令が必要となる。
連の複雑な演算の集合より成り、メモリへの直接的なア
クセスを何回も行う。従って、１つのＲＩＳＣ命令でで
きる演算をＲＩＳＣ命令で行わせようとすると数個のＲ
ＩＳＣ命令が必要となる。
ＲＩＳＣシステムでは一般的に、より高速なシステム動
作が可能なように、また総合的なシステム性能がより良
くなるように、そして現存のハードウェア価格および性
能と比較してより低価格となるように、ソフトウェアと
ハードウェアとのトレードオフの最適化がなされてい
る。
作が可能なように、また総合的なシステム性能がより良
くなるように、そして現存のハードウェア価格および性
能と比較してより低価格となるように、ソフトウェアと
ハードウェアとのトレードオフの最適化がなされてい
る。
ＣＩＳＣシステムからＲＩＳＣシステムへ切り替えよう
とするときの１つの障害は、ＣＩＳＣシステムには膨大
なソフトウェアライブライが存在しており、これらの多
くはＲＩＳＣシステムではまだ利用できるようにはなっ
ていないことである。コンピュータシステムのユーザが
新しいコンピュータシステムが入手しようとするときの
ユーザの主要な関心の１つはアプリケーションプログラ
ムのユーザライブラリが新しいコンピュータシステムで
使えるように変換が可能であるかどうかということであ
る。あるいは、もし、そのライブラリを置き換えるとし
たら価格はいくらかかってしまうのかということであ
る。だから、ＲＩＳＣコンピュータシステムによってよ
り良い価格性能比を得ようと望んでいるコンピュータシ
ステムユーザにとって、アプリケーションプログラムの
ユーザライブラリをＲＩＳＣコンピュータシステム上で
実行できるように適合・移行させることは非常に重要な
こととなっている。
とするときの１つの障害は、ＣＩＳＣシステムには膨大
なソフトウェアライブライが存在しており、これらの多
くはＲＩＳＣシステムではまだ利用できるようにはなっ
ていないことである。コンピュータシステムのユーザが
新しいコンピュータシステムが入手しようとするときの
ユーザの主要な関心の１つはアプリケーションプログラ
ムのユーザライブラリが新しいコンピュータシステムで
使えるように変換が可能であるかどうかということであ
る。あるいは、もし、そのライブラリを置き換えるとし
たら価格はいくらかかってしまうのかということであ
る。だから、ＲＩＳＣコンピュータシステムによってよ
り良い価格性能比を得ようと望んでいるコンピュータシ
ステムユーザにとって、アプリケーションプログラムの
ユーザライブラリをＲＩＳＣコンピュータシステム上で
実行できるように適合・移行させることは非常に重要な
こととなっている。
このような移行をするにはいくつかの方法がある。その
１つは、再コンパイルまたは再コーティングを行うこと
である。しかし、この方法は一般には、ハードウェアの
細部に依存しないような、また現存のどのような機種に
対しても機種依存性なしに入手によるプログラム変更が
可能であるような、例えばフォートランのような高級言
語で書かれたプログラムに対する移行技術である。さら
に、この再コンパイル・再コーディングによる方法で
は、一般にプログラム変更とその結果のプログラムがど
のような振る舞いをするかはすべてユーザの責任となっ
ている。
１つは、再コンパイルまたは再コーティングを行うこと
である。しかし、この方法は一般には、ハードウェアの
細部に依存しないような、また現存のどのような機種に
対しても機種依存性なしに入手によるプログラム変更が
可能であるような、例えばフォートランのような高級言
語で書かれたプログラムに対する移行技術である。さら
に、この再コンパイル・再コーディングによる方法で
は、一般にプログラム変更とその結果のプログラムがど
のような振る舞いをするかはすべてユーザの責任となっ
ている。
他の方法は、翻訳（インタープリテーション）であろ
う。しかしこの方法の欠点は翻訳プログラムは一般にそ
の性能が元のものより低下してしまうことである。
う。しかしこの方法の欠点は翻訳プログラムは一般にそ
の性能が元のものより低下してしまうことである。
もっと具体的に述べると、翻訳処理手順とは、コンピュ
ータで翻訳処理手順のソフトウェアプログラムを走らせ
て、原命令ストリームを（その命令は異機種のコンピュ
ータ用命令であってよい）データとして読み込み、各々
の原命令に対してそれが何を意味するかを解釈してそれ
を実行することである。そのような翻訳処理手順は一般
には、１つの原命令を解釈するのに１０から１００もの
マシーン命令の実行が必要となる。従って、翻訳処理手
順は、機能的に等価なコードをコンピュータで直接に実
行させるのと比較すると、本質的にプログラム性能の低
下をもたらしてしまう。
ータで翻訳処理手順のソフトウェアプログラムを走らせ
て、原命令ストリームを（その命令は異機種のコンピュ
ータ用命令であってよい）データとして読み込み、各々
の原命令に対してそれが何を意味するかを解釈してそれ
を実行することである。そのような翻訳処理手順は一般
には、１つの原命令を解釈するのに１０から１００もの
マシーン命令の実行が必要となる。従って、翻訳処理手
順は、機能的に等価なコードをコンピュータで直接に実
行させるのと比較すると、本質的にプログラム性能の低
下をもたらしてしまう。
最も有効な効果的な移行の方法の１つは、コード変換を
行うことである。コード変換の方法では、現行のプログ
ラムの命令の各々を目的新コンピュータで用いる言語の
１つ以上の命令に変換する。従って、ＣＩＳＣプログラ
ムをＲＩＳＣプログラムへと変換すると、あるいはもっ
と一般的には比較的簡易な命令セットを有する新しいコ
ードへプログラムを変換すると、元のコードの１つの命
令が、新しいコードの複数の命令に変換されることにな
る。しかしながら、「１対複数」あるいはＣＩＳＣから
ＲＩＳＣへのコード変換を行うに際し、ＣＩＳＣあるい
は他の比較的複雑なコードの命令が保証していた元々の
その振る舞いすべてにわたって保持することは一般には
困難である。
行うことである。コード変換の方法では、現行のプログ
ラムの命令の各々を目的新コンピュータで用いる言語の
１つ以上の命令に変換する。従って、ＣＩＳＣプログラ
ムをＲＩＳＣプログラムへと変換すると、あるいはもっ
と一般的には比較的簡易な命令セットを有する新しいコ
ードへプログラムを変換すると、元のコードの１つの命
令が、新しいコードの複数の命令に変換されることにな
る。しかしながら、「１対複数」あるいはＣＩＳＣから
ＲＩＳＣへのコード変換を行うに際し、ＣＩＳＣあるい
は他の比較的複雑なコードの命令が保証していた元々の
その振る舞いすべてにわたって保持することは一般には
困難である。
変換において普通に生じる困難の１つは、１つのＣＩＳ
Ｃ命令が実行されている間はその命令が開始されて終了
するまでは他のＣＩＳＣ命令あるいは他のＣＩＳＣ命令
の一部が実行されるようなことがあってはならないとい
う要求である。従って、ＣＩＳＣからＲＩＳＣへの変換
に当たっては、このような意味での命令のまとまり性
（顆粒性）を保持することが本質的に必要である。この
ような命令のまとまり性（顆粒性）を保持するために
は、対応する状態あるいはメモリのまとまりを保持する
ことが必要である。従って、変換後のコードにおいて、
命令のメモリへのアクセスは全てが完全に行われるか、
さもなければ全くメモリのアクセスを行わないかどちら
かでなければならない。
Ｃ命令が実行されている間はその命令が開始されて終了
するまでは他のＣＩＳＣ命令あるいは他のＣＩＳＣ命令
の一部が実行されるようなことがあってはならないとい
う要求である。従って、ＣＩＳＣからＲＩＳＣへの変換
に当たっては、このような意味での命令のまとまり性
（顆粒性）を保持することが本質的に必要である。この
ような命令のまとまり性（顆粒性）を保持するために
は、対応する状態あるいはメモリのまとまりを保持する
ことが必要である。従って、変換後のコードにおいて、
命令のメモリへのアクセスは全てが完全に行われるか、
さもなければ全くメモリのアクセスを行わないかどちら
かでなければならない。
変換において命令の顆粒性（まとまり性）を保持するに
際しては、元の複雑命令の各々の命令に対応する変換後
の１の顆粒あるいはまとまりごとに、対応する元の複雑
命令が実行されたときに得られる結果と全く同じ結果
が、変換後の命令まとまりを実行したときに得られるこ
とが保証されていなければならない。こうすると、とき
には、より簡単な変換後の命令の「顆粒」を実行してい
る際に、まるで非同期現象が生じたかのように見える。
際しては、元の複雑命令の各々の命令に対応する変換後
の１の顆粒あるいはまとまりごとに、対応する元の複雑
命令が実行されたときに得られる結果と全く同じ結果
が、変換後の命令まとまりを実行したときに得られるこ
とが保証されていなければならない。こうすると、とき
には、より簡単な変換後の命令の「顆粒」を実行してい
る際に、まるで非同期現象が生じたかのように見える。
上記の相互参照を行っている同時出願中の出願（１８７
０−０４１０）は、コード変換および変換されたコード
の実行に際しての命令まとまりの保持のための特許であ
る。さらに、（１８７０−０４１０特許出願は）一般に
状態まとまりの保持、特に、ＣＩＳＣあるいはその他の
変換すべきコードが１書き込み命令の場合における状態
まとまりの確保のための機構と処理手順とについて開示
している。
０−０４１０）は、コード変換および変換されたコード
の実行に際しての命令まとまりの保持のための特許であ
る。さらに、（１８７０−０４１０特許出願は）一般に
状態まとまりの保持、特に、ＣＩＳＣあるいはその他の
変換すべきコードが１書き込み命令の場合における状態
まとまりの確保のための機構と処理手順とについて開示
している。
１書き込み命令は、無制限に状態書き込みができる１つ
の例外の場合を除いては、高々１つの状態書き込みを含
む。２つの種類の状態書き込みが重複して存在してはな
らない。ここでの「例外」という用語は、命令の実行を
続行させるのを妨げるようなすべての条件を意味してい
る。典型的な例外としては以下のものがある。
の例外の場合を除いては、高々１つの状態書き込みを含
む。２つの種類の状態書き込みが重複して存在してはな
らない。ここでの「例外」という用語は、命令の実行を
続行させるのを妨げるようなすべての条件を意味してい
る。典型的な例外としては以下のものがある。
ａ．ページフォルトあるいはアクセス違反などのメモリ
例外 ｂ．浮動小数点オーバフローあるいは０による割り算な
どの算術演算例外 ｃ．違法なオペレーション・コードあるいは実行中断命
令などの命令例外状態まとまりは、１８７０−０４１０
特許出願において、変換・実行すべき１書き込み命令の
場合における命令まとまりと等価である。しかしなが
ら、他の種類の変換すべき命令で、状態まとまりの保持
および命令まとまりの保持を達成する上で特別は問題を
生じるようなシーケンスを含んでいるものがある。この
ような命令は次のようなものを含んでいる令名である。
すなわち ａ．「インタロック」される、読みとり−変換−書き込
みシーケンス、あるいは、他のプロセッサによる介入書
き込みなしでマルチプロセッサシステムで実行される、
部分的メモリーワード書き込みを要求するような読み取
り−変更−書き込みシーケンス ｂ．すべてが起こるか、さもなければ、全く起こらない
かどちらかでなければならない、例外に出合うであろう
ような複雑状態書き込み を含むようなものである。
例外 ｂ．浮動小数点オーバフローあるいは０による割り算な
どの算術演算例外 ｃ．違法なオペレーション・コードあるいは実行中断命
令などの命令例外状態まとまりは、１８７０−０４１０
特許出願において、変換・実行すべき１書き込み命令の
場合における命令まとまりと等価である。しかしなが
ら、他の種類の変換すべき命令で、状態まとまりの保持
および命令まとまりの保持を達成する上で特別は問題を
生じるようなシーケンスを含んでいるものがある。この
ような命令は次のようなものを含んでいる令名である。
すなわち ａ．「インタロック」される、読みとり−変換−書き込
みシーケンス、あるいは、他のプロセッサによる介入書
き込みなしでマルチプロセッサシステムで実行される、
部分的メモリーワード書き込みを要求するような読み取
り−変更−書き込みシーケンス ｂ．すべてが起こるか、さもなければ、全く起こらない
かどちらかでなければならない、例外に出合うであろう
ような複雑状態書き込み を含むようなものである。
このような特殊な場合においては、変換されたコードに
おける状態まとまりおよび命令まとまりを達成しようと
すると、直面している特殊な状況と取り組むための、さ
らに特別な機構と処理手順とが必要となる。複雑状態書
き込みを含んでいる命令の場合では、少なくとも１つが
終了した後に全ての状態（メモリあるいはレジフタ）書
き込みが終了する前の、命令シーケンスが実行されてい
る間に非同期事象が起こるような所で状態まとまりの問
題が生じる。このような、命令まとまりの実行が打ち切
られるか続行されると、１つの状態書き込みがすでに実
行されて回復不可能な状態変化がすでに起こってしまっ
ているために状態エラーが発生するようなシーケンスの
実行が、変換コー命令において続けられると、どこかの
コード命令において例外が生じる。
おける状態まとまりおよび命令まとまりを達成しようと
すると、直面している特殊な状況と取り組むための、さ
らに特別な機構と処理手順とが必要となる。複雑状態書
き込みを含んでいる命令の場合では、少なくとも１つが
終了した後に全ての状態（メモリあるいはレジフタ）書
き込みが終了する前の、命令シーケンスが実行されてい
る間に非同期事象が起こるような所で状態まとまりの問
題が生じる。このような、命令まとまりの実行が打ち切
られるか続行されると、１つの状態書き込みがすでに実
行されて回復不可能な状態変化がすでに起こってしまっ
ているために状態エラーが発生するようなシーケンスの
実行が、変換コー命令において続けられると、どこかの
コード命令において例外が生じる。
共通メモリを有するマルチプロセッサシステムで変換コ
ードを実行する場合には状態まとまり問題が生じる可能
性がある。その理由は、変換コードを実行している第１
のプロセッサが、ある命令まとまりの読みとり−変更−
書き込みシーケンスを部分的に実行し、その読みとり−
変更−書き込みシーケンスがまだ終了していないとき
に、続けて他のプロセッサが、その読みとり−変更−書
き込みシーケンスがアドレス指定している状態位置へ書
き込みを行ってしまう可能性があるからである。ここ
で、他のプロセッサによる対立する状態アクセスが行わ
れた後に、もしさらに再びその命令まとまりが続行され
るかあるいは打ち切られるかすると、すでに回復可能な
状態変化が起こってしまっているから、状態エラーが発
生する。
ードを実行する場合には状態まとまり問題が生じる可能
性がある。その理由は、変換コードを実行している第１
のプロセッサが、ある命令まとまりの読みとり−変更−
書き込みシーケンスを部分的に実行し、その読みとり−
変更−書き込みシーケンスがまだ終了していないとき
に、続けて他のプロセッサが、その読みとり−変更−書
き込みシーケンスがアドレス指定している状態位置へ書
き込みを行ってしまう可能性があるからである。ここ
で、他のプロセッサによる対立する状態アクセスが行わ
れた後に、もしさらに再びその命令まとまりが続行され
るかあるいは打ち切られるかすると、すでに回復可能な
状態変化が起こってしまっているから、状態エラーが発
生する。
従って、本発明は、現存の複雑命令セットコードをより
簡易な命令セットコードに変換実行するにあたって、複
数書き込みあるいは部分書き込み、インタロック命令、
マルチプロセッサによる実行環境なのような特殊な状況
を含んでいる命令のコードの命令まとまりを保持しなが
らコードの変換・実行を行うための構成と処理手順とを
めざしたものである。従って、本発明は、このような特
殊な状況が存在する場合であってもアプリケーションコ
ードへの投資を無駄にすることなく、コンピュータシス
テムの価格／性能比の改善の実現を可能とするものであ
る。
簡易な命令セットコードに変換実行するにあたって、複
数書き込みあるいは部分書き込み、インタロック命令、
マルチプロセッサによる実行環境なのような特殊な状況
を含んでいる命令のコードの命令まとまりを保持しなが
らコードの変換・実行を行うための構成と処理手順とを
めざしたものである。従って、本発明は、このような特
殊な状況が存在する場合であってもアプリケーションコ
ードへの投資を無駄にすることなく、コンピュータシス
テムの価格／性能比の改善の実現を可能とするものであ
る。
発明の要約 第１のプログラムコードを第２のプログラムコードに変
換し、前記第１のコードの命令状態まとまりを保持しな
がら、前記第２のプログラムコードを実行するためのシ
ステムおよび方法とが提供せられる。ここで、第１のプ
ログラムコードは第１の命令セットに対して適合された
第１のアーキテクチャを有するコンピュータ上で実行が
可能であり、また第２のプログラムコードは、第１の命
令セットと比較して簡易な第２の命令セットに対して適
合された第２のアーキテクチャとを有し、またメモリお
よびレジスタ状態を有するコンピュータ上で実行が可能
である。第１のコンピュータは、第２の命令コードを用
いて第１のコード命令を定義したパターンコードに従っ
て、第１のコード命令を対応する第２のコード命令に変
換する。第１のコード命令の各々に対応する第２のコー
ド例は、状態の更新以外の命令実行を行いその命令実行
後に状態エラーを発生する危険なしに実行打ち切りが可
能な命令コード含んでいる第１のグループと、変換され
た第１のコード命令を実行するために必要となるすべて
の特殊な書き込み命令を含めすべてのメモリおよびレジ
スタ状態更新命令を含む第２のグループとの少なくとも
２つのグループに、順序正しく整列させた命令まとまり
シーケンス（顆粒命令シーケンス）に組織化される。
換し、前記第１のコードの命令状態まとまりを保持しな
がら、前記第２のプログラムコードを実行するためのシ
ステムおよび方法とが提供せられる。ここで、第１のプ
ログラムコードは第１の命令セットに対して適合された
第１のアーキテクチャを有するコンピュータ上で実行が
可能であり、また第２のプログラムコードは、第１の命
令セットと比較して簡易な第２の命令セットに対して適
合された第２のアーキテクチャとを有し、またメモリお
よびレジスタ状態を有するコンピュータ上で実行が可能
である。第１のコンピュータは、第２の命令コードを用
いて第１のコード命令を定義したパターンコードに従っ
て、第１のコード命令を対応する第２のコード命令に変
換する。第１のコード命令の各々に対応する第２のコー
ド例は、状態の更新以外の命令実行を行いその命令実行
後に状態エラーを発生する危険なしに実行打ち切りが可
能な命令コード含んでいる第１のグループと、変換され
た第１のコード命令を実行するために必要となるすべて
の特殊な書き込み命令を含めすべてのメモリおよびレジ
スタ状態更新命令を含む第２のグループとの少なくとも
２つのグループに、順序正しく整列させた命令まとまり
シーケンス（顆粒命令シーケンス）に組織化される。
第１の特殊書き込み命令は、第１のメモリ位置に単一書
き込みを行う第１のサブシーケンスを含むように構成さ
れ、ここで、この書き込みは一切の割り込みなしに、ま
たそのメモリ状態に結合することが可能な他のプロセッ
サによる前記第１のメモリ位置への対立する書き込み介
入が一切なされることなしに、前記のサブシーケンスが
実行されるようになされている。さらに第２の特殊書き
込み命令は、一切の割り込みなしに実行される複数書き
込みを行う第２のサブシーケンスを含むように構成され
る。
き込みを行う第１のサブシーケンスを含むように構成さ
れ、ここで、この書き込みは一切の割り込みなしに、ま
たそのメモリ状態に結合することが可能な他のプロセッ
サによる前記第１のメモリ位置への対立する書き込み介
入が一切なされることなしに、前記のサブシーケンスが
実行されるようになされている。さらに第２の特殊書き
込み命令は、一切の割り込みなしに実行される複数書き
込みを行う第２のサブシーケンスを含むように構成され
る。
第２のコンピュータシステムは第２のプログラムコード
を実行するための第２のアーキテクチャに対して適合さ
れている。第２のコードを実行するにあたって、第２の
コードの実行中の各非同期事象の発生を検出する手段、
および他のプロセッサがもしメモリ状態と結合して第１
のメモリ位置へ対立する書き込みを発生したような場合
にその発生を検出する手段とが備えられている。
を実行するための第２のアーキテクチャに対して適合さ
れている。第２のコードを実行するにあたって、第２の
コードの実行中の各非同期事象の発生を検出する手段、
および他のプロセッサがもしメモリ状態と結合して第１
のメモリ位置へ対立する書き込みを発生したような場合
にその発生を検出する手段とが備えられている。
すべての第２のコード命令シーケンスは、そのシーケン
スの実行中において、もし第１のグループの命令の全て
が終了する前に非同期事象割り込みが発生した際には、
あるいは例外に至るであろうような第２のグループのど
れかの命令が実行される前に第１のグループの命令の実
行が終了した際には、第１のコード命令の状態まとまり
と第１のコードの命令まとまりとを保持するようにし
て、そのシーケンスは実行が打ち切られて、後に再試行
がなされる。第１のサブシーケンスを含むどのような第
２のコード命令シーケンスまとまりにおける第１の特殊
命令サブシーケンスも、もし、この第１のサブシーケン
スの実行が終了する前に他のプロセッサによって対立す
る書き込みがなされた場合には、この第１のサブシーケ
ンスの実行を打ち切って、うまく実行が終了するまで再
試行を行う。第１のサブシーケンスを含むどのような第
２のコード命令シーケンスまとまりも、もし、第１のサ
ブシーケンスの実行が試みられている間に非同期事象割
り込みが発生したときには、これらを打ち切り再試行を
行う。
スの実行中において、もし第１のグループの命令の全て
が終了する前に非同期事象割り込みが発生した際には、
あるいは例外に至るであろうような第２のグループのど
れかの命令が実行される前に第１のグループの命令の実
行が終了した際には、第１のコード命令の状態まとまり
と第１のコードの命令まとまりとを保持するようにし
て、そのシーケンスは実行が打ち切られて、後に再試行
がなされる。第１のサブシーケンスを含むどのような第
２のコード命令シーケンスまとまりにおける第１の特殊
命令サブシーケンスも、もし、この第１のサブシーケン
スの実行が終了する前に他のプロセッサによって対立す
る書き込みがなされた場合には、この第１のサブシーケ
ンスの実行を打ち切って、うまく実行が終了するまで再
試行を行う。第１のサブシーケンスを含むどのような第
２のコード命令シーケンスまとまりも、もし、第１のサ
ブシーケンスの実行が試みられている間に非同期事象割
り込みが発生したときには、これらを打ち切り再試行を
行う。
もしも、Ａ）第２のサブシーケンスが命令シーケンスま
とまりに含まれており、またもし、非同期事象割り込み
が、第２の命令シーケンスの実行中における最初の書き
込みの後に起こるか、または、もし、Ｂ）例外に至るで
あろうような第２のグループの全ての状態更新命令が実
行された後に非同期事象割り込みが起こると、非同期事
象割り込み処理の実施を遅延させて、実行中のすべての
第２のコード命令シーケンスまとまりの実行を完了させ
る。
とまりに含まれており、またもし、非同期事象割り込み
が、第２の命令シーケンスの実行中における最初の書き
込みの後に起こるか、または、もし、Ｂ）例外に至るで
あろうような第２のグループの全ての状態更新命令が実
行された後に非同期事象割り込みが起こると、非同期事
象割り込み処理の実施を遅延させて、実行中のすべての
第２のコード命令シーケンスまとまりの実行を完了させ
る。
図面の簡単な説明 この明細書に併合され、この明細書の一部を構成する添
付図面は、本発明の一実施態様を示したものであり、明
細書と共に本発明の目的、利点および原理を説明するた
めのものである。図において： 図１は、アプリケーションプログラムが、ａ）（第１の
命令セットを有し、Ｘと表わされた）第１のコンピュー
タシステムによって実行するために生成され、また、
ｂ）相対的に簡易な命令セットを有する（Ｙと表され
た）別のコンピュータシステムで実行するために本発明
に従ってＸ命令状態まとまりおよび命令まとまりを変換
する際の全体的な方法を示した総合機能ブロック図であ
る。
付図面は、本発明の一実施態様を示したものであり、明
細書と共に本発明の目的、利点および原理を説明するた
めのものである。図において： 図１は、アプリケーションプログラムが、ａ）（第１の
命令セットを有し、Ｘと表わされた）第１のコンピュー
タシステムによって実行するために生成され、また、
ｂ）相対的に簡易な命令セットを有する（Ｙと表され
た）別のコンピュータシステムで実行するために本発明
に従ってＸ命令状態まとまりおよび命令まとまりを変換
する際の全体的な方法を示した総合機能ブロック図であ
る。
図２は、好適なＸ−Ｙ変換プログラムの一般化された機
能ブロック図、および、Ｘ命令状態まとまりを用い、Ｙ
実行可能アプリケーションコードを生成するＸ−Ｙ変換
プログラムを実行するための汎用コンピュータシステム
を示している。図３は、本発明によるＸ−Ｙ変換プログ
ラムの全体のフローチャートを示している。
能ブロック図、および、Ｘ命令状態まとまりを用い、Ｙ
実行可能アプリケーションコードを生成するＸ−Ｙ変換
プログラムを実行するための汎用コンピュータシステム
を示している。図３は、本発明によるＸ−Ｙ変換プログ
ラムの全体のフローチャートを示している。
図４は、Ｙコンピュータシステムについての機能ブロッ
ク図であり、ここでＹコンピュータは、命令まとまり制
御プログラム（ＩＧＣ）によってロードされた変換Ｙコ
ードと、特権アーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）コー
ドルーチン、および、命令まとまりおよび状態まとまり
を本発明に従って保持しつつＹコードを実行する際のＹ
コード実行制御のためロードロックされた条件シーケン
スが格納されている。
ク図であり、ここでＹコンピュータは、命令まとまり制
御プログラム（ＩＧＣ）によってロードされた変換Ｙコ
ードと、特権アーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）コー
ドルーチン、および、命令まとまりおよび状態まとまり
を本発明に従って保持しつつＹコードを実行する際のＹ
コード実行制御のためロードロックされた条件シーケン
スが格納されている。
図５Ａおよび５Ｂは、ＩＧＣプログラムが実行する機能
ステップを表すフローチャートを示す。
ステップを表すフローチャートを示す。
図６は、複数書き込みを含むＸ−Ｙコード命令変換、お
よびそれへの非同期事象の関係とをシンボル化した図で
ある。
よびそれへの非同期事象の関係とをシンボル化した図で
ある。
図７は、図４におけるＰＡＬコードルーチンの詳細につ
いて示したものであり、複数メモリ書き込みの場合にお
いて、本発明によって状態まとまりおよび命令まとまり
をどのよう保持するかの、その方法を示したものであ
る。
いて示したものであり、複数メモリ書き込みの場合にお
いて、本発明によって状態まとまりおよび命令まとまり
をどのよう保持するかの、その方法を示したものであ
る。
図８は、図４におけるロックされたロード／条件付き格
納シーケンスの詳細を示すフローチャートであり、部分
的書き込みおよびインタロックれた更新命令の場合にお
いて、本発明によって状態まとまりおよび命令まとまり
をどのように保持するかの、その方法を示したものであ
る。
納シーケンスの詳細を示すフローチャートであり、部分
的書き込みおよびインタロックれた更新命令の場合にお
いて、本発明によって状態まとまりおよび命令まとまり
をどのように保持するかの、その方法を示したものであ
る。
好適な実施例の説明 図１に示されているように、ソースコードで書かれたア
プリケーションプログラム１０は、Ｘコンピュータシス
テム１２で実行するためにユーザプログラムライブラリ
に保持されている多数のアプリケーションプログラムの
中の１つである。Ｘコンピュータシステム１２のハード
ウェアアーキテクチャは、プログラム１０あるいはユー
ザライブラリ中の他のアプリケーションプログラムを実
行可能な形に生成するのに採用されているＸ命令セット
による演算を行うように適合されている。
プリケーションプログラム１０は、Ｘコンピュータシス
テム１２で実行するためにユーザプログラムライブラリ
に保持されている多数のアプリケーションプログラムの
中の１つである。Ｘコンピュータシステム１２のハード
ウェアアーキテクチャは、プログラム１０あるいはユー
ザライブラリ中の他のアプリケーションプログラムを実
行可能な形に生成するのに採用されているＸ命令セット
による演算を行うように適合されている。
プログラム１０をＹコンピュータシステム２０で使用で
きるように適合するためには、実行可能形式プログラム
１０を、Ｙコンピュータシステムのハードウェアアーキ
テクチャが適合されているＹ命令セットを用いたＹ実行
可能コード２２として与えることが必要である。
きるように適合するためには、実行可能形式プログラム
１０を、Ｙコンピュータシステムのハードウェアアーキ
テクチャが適合されているＹ命令セットを用いたＹ実行
可能コード２２として与えることが必要である。
Ｙ命令セットは一般に、Ｘ命令セットが待っているより
も少ない基本命令から成っており、ＹコードからＹコー
ドへの変換は「１から多数へ」の命令変換を必要とす
る。Ｘ命令セットとしてはＣＩＳＣ命令セットを、Ｙ命
令セットとしてＲＩＳＣ命令セットを用いることができ
る。図１に特に説明のための目的に示されているよう
に、例えば、ＸシステムとしてはＶＡＸ？アーキテクチ
ャを採用することができ、またＹシステムとしてはＶＡ
Ｘ？ＲＩＳＣアーキテクチャを採用することができる。
なお、これらいずれのシステムも本発明の権利譲り受け
人であるディジタル・イクイップメント・コーポレーシ
ョンから供給されているものである。
も少ない基本命令から成っており、ＹコードからＹコー
ドへの変換は「１から多数へ」の命令変換を必要とす
る。Ｘ命令セットとしてはＣＩＳＣ命令セットを、Ｙ命
令セットとしてＲＩＳＣ命令セットを用いることができ
る。図１に特に説明のための目的に示されているよう
に、例えば、ＸシステムとしてはＶＡＸ？アーキテクチ
ャを採用することができ、またＹシステムとしてはＶＡ
Ｘ？ＲＩＳＣアーキテクチャを採用することができる。
なお、これらいずれのシステムも本発明の権利譲り受け
人であるディジタル・イクイップメント・コーポレーシ
ョンから供給されているものである。
図１に示されているように、アプリケーションプログラ
ム１０は、間接的なパス２４によるか、あるいは直接的
なパス２６によるかの、いずれによって、Ｙ実行可能コ
ード２２に変換することが可能である。直接変換は、Ｙ
コンパイラ２８およびＹリンカ３０を用いることによっ
て構成される。結果として得られるＹ実行可能コードは
参照番号２２Ｂによって表わされている。
ム１０は、間接的なパス２４によるか、あるいは直接的
なパス２６によるかの、いずれによって、Ｙ実行可能コ
ード２２に変換することが可能である。直接変換は、Ｙ
コンパイラ２８およびＹリンカ３０を用いることによっ
て構成される。結果として得られるＹ実行可能コードは
参照番号２２Ｂによって表わされている。
もし、Ｙコンパイラ２８およびＹリンカ３０が開発され
ていないか、あるいは利用できないか、さもなくば、関
連する欠点のためにユーザが直接変換パス２６を選ばな
かった場合には、間接変換パス２４を用いて、本発明に
よるＸアプリケーションプログラムのＹシステムへの移
行が行われ、プログラム投資の節約とシステム特性の向
上との両方の達成が図られる。
ていないか、あるいは利用できないか、さもなくば、関
連する欠点のためにユーザが直接変換パス２６を選ばな
かった場合には、間接変換パス２４を用いて、本発明に
よるＸアプリケーションプログラムのＹシステムへの移
行が行われ、プログラム投資の節約とシステム特性の向
上との両方の達成が図られる。
間接パスの場合においては、プログラム１０は、Ｘコン
パイラ１６およびＸリンカ１８によって、まず、Ｘコン
ピュータシステム用の実行可能コード１４に変換され
る。その結果、Ｘコンピュータシステム上で走らせるこ
とができるＸ実行可能コード１４が得られる。
パイラ１６およびＸリンカ１８によって、まず、Ｘコン
ピュータシステム用の実行可能コード１４に変換され
る。その結果、Ｘコンピュータシステム上で走らせるこ
とができるＸ実行可能コード１４が得られる。
好適な実施態様ではＸ−Ｙ変換器３２が備えられてお
り、これによってＸ実行可能コード１４を、参照番号２
２Ａで表された、対応するＹ実行可能アプリケーション
に変換する。このコード変換は、Ｙコードが簡易命令セ
ットに基づいたものである場合であっても、命令まとま
りおよび状態まとまりに対してＸコードが得る結果と正
確に同じ結果をＹコードの実行によって得られるように
なされなければならない。
り、これによってＸ実行可能コード１４を、参照番号２
２Ａで表された、対応するＹ実行可能アプリケーション
に変換する。このコード変換は、Ｙコードが簡易命令セ
ットに基づいたものである場合であっても、命令まとま
りおよび状態まとまりに対してＸコードが得る結果と正
確に同じ結果をＹコードの実行によって得られるように
なされなければならない。
ＸアプリケーションコードからＹアプリケーションコー
ドへの変換 コード変換システム４０（図２）は図１において言及さ
れた変換器３２を実行するために用いられる。変換シス
テム４０は、プロセッサ４２を有する通常の汎用コンピ
ュータと、メモリシステム４４と、およびＸアプリケー
ションコード４３を変換のために入力するのに用いる各
種の入出力装置とを有している。
ドへの変換 コード変換システム４０（図２）は図１において言及さ
れた変換器３２を実行するために用いられる。変換シス
テム４０は、プロセッサ４２を有する通常の汎用コンピ
ュータと、メモリシステム４４と、およびＸアプリケー
ションコード４３を変換のために入力するのに用いる各
種の入出力装置とを有している。
変換結果は本発明に従って、順序づけられているか、さ
もなければ、コードの変換を厳格に保証するように定義
づけられた構成のＹコード４５として生成される。特
に、Ｙコード４５は、Ｙコードが実際に実行される際に
Ｘ命令まとまりおよび状態まとまりの保持が容易に保証
されるように構成される。厳格なＣＩＳＣ保証の例とし
て、ＶＡＸ？アーキテツチャは以下のような保証および
標準を有している。
もなければ、コードの変換を厳格に保証するように定義
づけられた構成のＹコード４５として生成される。特
に、Ｙコード４５は、Ｙコードが実際に実行される際に
Ｘ命令まとまりおよび状態まとまりの保持が容易に保証
されるように構成される。厳格なＣＩＳＣ保証の例とし
て、ＶＡＸ？アーキテツチャは以下のような保証および
標準を有している。
1. １つの命令は、それが全部完全に実行されるか、さ
もなければ、全く実行されないかのどちらかでなければ
ならず、命令の一部を実行してからそれを中断し、他の
命令を実行して、結局また中断していた途中の命令を再
開させることは許されない。
もなければ、全く実行されないかのどちらかでなければ
ならず、命令の一部を実行してからそれを中断し、他の
命令を実行して、結局また中断していた途中の命令を再
開させることは許されない。
2. メモリは仮想メモリとなっており、どのようなメモ
リアクセスに対しても、ページフォールトあるいはアク
セス保護例外に出会ったために命令が終了することがで
きないといったことのないようになされている。
リアクセスに対しても、ページフォールトあるいはアク
セス保護例外に出会ったために命令が終了することがで
きないといったことのないようになされている。
3. １つの命令は、複数のメモリ位置への書き込みが許
容されている。全ての書き込みがなされるか、さもなけ
れば、全く書き込みがなされないかのどちらかでなけれ
ばならない。もし、書き込みが全くなされなかった場合
には、書き込みが失敗した点から再開するのではなく、
命令は最初からやり直される。
容されている。全ての書き込みがなされるか、さもなけ
れば、全く書き込みがなされないかのどちらかでなけれ
ばならない。もし、書き込みが全くなされなかった場合
には、書き込みが失敗した点から再開するのではなく、
命令は最初からやり直される。
4. メモリオペランドは（部分的に）重複することが許
される。複数の書き込み中のある１つの書き込みを行っ
てから中断して、ソースオペランドを重ね書きして命令
の再実行がなされないようになされる。
される。複数の書き込み中のある１つの書き込みを行っ
てから中断して、ソースオペランドを重ね書きして命令
の再実行がなされないようになされる。
5. １つの命令は、読みとり−変更−書き込みシーケン
スを行うことができる。
スを行うことができる。
6. 実際のメモリのハードウェアは、典型的には、整数
個の整列した通常４あるいは８バイトから成るメモリワ
ードを読み込んだりあまいは書き込んだりしかできない
が、命令のオペランドは、任意のバイトアドレスにおい
て、任意のバイト長をとることが許される。従って、１
つのオペランドは２つあるいはそれ以上のメモリワード
にまたがることができ、１つのオペランドのアクセス
は、最初と最後のメモリワードにさらにアクセスをする
ことができる。
個の整列した通常４あるいは８バイトから成るメモリワ
ードを読み込んだりあまいは書き込んだりしかできない
が、命令のオペランドは、任意のバイトアドレスにおい
て、任意のバイト長をとることが許される。従って、１
つのオペランドは２つあるいはそれ以上のメモリワード
にまたがることができ、１つのオペランドのアクセス
は、最初と最後のメモリワードにさらにアクセスをする
ことができる。
7. マルチプロセッサシステムにおいては、異なるプロ
セッサによる隣接バイトへのアクセスは互いに独立にな
されなければならない、すなわち、両方のプロセッサに
よる書き込みが、同じメモリワードへの読みとり−変更
−書き込みシーケンスを含んでいるときでさえも、ある
プロセッサの書き込みバイト５は他のプロセッサに書き
込みバイト６に干渉をしてはならない。
セッサによる隣接バイトへのアクセスは互いに独立にな
されなければならない、すなわち、両方のプロセッサに
よる書き込みが、同じメモリワードへの読みとり−変更
−書き込みシーケンスを含んでいるときでさえも、ある
プロセッサの書き込みバイト５は他のプロセッサに書き
込みバイト６に干渉をしてはならない。
8. マルチプロセッサシステムにおいては、インタロッ
クされた命令によるアクセスは不可分不可分性を保って
発生しなければならない。すなわち、あるプロセッサの
バイト４に対する読みとり−変更−書き込みは、他のプ
ロセッサの同じ位置へのインタロックされた読みとり−
変更−書き込みへ干渉してはならない。
クされた命令によるアクセスは不可分不可分性を保って
発生しなければならない。すなわち、あるプロセッサの
バイト４に対する読みとり−変更−書き込みは、他のプ
ロセッサの同じ位置へのインタロックされた読みとり−
変更−書き込みへ干渉してはならない。
メモリシステム４４は、いろいろなセクションを含んで
いるが、それらの中に、従来型データ記憶セクション４
６、およびコンピュータオペレーティングシステムが記
憶されているセクション４８とがある。Ｘ−Ｙコード変
換に採用されている基本的な要素は、他のメモリセクシ
ョンに記憶されている変換プログラム５０である。入力
Ｘコード４３は、Ｘコードリスト６２として記憶されて
いる。さらに、Ｙ命令のシーケンスを制御するために、
Ｙ命令順序規範５２が記憶されている。そして、Ｘ−Ｙ
命令コードパターン５４が記憶され、命令演算指定子お
よび命令オペランド指定子の両方の変換が可能となるよ
うになされている。
いるが、それらの中に、従来型データ記憶セクション４
６、およびコンピュータオペレーティングシステムが記
憶されているセクション４８とがある。Ｘ−Ｙコード変
換に採用されている基本的な要素は、他のメモリセクシ
ョンに記憶されている変換プログラム５０である。入力
Ｘコード４３は、Ｘコードリスト６２として記憶されて
いる。さらに、Ｙ命令のシーケンスを制御するために、
Ｙ命令順序規範５２が記憶されている。そして、Ｘ−Ｙ
命令コードパターン５４が記憶され、命令演算指定子お
よび命令オペランド指定子の両方の変換が可能となるよ
うになされている。
図３は、好適な形態における変換プログラム５０に対す
る全体のフローチャートを示したものである。ブロック
６０において、記憶されたＸコードリスト６２から、一
連のＸ命令が、プログラムループ６４の処理を行うため
に、順次入力される。
る全体のフローチャートを示したものである。ブロック
６０において、記憶されたＸコードリスト６２から、一
連のＸ命令が、プログラムループ６４の処理を行うため
に、順次入力される。
ループ６４の中の機能ブロック６６において、現在処理
ささているＸ命令に対応するＹ命令演算指定子およびオ
ペランド指定子とが生成される。これらの指定子は記憶
されたＸ−Ｙコードパターン５４（図２）に従って生成
される。次に、機能ブロック６８に示されているよう
に、生成されたＹコードは、あらかじめ定められた規範
に従って順序づけられ、後に実際にＹコードを実行する
際にＸ命令の顆粒性の保持が促進せられる。
ささているＸ命令に対応するＹ命令演算指定子およびオ
ペランド指定子とが生成される。これらの指定子は記憶
されたＸ−Ｙコードパターン５４（図２）に従って生成
される。次に、機能ブロック６８に示されているよう
に、生成されたＹコードは、あらかじめ定められた規範
に従って順序づけられ、後に実際にＹコードを実行する
際にＸ命令の顆粒性の保持が促進せられる。
図６に、Ｘ−Ｙ命令変換を図式的に示してある。
どのＸ命令も一般には、入力、入力されたものの変形加
工、および結果の一時記憶装置への記憶の基本的なタス
ク含んでおり、またメモリおよびレジスタ位置の状態更
新も含んでいる。Ｘ命令が「複数」のＹ命令に変換され
たときには、Ｙ命令を好適に構成するために採用されて
いる順序規範５２（図２）に従って、以下に示すよう
に、現在変換されているＸ命令（複合命令）に対するＹ
コードの中のＹ命令をグループ化し、順序づける。
工、および結果の一時記憶装置への記憶の基本的なタス
ク含んでおり、またメモリおよびレジスタ位置の状態更
新も含んでいる。Ｘ命令が「複数」のＹ命令に変換され
たときには、Ｙ命令を好適に構成するために採用されて
いる順序規範５２（図２）に従って、以下に示すよう
に、現在変換されているＸ命令（複合命令）に対するＹ
コードの中のＹ命令をグループ化し、順序づける。
1. Ｙコードの中の、第１の命令グループＧＩは、入力
を得、これらの得られた入力を一時記憶装置に記憶させ
る命令である。
を得、これらの得られた入力を一時記憶装置に記憶させ
る命令である。
2. Ｙコードの中の、第２の命令グループＧ２は、入力
に対して演算処理を行って変形加工された結果を生成
し、この結果を一時記憶装置に記憶させる命令である。
に対して演算処理を行って変形加工された結果を生成
し、この結果を一時記憶装置に記憶させる命令である。
3. Ｙコードの中の、第３の命令グループＧ３は、Ｘ状
態（メモリまたはレジスタ）の更新を行う、（以下にお
いて定義されるような）例外処理に出会う可能性のある
命令である。
態（メモリまたはレジスタ）の更新を行う、（以下にお
いて定義されるような）例外処理に出会う可能性のある
命令である。
4. Ｙコードの中の、最後の第４の命令グループＧ４
は、Ｘ状態（メモリまたはレジスタ）の更新を行うが、
例外処理には出会わないような命令である。
は、Ｘ状態（メモリまたはレジスタ）の更新を行うが、
例外処理には出会わないような命令である。
図４において参照番号９５で表されたＸメモリ状態、お
よび図４において参照記号９７で表されたＸレジスタ状
態は、Ｘコードにける記憶位置が、Ｙマシーンにおいて
は、それらがどのようなメモリあるいはレジスタ構造に
対応するのかを参照するためのものである。また、Ｘメ
モリ状態およびレジスタ状態は、Ｘアーキテクチャから
見ることも可能なようなメモリ状態およびレジスタ状態
とすることもできる。
よび図４において参照記号９７で表されたＸレジスタ状
態は、Ｘコードにける記憶位置が、Ｙマシーンにおいて
は、それらがどのようなメモリあるいはレジスタ構造に
対応するのかを参照するためのものである。また、Ｘメ
モリ状態およびレジスタ状態は、Ｘアーキテクチャから
見ることも可能なようなメモリ状態およびレジスタ状態
とすることもできる。
上記のようなやり方で変換コード命令を構成することの
利点、特に単純な１書き込みＹ命令の場合における利点
については、参照している１８７０−０４１０特許出願
において、さらに述べられている。
利点、特に単純な１書き込みＹ命令の場合における利点
については、参照している１８７０−０４１０特許出願
において、さらに述べられている。
状態不可分性は本質的に、Ｘ命令における状態アクセス
の全てが干渉なしに現れるか、あるいはさもなければ、
全く現れないかのいずれかでなければならないことを要
求する。この条件は、Ｘ命令の顆粒性を実現する際に必
要である。以下に述べる特殊な場合においては、Ｘ状態
不可分性はＸ命令の顆粒性を実現させる本発明による演
算処理によって達成される。
の全てが干渉なしに現れるか、あるいはさもなければ、
全く現れないかのいずれかでなければならないことを要
求する。この条件は、Ｘ命令の顆粒性を実現する際に必
要である。以下に述べる特殊な場合においては、Ｘ状態
不可分性はＸ命令の顆粒性を実現させる本発明による演
算処理によって達成される。
図３を再び参照する。いったん、機能ブロック６８が、
上記のように、Ｙ命令コードの順序づけを行うと、テス
トブロック７０は、現在のＹ命令が境界であるのかどう
か、すなわち、そのＹ命令が由来しているＸ命令の「Ｘ
顆粒命令」の境界標識なのかどうかを判定する。好適に
は、続けて次に処理されるＹ命令に対するテストを行
い、その結果の肯定ビットあるいは否定ビットをＸ境界
命令ビットマップに機能ブロック７２によって記録す
る。
上記のように、Ｙ命令コードの順序づけを行うと、テス
トブロック７０は、現在のＹ命令が境界であるのかどう
か、すなわち、そのＹ命令が由来しているＸ命令の「Ｘ
顆粒命令」の境界標識なのかどうかを判定する。好適に
は、続けて次に処理されるＹ命令に対するテストを行
い、その結果の肯定ビットあるいは否定ビットをＸ境界
命令ビットマップに機能ブロック７２によって記録す
る。
次に、変換処理分岐のうちのいずれを次に実施すべかを
決定するための、一連のテストを行う。各々の分岐は、
一般に、あらかじめ定義された変換の場合分け（すなわ
ち、Ｘ命令の種類）に対応し、これらの場合分けは、メ
モリ不可分性を保持しようとしたときに必要となる特別
な変換処理ごとに分類がなされている。この実施態様に
おいては、３つの分岐６５、６７、および６９のうちの
いずれかが、現在実行されているＸ命令の構造的特徴に
よって選択実行される。
決定するための、一連のテストを行う。各々の分岐は、
一般に、あらかじめ定義された変換の場合分け（すなわ
ち、Ｘ命令の種類）に対応し、これらの場合分けは、メ
モリ不可分性を保持しようとしたときに必要となる特別
な変換処理ごとに分類がなされている。この実施態様に
おいては、３つの分岐６５、６７、および６９のうちの
いずれかが、現在実行されているＸ命令の構造的特徴に
よって選択実行される。
一般に、分岐６５、６７、および６９が各々のＸ命令を
処理する際において、一般的厳格保持、特に状態不可分
性についての保持がなされるように変換コードの生成を
行う。
処理する際において、一般的厳格保持、特に状態不可分
性についての保持がなされるように変換コードの生成を
行う。
ここで、さらに留意すべきことは、変換の目的のため
に、１つの整列倍長ワード（４バイト）または４倍長ワ
ード（８バイト）に対する１つのＲＩＳＣ格納命令が、
対象のすべてのバイトが同時に変更を受けるが、他のバ
イトはこの格納によっては変更を受けないという意味あ
いにおいてＲＩＳＣマシーン上での最小単位であると仮
定していることである。またさらに、全ての状態はメモ
リかまたはレジスタに保持され、メモリアクセスは仮想
メモリ例外を発生させることができ、また、単なるレジ
スタ転送は例外を発生することが決してないと仮定して
いる。また、さらに、一連のＲＩＳＣ命令は、ＲＩＳＣ
命令の任意のどの位置においても外部事象による割り込
みが可能であると仮定している。
に、１つの整列倍長ワード（４バイト）または４倍長ワ
ード（８バイト）に対する１つのＲＩＳＣ格納命令が、
対象のすべてのバイトが同時に変更を受けるが、他のバ
イトはこの格納によっては変更を受けないという意味あ
いにおいてＲＩＳＣマシーン上での最小単位であると仮
定していることである。またさらに、全ての状態はメモ
リかまたはレジスタに保持され、メモリアクセスは仮想
メモリ例外を発生させることができ、また、単なるレジ
スタ転送は例外を発生することが決してないと仮定して
いる。また、さらに、一連のＲＩＳＣ命令は、ＲＩＳＣ
命令の任意のどの位置においても外部事象による割り込
みが可能であると仮定している。
図３において、テストブロック１２０でのテストにおい
て現在のＸ命令が単純な１書き込み命令であるとのテス
ト結果が得られたときには、変換分岐６５へ分岐する。
この場合の処理は、相互参照をしている特許出願１８７
０−０４１０に記載されているように行われる。機能ブ
ロック１２２に示されているように、この場合には特別
な変換作業は必要とされないので、ブロック７４に進
み、そこでさらに変換すべきＸ命令が存在するかどうか
の判定が行われる。もし、存在する場合にはプログラム
ループ６４が反復実行される。
て現在のＸ命令が単純な１書き込み命令であるとのテス
ト結果が得られたときには、変換分岐６５へ分岐する。
この場合の処理は、相互参照をしている特許出願１８７
０−０４１０に記載されているように行われる。機能ブ
ロック１２２に示されているように、この場合には特別
な変換作業は必要とされないので、ブロック７４に進
み、そこでさらに変換すべきＸ命令が存在するかどうか
の判定が行われる。もし、存在する場合にはプログラム
ループ６４が反復実行される。
変換フローチャートを再度参照する。もし現在のＸ命令
が単純な１書き込み命令ではない場合には、テストブロ
ック１２４において、そのＸ命令が、あらかじめ定義さ
れた、１書き込みの複数存在する特殊な場合のうちの１
つであるかどうかの判定が行われる。この実施態様にお
いては、特殊な１書き込みの場合として、つぎの２つの
ものが、あらかじめ定義されている。すなわち、部分書
き込み命令、および、インタロックされた更新命令であ
る。もし、これらの特殊な１書き込み命令である場合に
は、変換分岐６７へ分岐し、機能ブロック１２６にて、
変換コード中に状態不可分性シーケンスを挿入すること
によって状態不可分性の保持を行う。状態不可分性シー
ケンスは、（実行時において）(1)部分書き込みを完了
する、すなわち、読み込み−変更−書き込みの途中で割
り込みが発生しなければ、インタロックされた更新を行
う、あるいは(2)部分書き込みを保留する、すなわち、
読み込み−変更−書き込みの途中で割り込みが発生した
場合には、再試行を行うようにインタロックされた更新
を行う、ことを保証するものである。
が単純な１書き込み命令ではない場合には、テストブロ
ック１２４において、そのＸ命令が、あらかじめ定義さ
れた、１書き込みの複数存在する特殊な場合のうちの１
つであるかどうかの判定が行われる。この実施態様にお
いては、特殊な１書き込みの場合として、つぎの２つの
ものが、あらかじめ定義されている。すなわち、部分書
き込み命令、および、インタロックされた更新命令であ
る。もし、これらの特殊な１書き込み命令である場合に
は、変換分岐６７へ分岐し、機能ブロック１２６にて、
変換コード中に状態不可分性シーケンスを挿入すること
によって状態不可分性の保持を行う。状態不可分性シー
ケンスは、（実行時において）(1)部分書き込みを完了
する、すなわち、読み込み−変更−書き込みの途中で割
り込みが発生しなければ、インタロックされた更新を行
う、あるいは(2)部分書き込みを保留する、すなわち、
読み込み−変更−書き込みの途中で割り込みが発生した
場合には、再試行を行うようにインタロックされた更新
を行う、ことを保証するものである。
ブロック１２６において変換命令コード中に挿入される
状態不可分性シーケンスには、好適には、ロックされた
ロード／条件付き格納シーケンスと呼ばれているものを
用いる。このシーケンスをＹコンピュータシステムにお
いて実行するのに適するハードウェア機構は、参照特許
出願のデイジタル・イクイップメント・コーポレーショ
ン特許出願ＰＤ９０−０２５９において開示されてい
る。
状態不可分性シーケンスには、好適には、ロックされた
ロード／条件付き格納シーケンスと呼ばれているものを
用いる。このシーケンスをＹコンピュータシステムにお
いて実行するのに適するハードウェア機構は、参照特許
出願のデイジタル・イクイップメント・コーポレーショ
ン特許出願ＰＤ９０−０２５９において開示されてい
る。
図８は、参照記号１２６Ａで表された、ロックされたロ
ード／条件付き格納シーケンスによって実行される実行
時論理演算を説明するための一般化フローチャートであ
る。図示されているように、いったん、１２６Ａのシー
ケンスが呼び出されると、機能ブロック１２８は、読み
出し−変更−書き込み（ＲＭＷ）操作を実施しようとし
ているメモリワードのロードを行う。
ード／条件付き格納シーケンスによって実行される実行
時論理演算を説明するための一般化フローチャートであ
る。図示されているように、いったん、１２６Ａのシー
ケンスが呼び出されると、機能ブロック１２８は、読み
出し−変更−書き込み（ＲＭＷ）操作を実施しようとし
ているメモリワードのロードを行う。
ブロック１３０、１３２、および１３４で変更タスクが
実施される。定義されたメモリ位置へ１バイトを加える
場合について説明すると、ブロック１３０は、そのメモ
リワードにおけるバイト位置合わせを行うためにシフト
操作を実施する。次に、ブロック１３２は変更すべきバ
イトを０でマスクする。最後に、ブロック１３４はマス
クされたバイトをメモリワード中に置く。
実施される。定義されたメモリ位置へ１バイトを加える
場合について説明すると、ブロック１３０は、そのメモ
リワードにおけるバイト位置合わせを行うためにシフト
操作を実施する。次に、ブロック１３２は変更すべきバ
イトを０でマスクする。最後に、ブロック１３４はマス
クされたバイトをメモリワード中に置く。
もし、実行時において、ＲＭＷシーケンスが実行されて
いる最中に他のプロセッサが同じメモリ位置に対して書
き込みを行った場合には、そのＲＭＷシーケンスは互い
に独立した２つのメモリ書き込みの間での干渉を防ぐこ
とに失敗したことになる。ブロック１３６は、条件付き
格納を実行して、ＲＭＷシーケンスの中の読み出し・変
更部分の実行がなされている最中に他のプロセッサが同
じメモリ位置に対して書き込みを行ったかどうかを検出
する。もし、他の書き込みがなされていない場合には、
条件付き格納を実行し、他の書き込みとの対立がないか
ら状態あるいはメモリ不可分性を維持したままで、その
変更されたメモリワードの書き込みを行う。ブロック１
３８でシーケンスが終了する。現在のＹ命令の実行時に
おけるその後の処理は、以後にさらに詳細に説明される
顆粒命令制御プログラムによって制御される。
いる最中に他のプロセッサが同じメモリ位置に対して書
き込みを行った場合には、そのＲＭＷシーケンスは互い
に独立した２つのメモリ書き込みの間での干渉を防ぐこ
とに失敗したことになる。ブロック１３６は、条件付き
格納を実行して、ＲＭＷシーケンスの中の読み出し・変
更部分の実行がなされている最中に他のプロセッサが同
じメモリ位置に対して書き込みを行ったかどうかを検出
する。もし、他の書き込みがなされていない場合には、
条件付き格納を実行し、他の書き込みとの対立がないか
ら状態あるいはメモリ不可分性を維持したままで、その
変更されたメモリワードの書き込みを行う。ブロック１
３８でシーケンスが終了する。現在のＹ命令の実行時に
おけるその後の処理は、以後にさらに詳細に説明される
顆粒命令制御プログラムによって制御される。
もし、ブロック１３６において、ＲＭＷシーケンスの中
の読み出し・変更部分の実行によって変更されたワード
のメモリ位置へ、他のプロセッサが書き込みを行ったと
きには、その条件付き格納は取り消され、それによって
メモリ不可分性を保持し、また後にＲＭＷシーケンスを
再試行する。
の読み出し・変更部分の実行によって変更されたワード
のメモリ位置へ、他のプロセッサが書き込みを行ったと
きには、その条件付き格納は取り消され、それによって
メモリ不可分性を保持し、また後にＲＭＷシーケンスを
再試行する。
図３の変換処理を再度参照する。現在のＹ命令の中にシ
ーケンス１２６Ａがいったん組み込まれると、ブロック
７４は、さらにＸ命令が存在するかどうかを判定する。
もし、さらに存在する場合には、分岐６７は命令入力ブ
ロック６０に戻ってプログラムサイクルを反復すること
ができる。
ーケンス１２６Ａがいったん組み込まれると、ブロック
７４は、さらにＸ命令が存在するかどうかを判定する。
もし、さらに存在する場合には、分岐６７は命令入力ブ
ロック６０に戻ってプログラムサイクルを反復すること
ができる。
分岐６７による１書き込み命令のＣＩＳＣからＲＩＳＣ
への変換処理の場合の最後として、ＣＩＳＣ命令が状態
への部分的な（１または２バイトの）１つの整列書き込
みを含み、その変換されたコードがマルチプロセッサに
よって実行される、あるいは、インタロックされたアク
セスを必要とするような場合がある。このような場合に
おいて、状態不可分性を保持しようとするならば、独立
したバイトアクセスおよび読み出し−変更−書き出しシ
ーケンスは正しく行われなければならない。
への変換処理の場合の最後として、ＣＩＳＣ命令が状態
への部分的な（１または２バイトの）１つの整列書き込
みを含み、その変換されたコードがマルチプロセッサに
よって実行される、あるいは、インタロックされたアク
セスを必要とするような場合がある。このような場合に
おいて、状態不可分性を保持しようとするならば、独立
したバイトアクセスおよび読み出し−変更−書き出しシ
ーケンスは正しく行われなければならない。
分岐６７の１書き込みの場合において、変換は、グルー
プ１およびグループ２の命令が、更新すべきオペランド
を含む１つの倍長ワード／４倍長ワードのロックされた
ロードを含め、メモリ及び／またレジスタの更新を行う
場合を除いて、ＣＩＳＣ命令のすべての作業を必ず行う
ようになされていなければならない。グループ３の命令
は、同じ倍長ワード／４倍長ワードに対する条件付き格
納命令を含んでいる。またグループ４の命令は、単純な
レジスタ転送に続けて開始されるシーケンスに対する失
敗分岐命令を含んでいる。
プ１およびグループ２の命令が、更新すべきオペランド
を含む１つの倍長ワード／４倍長ワードのロックされた
ロードを含め、メモリ及び／またレジスタの更新を行う
場合を除いて、ＣＩＳＣ命令のすべての作業を必ず行う
ようになされていなければならない。グループ３の命令
は、同じ倍長ワード／４倍長ワードに対する条件付き格
納命令を含んでいる。またグループ４の命令は、単純な
レジスタ転送に続けて開始されるシーケンスに対する失
敗分岐命令を含んでいる。
グループ３の命令が完了する前に割り込みが生じた変換
シーケンスは、それが再試行されたときには条件付き格
納に失敗し、従ってシーケンスの最初に戻るような分岐
を行うことになる。さらに、もし他のプロセッサが、ロ
ックされたロード命令の後、条件付き格納命令の前に特
定の倍長ワード／４倍長ワードに対して書き込みを行う
と、条件付き格納は失敗し、従ってシーケンスの最初に
戻る分岐を行う。
シーケンスは、それが再試行されたときには条件付き格
納に失敗し、従ってシーケンスの最初に戻るような分岐
を行うことになる。さらに、もし他のプロセッサが、ロ
ックされたロード命令の後、条件付き格納命令の前に特
定の倍長ワード／４倍長ワードに対して書き込みを行う
と、条件付き格納は失敗し、従ってシーケンスの最初に
戻る分岐を行う。
グループ３の命令が完了した後、グループ４の命令が完
了する前に、変換シーケンスが割り込みを受けると、シ
ーケンスは、相互参照出願１８７０−０４１０において
もっと完全な考察がなされているように、単純なレジス
タ転送によってさらに解釈を行う機構によってグループ
４の命令を強制的に終了するようになされる。このこと
は正味の効果は、他の変換シーケンスを行うことなし
に、また対象倍長ワード／４倍長ワードへの他の書き込
みなしに、各変換シーケンスを最初から最後まで実行す
るか、あるいは、グループ３の命令が終了する前にシー
ケンスの実行を中断して最初から再実行を行うことであ
る。
了する前に、変換シーケンスが割り込みを受けると、シ
ーケンスは、相互参照出願１８７０−０４１０において
もっと完全な考察がなされているように、単純なレジス
タ転送によってさらに解釈を行う機構によってグループ
４の命令を強制的に終了するようになされる。このこと
は正味の効果は、他の変換シーケンスを行うことなし
に、また対象倍長ワード／４倍長ワードへの他の書き込
みなしに、各変換シーケンスを最初から最後まで実行す
るか、あるいは、グループ３の命令が終了する前にシー
ケンスの実行を中断して最初から再実行を行うことであ
る。
図３を再度参照する。もし、テストブロック１２４が、
変換中のＸ命令が特殊な１書き込み命令を含んでいない
と判断したときには、変換分岐６９に入り、ブロック１
２８は、変換しようとしているＸ命令が他の特殊な場合
であること、すなわち、複数書き込みＸ命令であるとい
う事実の登録を行う。続けて、機能ブロック１３０は、
変換命令コードの中に、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３
２（図７）を挿入して、以後にもっと完全に説明する方
法で複数書き込み命令に対しての状態不可分性を保つよ
うにする。
変換中のＸ命令が特殊な１書き込み命令を含んでいない
と判断したときには、変換分岐６９に入り、ブロック１
２８は、変換しようとしているＸ命令が他の特殊な場合
であること、すなわち、複数書き込みＸ命令であるとい
う事実の登録を行う。続けて、機能ブロック１３０は、
変換命令コードの中に、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３
２（図７）を挿入して、以後にもっと完全に説明する方
法で複数書き込み命令に対しての状態不可分性を保つよ
うにする。
ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２は、実行時において、
コンピュータシステム２０に含まれる、通常多くのコン
ピュータアーキテキチャにおいて利用可能で、オペレー
ティングシステムの最優先順位を有するルーチンを呼出
して実行する機構を提供するための、特権アーキテクチ
ャライブラリの中から呼び出されて実行される。一般に
ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２は、もし、このルーチ
ンの呼出を行うに先だって非同期事象割り込みが発生し
なければ、また、もし現在のＹコード顆粒命令の中の他
のシーケンスにおいてありえる例外が検出されなけれ
ば、状態不可分性を維持しながら全ての状態書き込みを
実行する。さもなければ、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１
３２はその実行以前に失敗となり、メモリ不可分性を引
き続き行う再試行のために保持する。
コンピュータシステム２０に含まれる、通常多くのコン
ピュータアーキテキチャにおいて利用可能で、オペレー
ティングシステムの最優先順位を有するルーチンを呼出
して実行する機構を提供するための、特権アーキテクチ
ャライブラリの中から呼び出されて実行される。一般に
ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２は、もし、このルーチ
ンの呼出を行うに先だって非同期事象割り込みが発生し
なければ、また、もし現在のＹコード顆粒命令の中の他
のシーケンスにおいてありえる例外が検出されなけれ
ば、状態不可分性を維持しながら全ての状態書き込みを
実行する。さもなければ、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１
３２はその実行以前に失敗となり、メモリ不可分性を引
き続き行う再試行のために保持する。
ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２は、好適には、参照特
許出願ＰＤ８６−０１１４において開示説明されている
ハードウェア構成によって実行される。
許出願ＰＤ８６−０１１４において開示説明されている
ハードウェア構成によって実行される。
図６を参照する。この図は、複数書き込みの場合におい
て、非同期事象とＹコード命令との関係を図示的に示し
たものである。この特殊な場合において、矢印７５は、
第１の書き込みが（ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２に
よって）処理された後に、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１
３２による全ての複数書き込みの実行が終了する以前に
発生する非同期事象を示している。一般に、この場合の
状態不可分性は、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２およ
び残りの顆粒命令が実行されるまで割り込みを保留する
ことによって保持できる。
て、非同期事象とＹコード命令との関係を図示的に示し
たものである。この特殊な場合において、矢印７５は、
第１の書き込みが（ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２に
よって）処理された後に、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１
３２による全ての複数書き込みの実行が終了する以前に
発生する非同期事象を示している。一般に、この場合の
状態不可分性は、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２およ
び残りの顆粒命令が実行されるまで割り込みを保留する
ことによって保持できる。
さらに具体的には、図７のＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１
３２のフローチャートを参照すると、変換されたコード
の実行時において、実行されるＹコード細分がＰＡＬ
ＣＡＬＬを呼び出すと、図示されているようにブロック
１５２に入る。次に、ブロック１５４で、ＲＳ以後ＰＡ
Ｌ ＣＡＬＬルーチン１３２が呼び出されるまでの間に
割り込みが発生したかどうかが調べられる。もし発生し
ていれば、ブロック１５６は失敗メッセージを命令シー
ケンスに返し状態不可分性が保持されるようになされ、
制御は出口ブロック１５７を通して呼び出し手続き戻さ
れて、現在のＹコード顆粒命令の実行において新たに試
行がなされる。
３２のフローチャートを参照すると、変換されたコード
の実行時において、実行されるＹコード細分がＰＡＬ
ＣＡＬＬを呼び出すと、図示されているようにブロック
１５２に入る。次に、ブロック１５４で、ＲＳ以後ＰＡ
Ｌ ＣＡＬＬルーチン１３２が呼び出されるまでの間に
割り込みが発生したかどうかが調べられる。もし発生し
ていれば、ブロック１５６は失敗メッセージを命令シー
ケンスに返し状態不可分性が保持されるようになされ、
制御は出口ブロック１５７を通して呼び出し手続き戻さ
れて、現在のＹコード顆粒命令の実行において新たに試
行がなされる。
もし、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチンが呼び出されるまでの
臨界時間の間に割り込みが発生していなければ、テスト
ブロック１５８で、残存するすべての状態アクセスが例
外の発生なしに完了することが可能であるかどうかが判
定される。もしそうでなければ、再度ブロック１５６で
失敗メッセージを命令シーケンスに返し、状態不可分性
の保持を行い、ブロック１５７を通ってルーチンから抜
けでて、Ｙコードシーケンスの再試行が可能なようにな
される。
臨界時間の間に割り込みが発生していなければ、テスト
ブロック１５８で、残存するすべての状態アクセスが例
外の発生なしに完了することが可能であるかどうかが判
定される。もしそうでなければ、再度ブロック１５６で
失敗メッセージを命令シーケンスに返し、状態不可分性
の保持を行い、ブロック１５７を通ってルーチンから抜
けでて、Ｙコードシーケンスの再試行が可能なようにな
される。
残存する状態アクセスが例外の発生なしに完了すること
が可能であるときには、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３
２の実行が開始され、もし、部分的書き込みが指定され
ているときには、最初の書き込みについて、ロックされ
たロードと変更とを行う。次に、ブロック１６０にて、
部分的書き込みのための条件付き格納または全ての書き
込みのための格納が実施される。
が可能であるときには、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３
２の実行が開始され、もし、部分的書き込みが指定され
ているときには、最初の書き込みについて、ロックされ
たロードと変更とを行う。次に、ブロック１６０にて、
部分的書き込みのための条件付き格納または全ての書き
込みのための格納が実施される。
ブロック１６２は部分書き込みにおける条件付き格納が
失敗したかどうかを判定する。もし、失敗しているなら
ば、ルーチンは、好適には、図示されているように部分
的書き込みの再試行のためにブロック１５９に戻され
る。もし必要ならば、代わりに、この時点において失敗
メッセージを返すようにすることもできる。
失敗したかどうかを判定する。もし、失敗しているなら
ば、ルーチンは、好適には、図示されているように部分
的書き込みの再試行のためにブロック１５９に戻され
る。もし必要ならば、代わりに、この時点において失敗
メッセージを返すようにすることもできる。
全書き込みが格納されたか、あるいは部分書き込みがう
まく格納されたときには、複数書き込みシーケンスの中
の最初の書き込みが終了したことになり、機能ブロック
１６４に示されているように、Ｙコードシーケンスの全
ての書き込みは状態不可分性を保持するために終了して
いなければならない。
まく格納されたときには、複数書き込みシーケンスの中
の最初の書き込みが終了したことになり、機能ブロック
１６４に示されているように、Ｙコードシーケンスの全
ての書き込みは状態不可分性を保持するために終了して
いなければならない。
次に、Ｙコードシーケンスの第２の書き込みが、書き込
み前処理ブロック１６６によって処理され、格納あるい
は条件付き格納ブロック１６８の実行が行われ、そして
次に、テストブロック１７０にて、条件付き格納失敗の
判定がなされる。この処理はブロック１５８、１６０、
および１６２による第１の書き込み処理について説明し
たと同様の方法でなされる。各先行書き込みの部分的書
き込みあるいは全書き込みがうまく終了したのと同様に
して、単一の機能ブロック１７２で示されているよう
に、同じプロセス部分集合（すなわち、ブロック１５
８、１６０、１６２に含まれているプロセス）が複数書
き込みシーケンスのあとの各々の書き込みに対して実施
される。全ての書き込みが格納されると、ブロック１７
４はＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２の成功完了を表示
し、ブロック１５７を通ってルーチンから抜け出す。現
在のＹ細分命令を状態不可分性を保持しながら完了する
ことができる。
み前処理ブロック１６６によって処理され、格納あるい
は条件付き格納ブロック１６８の実行が行われ、そして
次に、テストブロック１７０にて、条件付き格納失敗の
判定がなされる。この処理はブロック１５８、１６０、
および１６２による第１の書き込み処理について説明し
たと同様の方法でなされる。各先行書き込みの部分的書
き込みあるいは全書き込みがうまく終了したのと同様に
して、単一の機能ブロック１７２で示されているよう
に、同じプロセス部分集合（すなわち、ブロック１５
８、１６０、１６２に含まれているプロセス）が複数書
き込みシーケンスのあとの各々の書き込みに対して実施
される。全ての書き込みが格納されると、ブロック１７
４はＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２の成功完了を表示
し、ブロック１５７を通ってルーチンから抜け出す。現
在のＹ細分命令を状態不可分性を保持しながら完了する
ことができる。
図３において、変換分岐６５および６７の場合における
ように、分岐６９は最後にさらに変換すべき他のＸ命令
があるかどうかをチエックし、もしあるならば、ブロッ
ク６０にて変換すべき次のＸ命令を入力する。
ように、分岐６９は最後にさらに変換すべき他のＸ命令
があるかどうかをチエックし、もしあるならば、ブロッ
ク６０にて変換すべき次のＸ命令を入力する。
分岐６９によるＣＩＳＣからＲＩＳＣへの変換処理の場
合についてまとめると、（複数の宛先、あるいは単一の
整列していない宛先を有するため）ＣＩＳＣ命令は複数
の状態への書き込みを有する。インタロックされた状態
アクセスはこの場合分けには属さず、独立したバイト書
き込みが適当にハンドルされなければならない、また、
状態不可分性を保持するためには、指定された書き込み
の全てが実施されるか、さもなければ、全く実施されな
いかのいずれかでなければならない。
合についてまとめると、（複数の宛先、あるいは単一の
整列していない宛先を有するため）ＣＩＳＣ命令は複数
の状態への書き込みを有する。インタロックされた状態
アクセスはこの場合分けには属さず、独立したバイト書
き込みが適当にハンドルされなければならない、また、
状態不可分性を保持するためには、指定された書き込み
の全てが実施されるか、さもなければ、全く実施されな
いかのいずれかでなければならない。
変換において、命令グループ１および２は必ず読み出し
・設定命令で始まるようになされる。これらのグループ
の後には、更新すべき各倍長ワード／４倍長ワードのロ
ードを含むメモリおよび／またはレジスタの状態更新を
除いたすべてのＣＩＳＣ命令の作業に対する命令が続
く。命令グループ３はすべての格納を指定するＰＡＬ
ＣＡＬＬルーチン１３２を含む。また命令グループ４
は、単純なレジスタ転送に続けて、シーケンスの最初に
分岐する失敗分岐を含む。
・設定命令で始まるようになされる。これらのグループ
の後には、更新すべき各倍長ワード／４倍長ワードのロ
ードを含むメモリおよび／またはレジスタの状態更新を
除いたすべてのＣＩＳＣ命令の作業に対する命令が続
く。命令グループ３はすべての格納を指定するＰＡＬ
ＣＡＬＬルーチン１３２を含む。また命令グループ４
は、単純なレジスタ転送に続けて、シーケンスの最初に
分岐する失敗分岐を含む。
変換されたシーケンスが、命令グループ２が終了する前
に割り込みを受けると、読みだし・設定によって設定さ
れたＲＩＳＣ状態ビットをクリアして、ＰＡＬ ＣＡＬ
Ｌルーチン１３２が失敗メッセージを返し、シーケンス
の最初に分岐できるようにする。
に割り込みを受けると、読みだし・設定によって設定さ
れたＲＩＳＣ状態ビットをクリアして、ＰＡＬ ＣＡＬ
Ｌルーチン１３２が失敗メッセージを返し、シーケンス
の最初に分岐できるようにする。
参照特許出願ＰＤ８６−０１１４において記述されてい
るようなハードウェア構成を用いて、ＰＡＬ ＣＡＬＬ
ルーチン１３２は割り込みが不可能なＲＩＳＣコードの
特権シーケンスに入る。
るようなハードウェア構成を用いて、ＰＡＬ ＣＡＬＬ
ルーチン１３２は割り込みが不可能なＲＩＳＣコードの
特権シーケンスに入る。
ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２は、介入割り込みが発
生すると、すなわち、読みだし・設定によって設定され
たＲＩＳＣ状態ビットがクリアされると、いっさいの格
納を行わずに失敗メッセージを返す。さもなければ、可
能な仮想メモリ例外のチエックのために可能なすべての
格納位置の探査が行われる。いずれかに出会うと、ＰＡ
Ｌ ＣＡＬＬルーチン１３２は完了せずに例外処理がな
され、読み出し・設定によって設定された状態ビットが
クリアされる。これによって、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチ
ン１３２が続けて再実行されると失敗メッセージを返
し、シーケンスの最初に分岐するようになされる。さも
なければ、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２はすべての
指示された格納を実施する。その間、共用のメモリのペ
ージテーブルが他のプロセッサによって同時に更新され
てしまうような場合においても、先の探査において用い
られた仮想メモリ情報が用いられる。従って、格納にお
いては、仮想メモリ例外は発生しない。
生すると、すなわち、読みだし・設定によって設定され
たＲＩＳＣ状態ビットがクリアされると、いっさいの格
納を行わずに失敗メッセージを返す。さもなければ、可
能な仮想メモリ例外のチエックのために可能なすべての
格納位置の探査が行われる。いずれかに出会うと、ＰＡ
Ｌ ＣＡＬＬルーチン１３２は完了せずに例外処理がな
され、読み出し・設定によって設定された状態ビットが
クリアされる。これによって、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチ
ン１３２が続けて再実行されると失敗メッセージを返
し、シーケンスの最初に分岐するようになされる。さも
なければ、ＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２はすべての
指示された格納を実施する。その間、共用のメモリのペ
ージテーブルが他のプロセッサによって同時に更新され
てしまうような場合においても、先の探査において用い
られた仮想メモリ情報が用いられる。従って、格納にお
いては、仮想メモリ例外は発生しない。
各部分的メモリワード格納に際しては、特権コードによ
って、ロックされたロード／変更／条件付き格納シーケ
ンスが用いられる。また何等の格納もなされていない時
に最初の条件付き格納が（変更中において、他のプロセ
ッサが同じメモリワードに書き込みを行ったために）失
敗すると、実行はＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２から
「失敗」が返されるか、あるいは、ロード／変更／条件
付き格納シーケンスを反復する。１つの格納が終了した
後、その後に続くロード／変更／条件付き格納シーケン
スが、特権コード内に成功するまで反復されなければな
らない。指定されたすべての格納が終了すると、特権コ
ードから成功裡に抜けでて、命令グループ３が終了す
る。
って、ロックされたロード／変更／条件付き格納シーケ
ンスが用いられる。また何等の格納もなされていない時
に最初の条件付き格納が（変更中において、他のプロセ
ッサが同じメモリワードに書き込みを行ったために）失
敗すると、実行はＰＡＬ ＣＡＬＬルーチン１３２から
「失敗」が返されるか、あるいは、ロード／変更／条件
付き格納シーケンスを反復する。１つの格納が終了した
後、その後に続くロード／変更／条件付き格納シーケン
スが、特権コード内に成功するまで反復されなければな
らない。指定されたすべての格納が終了すると、特権コ
ードから成功裡に抜けでて、命令グループ３が終了す
る。
命令グループ３が終了した後、命令グループ４が終了す
る以前に、変換シーケンスが割り込みを受けると、相互
参照出願１８７０−４１０にもっと完全に記述されてい
るように単純なレジスタ転送解読の機構によってグルー
プ４を強制的に終了させられる。このことの正味の効果
は、他の変換シーケンスを行うことなしに、また対象メ
モリワードへの干渉書き込みなしに、シーケンスを最初
から最後まで実行するか、あるいは、グループ３の命令
が終了する前にシーケンスの実行を中断し続いて最初か
ら再試行を行うことである。
る以前に、変換シーケンスが割り込みを受けると、相互
参照出願１８７０−４１０にもっと完全に記述されてい
るように単純なレジスタ転送解読の機構によってグルー
プ４を強制的に終了させられる。このことの正味の効果
は、他の変換シーケンスを行うことなしに、また対象メ
モリワードへの干渉書き込みなしに、シーケンスを最初
から最後まで実行するか、あるいは、グループ３の命令
が終了する前にシーケンスの実行を中断し続いて最初か
ら再試行を行うことである。
分岐６５、６７、および６９によってすべてのＸ命令が
変換されると、プログラム６４の反復周期的な実行が終
了し、ブロック７６に示されているように、蓄積された
Ｙコードを出力することが可能となる。
変換されると、プログラム６４の反復周期的な実行が終
了し、ブロック７６に示されているように、蓄積された
Ｙコードを出力することが可能となる。
保証されたＸ状態不可分性と顆粒命令とを有する、Ｙコ
ード変換結果の実行 図４に示されているように、Ｙコンピュータシステム２
０（図１）に対応するＹプロセッサ８０が、保持された
Ｘ状態不可分性と顆粒命令とを有する、変換結果である
Ｙコードの実行のために備えられている。従来型の入出
力装置８２およびインタバル時計８４とがＹプロセッサ
８０に結合されていて、これらの装置は適宜、非同期事
象割り込みを発生させて、プロセッサの演算動作を一時
的にＹコードの実行から離れさす。もし本発明による保
護が保証されていないと、このような、あるいは他の割
り込みによるプロセッサの脇道への逸れは、前に記述し
たように特定の命令の実行において、Ｘ状態不可分性お
よび顆粒性とを破壊させる原因となる。
ード変換結果の実行 図４に示されているように、Ｙコンピュータシステム２
０（図１）に対応するＹプロセッサ８０が、保持された
Ｘ状態不可分性と顆粒命令とを有する、変換結果である
Ｙコードの実行のために備えられている。従来型の入出
力装置８２およびインタバル時計８４とがＹプロセッサ
８０に結合されていて、これらの装置は適宜、非同期事
象割り込みを発生させて、プロセッサの演算動作を一時
的にＹコードの実行から離れさす。もし本発明による保
護が保証されていないと、このような、あるいは他の割
り込みによるプロセッサの脇道への逸れは、前に記述し
たように特定の命令の実行において、Ｘ状態不可分性お
よび顆粒性とを破壊させる原因となる。
図４に示されているように、ブロック８６は、入力装置
から、Ｙプロセッサ８０に結合されたメモリシステム９
０のセクション８８への、生成されたＹコードの入力を
表している。またブロック８７は、Ｙコードを実行した
結果として出力装置から生成されるデータ出力を表して
いる。また、メモリシステム９０は従来型のデータセク
ション９２、従来型オペレーティングシステムセクショ
ン９４、および、前に述べたＸメモリ状態９５とを含ん
でいる。Ｙプロセッサ８０は前に述べたＸレジスタ状態
９７を含んでいる。
から、Ｙプロセッサ８０に結合されたメモリシステム９
０のセクション８８への、生成されたＹコードの入力を
表している。またブロック８７は、Ｙコードを実行した
結果として出力装置から生成されるデータ出力を表して
いる。また、メモリシステム９０は従来型のデータセク
ション９２、従来型オペレーティングシステムセクショ
ン９４、および、前に述べたＸメモリ状態９５とを含ん
でいる。Ｙプロセッサ８０は前に述べたＸレジスタ状態
９７を含んでいる。
メモリシステム９０の中の顆粒命令制御プログラム（Ｉ
ＧＣ）９６は、Ｙコードの実行において命令の顆粒性の
管理を行うように構成されている。Ｙコードの実行中に
おけるＩＧＣプログラム９６の働きについては、図５Ａ
および５Ｂのフローチャートにもっと完全な形で示され
ている。
ＧＣ）９６は、Ｙコードの実行において命令の顆粒性の
管理を行うように構成されている。Ｙコードの実行中に
おけるＩＧＣプログラム９６の働きについては、図５Ａ
および５Ｂのフローチャートにもっと完全な形で示され
ている。
一般に、Ｙコード顆粒命令に変換された１書き込みおよ
び複数書き込みＸ命令は、Ｙコードの実行においてＩＧ
Ｃプログラム９６によって制御される。単純な１書き込
み命令の場合は、状態不可分性および命令顆粒性のすべ
ての制御はこの明細書および前に参照した特許出願１８
７０−０４１０に開示されているようになされる。特殊
な１書き込み命令および複数書き込み命令の場合には、
これらの命令の変換されたコードが実行される間の状態
不可分性は、図３、６、および８と結び付けてこの明細
書にて説明しているように制御されるか、さもなけれ
ば、ＩＧＣプログラム９６の処理によって制御される。
び複数書き込みＸ命令は、Ｙコードの実行においてＩＧ
Ｃプログラム９６によって制御される。単純な１書き込
み命令の場合は、状態不可分性および命令顆粒性のすべ
ての制御はこの明細書および前に参照した特許出願１８
７０−０４１０に開示されているようになされる。特殊
な１書き込み命令および複数書き込み命令の場合には、
これらの命令の変換されたコードが実行される間の状態
不可分性は、図３、６、および８と結び付けてこの明細
書にて説明しているように制御されるか、さもなけれ
ば、ＩＧＣプログラム９６の処理によって制御される。
さらに具体的には、ＩＧＣプログラム９６（図５Ａ）
は、非同期事象の発生によって、９８と示された所から
始まる。一般には、非同期事象は、変換されたＸコード
から見ることが可能なＸ状態変化を発生させ得るような
割り込みによって、Ｙ命令ストリームが脇道へ逸脱する
ことと定義される。再度、図６を参照する。この図は、
非同期事象と複数書き込みを含むＹ命令中の顆粒Ｘ命令
との関係を説明したものである。
は、非同期事象の発生によって、９８と示された所から
始まる。一般には、非同期事象は、変換されたＸコード
から見ることが可能なＸ状態変化を発生させ得るような
割り込みによって、Ｙ命令ストリームが脇道へ逸脱する
ことと定義される。再度、図６を参照する。この図は、
非同期事象と複数書き込みを含むＹ命令中の顆粒Ｘ命令
との関係を説明したものである。
図５Ａを引き続き参照する。機能ブロック１００におい
て、非同期事象処理は一時的に保留され、機能ブロック
１０２において、非同期事象が発生したときに処理され
ていたＹ命令のメモリアドレスが記録される。
て、非同期事象処理は一時的に保留され、機能ブロック
１０２において、非同期事象が発生したときに処理され
ていたＹ命令のメモリアドレスが記録される。
次に、ブロック１０４において、命令境界ビットマップ
がチェックされ、Ｙ命令ＰＣ−ＡＥがＸ命令境界である
かどうかが判定される。もしそうであるときは、テスト
ブロック１０６は、ＩＧＣプログラム９６の実行を、パ
ス１０７を通してブロック１０８に移して、Ｘコード命
令顆粒性を破壊することなしに、非同期事象処理を行う
ために、Ｙコード命令に対して割り込むことができるよ
うにする。
がチェックされ、Ｙ命令ＰＣ−ＡＥがＸ命令境界である
かどうかが判定される。もしそうであるときは、テスト
ブロック１０６は、ＩＧＣプログラム９６の実行を、パ
ス１０７を通してブロック１０８に移して、Ｘコード命
令顆粒性を破壊することなしに、非同期事象処理を行う
ために、Ｙコード命令に対して割り込むことができるよ
うにする。
もし、Ｙ命令ＰＣ−ＡＥがＸ命令境界ではない場合に
は、機能ブロック１１０において、次のバックアップす
なわちＸ命令境界となっている先行するＹ命令に対して
Ｙ命令カウンタ位置合わせを行う。ＩＧＣプログラム９
６はプログラムパス１１１を通ってブロック１０８に進
み、先に述べたようにここでもまたＸコード命令顆粒性
を破壊することなしに、非同期事象処理が行われるよう
になされる。この例においては、Ｘ細分化命令の中の１
つ以上のＹ命令が実施されたければも、まだすべての実
施が終了していない時点において非同期事象が発生し、
Ｘ命令顆粒性の保持はプログラムブロック１１０の実行
によって実現される。
は、機能ブロック１１０において、次のバックアップす
なわちＸ命令境界となっている先行するＹ命令に対して
Ｙ命令カウンタ位置合わせを行う。ＩＧＣプログラム９
６はプログラムパス１１１を通ってブロック１０８に進
み、先に述べたようにここでもまたＸコード命令顆粒性
を破壊することなしに、非同期事象処理が行われるよう
になされる。この例においては、Ｘ細分化命令の中の１
つ以上のＹ命令が実施されたければも、まだすべての実
施が終了していない時点において非同期事象が発生し、
Ｘ命令顆粒性の保持はプログラムブロック１１０の実行
によって実現される。
さらに具剤的には、図５Ｂのブロック１１０に示されて
いるように、プログラムループ１１３のブロック１１２
において、Ｙ命令の先行探査を実施し、Ｘ命令境界とな
っている次のＹ命令を見つけだす。テストブロック１１
４は先行探査された各Ｙ命令をチェックして、残存して
いるＹ命令を実行する前に割り込み処理を実行すると、
その割り込み処理を強要されたことによってＹコード実
行結果が本来の結果と異なったものとなってしまうかど
うかを判定する。
いるように、プログラムループ１１３のブロック１１２
において、Ｙ命令の先行探査を実施し、Ｘ命令境界とな
っている次のＹ命令を見つけだす。テストブロック１１
４は先行探査された各Ｙ命令をチェックして、残存して
いるＹ命令を実行する前に割り込み処理を実行すると、
その割り込み処理を強要されたことによってＹコード実
行結果が本来の結果と異なったものとなってしまうかど
うかを判定する。
先行する各Ｙ命令のテストにおいて、テストブロック１
１４は、好適いは、もし、非同期事象処理が許されＹコ
ードシーケンスが後に再開されたとしたときに、これか
ら行われようとしている実行において例外条件が発生す
るかどうかを判定する。一般に、１つの命令は、それが
完了することができなかったときの１つの例外を有して
いる。以下に示したのは、先行Ｙ命令と特定されたとき
の、Ｘ境界となっている次のバックアップＹ命令へのＹ
コード打ち切りを発生させる例外についての一般的な分
類分けである。
１４は、好適いは、もし、非同期事象処理が許されＹコ
ードシーケンスが後に再開されたとしたときに、これか
ら行われようとしている実行において例外条件が発生す
るかどうかを判定する。一般に、１つの命令は、それが
完了することができなかったときの１つの例外を有して
いる。以下に示したのは、先行Ｙ命令と特定されたとき
の、Ｘ境界となっている次のバックアップＹ命令へのＹ
コード打ち切りを発生させる例外についての一般的な分
類分けである。
１）アクセス制御違反あるいはページフォールトなどの
メモリ管理例外 ２）浮動少数点桁あふれ、あるいは０による割り算など
の算術演算例外 ３）違法な命令コードあるいは違法な中断命令コードな
どの命令例外 本発明の好適な実施態様においては、ＩＧＣプログラム
が実行中にアクセスすることが可能な記憶装置に、変換
されるコードの有り得る例外についてのリストが配置さ
れる。かくして、記憶された例外リストに対して、先行
探査されたＹ命令の各々を参照して、例外判定がなされ
る。
メモリ管理例外 ２）浮動少数点桁あふれ、あるいは０による割り算など
の算術演算例外 ３）違法な命令コードあるいは違法な中断命令コードな
どの命令例外 本発明の好適な実施態様においては、ＩＧＣプログラム
が実行中にアクセスすることが可能な記憶装置に、変換
されるコードの有り得る例外についてのリストが配置さ
れる。かくして、記憶された例外リストに対して、先行
探査されたＹ命令の各々を参照して、例外判定がなされ
る。
先行探査において、一連のＹ命令がテストされ、もし探
査されたすべてのＹ命令が例外を示していなければ、非
同期事象処理がブロック１０８（図５Ａ）によって実行
可能とされる以前に、先に説明したように、Ｘ命令顆粒
性を破壊することなく残りのＹ命令が実行される。
査されたすべてのＹ命令が例外を示していなければ、非
同期事象処理がブロック１０８（図５Ａ）によって実行
可能とされる以前に、先に説明したように、Ｘ命令顆粒
性を破壊することなく残りのＹ命令が実行される。
一方、もし、先行探査されたＹ命令が、ブロック１１４
におけるテストにおいて、例外が見いだされると機能ブ
ロック１１８は直ちに、Ｘ命令境界となっている次のバ
ックアップＹ命令まで、Ｙプログラムカウンタを戻し、
ブロック１０８において、Ｘ命令顆粒性を破壊すること
なしに非同期事象処理を可能とする。このようにして、
Ｘ命令顆粒性が破壊されることが防止される。
におけるテストにおいて、例外が見いだされると機能ブ
ロック１１８は直ちに、Ｘ命令境界となっている次のバ
ックアップＹ命令まで、Ｙプログラムカウンタを戻し、
ブロック１０８において、Ｘ命令顆粒性を破壊すること
なしに非同期事象処理を可能とする。このようにして、
Ｘ命令顆粒性が破壊されることが防止される。
全体的に、本発明は「１から複数への」アプリケーショ
ンコード変換を実現するための有効な機構を提供するも
のである。生成されたコードは、正確な状態不可分性お
よび命令顆粒性とともに、実行結果において正確に元の
コードと同じものを与える。単純な１書き込み命令、お
よび、複数書き込みと読みだし−変更−書き込み単一書
き込み型を特殊命令に対して、不可分性、細分まとまり
性が保証される。従って、元のＣＩＳＣあるいは類似の
コードへ投資したものが無駄にならないばかりでなく、
同時に、ＲＩＳＣあるいは相対的に簡易な命令セットを
有する高・価格／性能比を有するコンピュータシステム
へ、アプリケーションコードを変換することによって、
良好な価格／性能比を達成することができる。
ンコード変換を実現するための有効な機構を提供するも
のである。生成されたコードは、正確な状態不可分性お
よび命令顆粒性とともに、実行結果において正確に元の
コードと同じものを与える。単純な１書き込み命令、お
よび、複数書き込みと読みだし−変更−書き込み単一書
き込み型を特殊命令に対して、不可分性、細分まとまり
性が保証される。従って、元のＣＩＳＣあるいは類似の
コードへ投資したものが無駄にならないばかりでなく、
同時に、ＲＩＳＣあるいは相対的に簡易な命令セットを
有する高・価格／性能比を有するコンピュータシステム
へ、アプリケーションコードを変換することによって、
良好な価格／性能比を達成することができる。
変換プログラムに対して命令状態不可分性を保持する、
本発明による改良されたシステムおよび方法において、
多くの変形・類型が、本発明の範囲と精神を逸脱するこ
となく、当業者にとって可能である。従って、本発明
は、添付の請求範囲に記述された範囲およびそれと等価
な範囲に含まれるような変形・類型などの拡張をも包含
するものである。
本発明による改良されたシステムおよび方法において、
多くの変形・類型が、本発明の範囲と精神を逸脱するこ
となく、当業者にとって可能である。従って、本発明
は、添付の請求範囲に記述された範囲およびそれと等価
な範囲に含まれるような変形・類型などの拡張をも包含
するものである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ウィーテック リチャード ティー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01460 リトルトン シルヴァー バーチ レーン ８
Claims (34)
- 【請求項１】第１コンピュータを作動して第１のコード
命令を対応する第２のコード命令に変換し、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成し、 あらかじめ定められた１書き込み命令に対する前記第２
の命令グループの中に、どのような割り込みもなしにま
た前記メモリ状態と結合した他のプロセッサによる第１
のメモリ位置への対立する介入書き込みなしに第１のサ
ブシーケンスを実行することができるようになされた、
第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うための第１
のサブシーケンスを含む第１の特殊な書き込み命令を含
めさせ、 複数書き込み命令に対する前記第２の命令グループの中
に、どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と
結合した他のプロセッサによる対立する介入書き込みな
しにすべての複数書き込みを実行する必要があるような
複数書き込みを処理するための第２のサブシーケンスを
含む第２の特殊な書き込み命令を含めさせ 前記第２のコンピュータシステムを作動させて、第２の
プログラムコードを実行し、 第２のコードの実行中において各非同期事象の発生を判
定し、 第２のコードの実行中において、前記のメモリ状態と前
記の他のプロセッサが結合したときに前記第１のメモリ
位置への前記の他のプロセッサによってなされる対立す
る各書き込みの発生を判定し、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行
い、 前記第１のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプ
ロセッサによって対立する書き込みがなされた場合に
は、前記第１の特殊な命令サブシーケンスを含むどのよ
うな第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１
の特殊な命令サブシーケンスを打ち切り、成功裡に実行
が完了するまで再試行を行い、 前記の第１のサブシーケンスの実行が試みられている間
に、非同期事象割り込みが発生した場合には、前記第１
のサブシーケンスを含む第２のコードのどのような顆粒
命令シーケンスをも打ち切って、再試行を行い、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２の命令サブシー
ケンスの実行において高々最初の書き込みが終了した後
に非同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、
Ｂ）例外に至るであろう前記の第２のグループのすべて
の状態更新命令が実行された後に非同期事象割り込みが
発生した場合には、非同期事象割り込みの処理の実施を
遅らせ、実行中であるすべての第２のコードの顆粒命令
を完了させる ステップを含むことを特徴とする、第１の命令セットに
適合するようになされた第１のアーキテクチャを有する
コンピュータ上で実行することが可能な第１のプログラ
ムコードを、第１の命令セットと比較して簡易な命令セ
ットよりなる第２の命令セットに適合するようになされ
た第２のアーキテクチャを有しまたメモリおよびレジス
タ状態を有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第
２のプログラムコードに、第１のコードの命令の状態不
可分性を保持しながら、変換し実行する方法。 - 【請求項２】前記第１のサブシーケンスが読み出し−変
更−書き込みサブシーケンスであることを特徴とする請
求の範囲第１項に記載の方法。 - 【請求項３】前記第１のサブシーケンスが、部分的書き
込みまたはインタロックされた更新命令を実現するため
に採用せられており、前記第１のサブシーケンスは入力
データを読み取って変更しその変更されたデータを条件
付き格納を行うロックされたロード・条件付き格納シー
ケンスを含み、前記第１のサブシーケンスはその実行中
において対立する書き込みがなされた場合には失敗不履
行とし、実行中に対立する書き込みがなされなかった場
合には前記第１のサブシーケンスを完了させることを特
徴とする請求の範囲第２項に記載の方法。 - 【請求項４】前記第２のサブシーケンスが１つの特権ア
ーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）呼び出しルーチンを
含み、このＰＡＬルーチンによって前記第２のサブシー
ケンスの実行およびいったんこのＰＡＬ呼び出しルーチ
ンの実行が始まった後には前記第２のサブシーケンスに
含まれるすべての書き込みを実行し、また、前記ＰＡＬ
呼び出しルーチンの開始は、もし現在の命令シーケンス
の実行中に何等の割り込みも発生せず、またもし例外に
出会わせずに残りのすべての状態アクセスを完了するこ
とができる場合において許されることを特徴とする請求
の範囲第１項に記載の方法。 - 【請求項５】前記ＰＡＬ呼び出しルーチンが実行すべき
第１の書き込みが部分的書き込みであるかどうかを判定
するためのテストを行い、もしそれが部分的書き込みで
ある場合にはロックされたロード・条件付き格納を実施
して前記の第１の書き込みを実行し、もし前記第１のサ
ブルーチンの実行が試みられている間に前記の他のプロ
セッサによる対立する状態書き込みがなされた結果とし
て条件付き格納が失敗不履行となった場合にはロックさ
れたロード・条件付き格納をそれが完了するまで選択的
に再試行し、もし再試行中ではない場合における第１の
試行中において対立する状態書き込みが発生しないかあ
るいは再試行中の場合においては続く再試行中において
対立する状態書き込みの発生がない場合にはロックされ
たロード・条件付き格納を完了する、第１のサブルーチ
ンを含み、前記ＰＡＬ呼び出しルーチンは前記第１のサ
ブルーチンが終了すると直ちに完了させるためにロック
され、次に第２のサブルーチンが実行すべき第２の書き
込みが部分的書き込みであるかどうかを判定するための
テストを行い、もしそれが部分的書き込みである場合に
はロックされたロード・条件付き格納を実施して前記第
２の書き込みを実行し、もし前記第２のサブルーチンの
実行が試みられている間に前記の他のプロセッサによる
対立する状態書き込みがなされた結果として条件付き格
納が失敗不履行となった場合にはロックされたロード・
条件付き格納を完了するまで再試行し、すべての書き込
みが実行されて前記ＰＡＬ呼び出しが完了するまで後続
する各々の実行すべき書き込みを本質的に前記第２のサ
ブルーチンと等しいサブルーチンによって処理すること
を特徴とする請求の範囲第４項に記載の方法。 - 【請求項６】前記第１のサブルーチンが、それが成功裡
に終了するまで再試行されることを特徴とする請求の範
囲第５項に記載の方法。 - 【請求項７】第２のコード命令を用いて第１のコード命
令を定義したパターンコードに従って、第１のコード命
令を対応する第２のコード命令に、第１のコンピュータ
を用いて変換し、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成し、 どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合
した他のいずれのプロセッサによる第１のメモリ位置へ
の対立する介入書き込みなしに１書き込みが実行される
ように第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うため
のサブシーケンスを含むように、特殊な書き込み命令を
構成し、 第２のアーキテクチャを適合された第２のコンピュータ
システムを作動させて、第２のプログラムコードを実行
し、 第２のコードの実行中において各非同期事象の発生を判
定し、 第２のコードの実行中において、前記のメモリ状態と前
記の他のプロセッサが結合したときに前記第１のメモリ
位置への前記の他のプロセッサによってなされる対立す
る各書き込みの発生を判定し、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行
い、 前記のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプロセ
ッサによって対立する書き込みがなされた場合には、前
記の特殊な命令サブシーケンスを含むような第２のコー
ドの顆粒命令シーケンスの中の前記の特殊て命令サブシ
ーケンスを打ち切り、成功裡に実行が完了するまで再試
行を行い、 前記のサブシーケンスの実行が試みられている間に、非
同期事象割り込みが発生した場合には、前記のサブシー
ケンスを含む第２のコードのどのような顆粒命令シーケ
ンスをも打ち切って、再試行を行い、 例外に至るであろう前記の第２のグループのすべての状
態更新命令が実行された後に非同期事象割り込みが発生
した場合には、非同期事象割り込み処理の実施を遅ら
せ、実行中であるすべての第２のコードの顆粒命令を完
了させる ステップを含むことを特徴とする、第１の命令セットに
適合するようになされた第１おアーキテクチャを有する
コンピュータ上で実行することが可能な第１のプログラ
ムコードを、第１の命令セットと比較して簡易な命令セ
ットよりなる第２の命令セットに適合するようになされ
た第２のアーキテクチャを有しまたメモリおよびレジス
タ状態を有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第
２のプログラムコードに、第１のコードの命令の状態不
可分性を保持しながら、変換し実行をする方法。 - 【請求項８】前記第１のサブシーケンスが読み出し−変
更−書き込みサブシーケンスであることを特徴とする請
求の範囲第７項に記載の方法。 - 【請求項９】前記第１のサブシーケンスが、部分的書き
込みまたはインタロックされた更新命令を実現するため
に採用せられており、前記第１のサブシーケンスは入力
データを読み取って変更しその変更されたデータを条件
付き格納を行うロックされたロード・条件付き格納シー
ケンスを含み、前記第１のサブシーケンスはその実行中
において対立する書き込みがなされた場合には失敗不履
行とし、実行中対立する書き込みがなされなかった場合
には前記第１のサブシーケンスを完了させることを特徴
とする請求の範囲第８項に記載の方法。 - 【請求項１０】7-2]第２のコード命令を用いて第１のコ
ード命令を定義したパターンコードに従って、第１のコ
ード命令を対応する第２のコード命令に、第１のコンピ
ュータを用いて変換し、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成し、 どのような割り込みもなしにすべての実行がなされなけ
ればならない複数書き込み処理を行うためのサブシーケ
ンスを含むように特殊な書き込み命令を構成し、 第２のアーキテクチャを適合された第２のコンピュータ
システムを作動させて、第２のプログラムコードを実行
し、 第２のコードの実行中において各非同期事象の発生を判
定し、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行
い、 もしも、Ａ）前記のサブシーケンスが顆粒命令シーケン
スに含まれており、また前記の命令サブシーケンスの実
行において高々最初の書き込みが終了した後に非同期事
象割り込みが発生したか、または、もしも、Ｂ）例外に
至るであろう前記の第２のグループのすべての状態更新
命令が実行された後に非同期事象割り込みが発生した場
合には、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、実
行中であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了させ
る ステップを含むことを特徴とする、第１の命令セットに
適合するようになされた第１のアーキテクチャを有する
コンピュータ上で実行することが可能な第１のプログラ
ムコードを、第１の命令セットと比較して簡易な命令セ
ットよりなる第２の命令セットに適合するようになされ
た第２のアーキテクチャを有しまたメモリおよびレジス
タ状態を有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第
２のプログラムコードに、第１のコードの命令の状態不
可分性を保持しながら、変換し実行をする方法。 - 【請求項１１】前記第２のサブシーケンスが１つの特権
アーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）呼び出しルーチン
を含み、このＰＡＬルーチンによって前記第２のサブシ
ーケンスの実行およびいったんこのＰＡＬ呼び出しルー
チンの実行が始まった後には前記第２のサブシーケンス
に含まれるすべての書き込みを実行し、また、前記ＰＡ
Ｌ呼び出しルーチンの開始は、もし現在の命令シーケン
スの実行中に何等の割り込みも発生せず、またもし例外
に出会わずに残りのすべての状態アクセスを完了するこ
とができる場合において許されることを特徴とする請求
の範囲第１０項に記載の方法。 - 【請求項１２】前記ＰＡＬ呼び出しルーチンが、実行す
べき第１の書き込みが部分的書き込みであるかどうかを
判定するためのテストを行い、もしそれが部分的書き込
みである場合にはロックされたロード・条件付き格納を
実施して前記の第１の書き込みを実行し、もし前記第１
のサブルーチンの実行が試みられている間に前記の他の
プロセッサによる対立する状態書き込みがなされた結果
として条件付き格納が失敗不履行となった場合にはロッ
クされたロード・条件付き格納をそれが完了するまで選
択的に再試行し、もし再試行中ではない場合における第
１の試行中において対立する状態書き込みが発生しない
かあるいは再試行中の場合においては続く再試行中にお
いて対立する状態書き込みの発生がない場合にロックさ
れたロード・条件付き格納を完了する、第１のサブルー
チンを含み、前記ＰＡＬ呼び出しルーチンは前記第１の
サブルーチンが終了すると直ちに完了させるためにロッ
クされ、次に第２のサブルーチンが実行すべき第２の書
き込みが部分的書き込みであるかどうかを判定するため
のテストを行い、もしそれが部分的書き込みである場合
にはロックされたロード・条件付き格納を実施して前記
第２の書き込みを実行し、もし前記第２のサブルーチン
の実行が試みられている間に前記の他のプロセッサによ
る対立する状態書き込みがなされた結果として条件付き
格納が失敗不履行となった場合にはロックされたロード
・条件付き格納を完了するまで再試行し、すべての書き
込みが実行されて前記ＰＡＬ呼び出しが完了するまで後
続する各々の実行すべき書き込みを本質的に前記第２の
サブルーチンと等しいサブルーチンによって処理するこ
とを特徴とする請求の範囲第１１項に記載の方法。 - 【請求項１３】前記第１のサブルーチンが、それが成功
裡に終了するまで再試行されることを特徴とする請求の
範囲第１２項に記載の方法。 - 【請求項１４】第２のコード命令を用いて第１のコード
命令を定義したパターンコードに従って、第１のコード
命令を対応する第２のコード命令に、第１のコンピュー
タを用いて変換し、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成し、 どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合
した他のいずれのプロセッサによる第１のメモリ位置へ
の対立する介入書き込みなしに１書き込みが実行される
ように第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うため
の第１のサブシーケンスを含むように、第１の特殊な書
き込み命令を構成し、 どのような割り込みもなしにすべての実行がなされなけ
ればならない複数書き込み処理を行うための第２のサブ
シーケンスを含むように第２の特殊な書き込み命令を構
成し、 前記第１のサブシーケンスの実行が終了する前に前記の
他のプロセッサによって対立する書き込みがなされた場
合には、前記第１のサプシーケンスを打ち切って、成功
裡に実行が終了するまで再試行を行うように、前記第１
のサブシーケンスを構成し、前記第１のサブシーケンス
の実行が試みられている間に非同期事象割り込みが発生
した場合には、前記第１のサブシーケンスを失敗不履行
とし、これによって前記第１のサブシーケンスを含む第
２のコードのどの顆粒命令に対してもその実行の再試行
が可能なようになさしめるように、前記第１のサブシー
ケンスを構成し第２のコードの実行中に発生したどのよ
うな非同期事象割り込みの実施をも、前記第２のサブシ
ーケンスの実行が終了するまで遅らせることができる、
割り込み不可の特権的実行を行うように前記第２のサブ
シーケンスを構成するステップを含むことを特徴とす
る、第１の命令セットに適合するようになされた第１の
アーキテクチャを有するコンピュータ上で実行すること
が可能な第１のプログラムコードを、第１の命令セット
と比較して簡易な命令セットよりなる第２の命令セット
に適合するようになされた第２のアーキテクチャを有し
またメモリおよびレジスタ状態を有する第２のコンピュ
ータ上で実行が可能な第２のプログラムコードに変換す
る方法において、第１のコードの状態不可分性の保持を
容易ならしめるように変換する方法。 - 【請求項１５】第２のアーキテクチャを適合された第２
のコンピュータシステムを作動させて、第２のプログラ
ムコードを実行し、 第２のコードの実行中において各非同期事象の発生を判
定し、 第２のコードの実行中において、前記のメモリ状態と前
記の他のプロセッサが結合したときに前記第１のメモリ
位置への前記の他のプロセッサによってなされる対立す
る各書き込みの発生を判定し、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行
い、 前記第１のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプ
ロセッサによって対立する書き込みがなされた場合に
は、前記第１の特殊な命令サブシーケンスを含むどのよ
うな第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１
の特殊な命令サブシーケンスを打ち切り、成功裡に実行
が完了するまで再試行を行い、 前記の第１のサブシーケンスの実行が試みられている間
に、非同期事象割り込みが発生した場合には、前記第１
のサブシーケンスを含む第２のコードのどのような顆粒
命令シーケンスをも打ち切って、再試行を行い、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２のサブシーケン
スの実行において高々最初の書き込みが終了した後に非
同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、Ｂ）
前記の特殊な命令の実行がなされた後に非同期事象割り
込みが発生するかあるいは例外に至るであろう前記の第
２のグループのすべての状態更新命令が実行された後に
非同期事象割り込みが発生した場合には、非同期事象割
り込みの処理の実施を遅らせ、実行中であるすべての第
２のコードの顆粒命令を完了させる ステップを含むことを特徴とする、第１の命令セットに
適合するようになされた第１のアーキテクチャを有する
コンピュータ上で実行することが可能な第１のプログラ
ムコードから、第１の命令セットと比較して簡易な命令
セットよりなる第２の命令セットに適合するようになさ
れた第２のアーキテクチャを有しまたメモリおよびレジ
スタ状態を有する第２のコンピュータ上で実行が可能な
第２のプログラムコードへの変換が、第１のコードの各
々の命令に対応する第２のコード命令が状態更新以外の
命令を行い実行後に状態エラーを発生する危険なしに中
断することができるコード命令を含む第１のグループと
変換される第１のコード命令を実行する際に必要となる
特殊な書き込み命令を含むすべてのメモリおよびレジス
タ状態更新命令を含む第２のグループとの２つのグルー
プを少なくとも含むように順序づけられて並べられた顆
粒命令シーケンスに編成せられ、第１の特殊な書き込み
命令がどのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態
と結合した他のプロセッサによる第１のメモリ位置への
対立する介入書き込みなしに第１のサブシーケンスを実
行することができるようになされた第１のメモリ位置へ
の１書き込み処理を行うための第１のサブシーケンスを
含むようになされ、第２の特殊な書き込み命令がどのよ
うな割り込みもなしにすべての複数書き込みを実行する
必要があるような複数書き込みを処理するための第２の
サブシーケンスを含むようになされた、第２のプログラ
ムコードを実行する方法において、第２のプログラムコ
ードが変換された元の第１のプログラムコードの状態不
可分性を保持しながら第２のプログラムコードの実行を
実行する方法。 - 【請求項１６】第１のプログラムコードを第２のプログ
ラムコードへ変換するための第１のプロセッサと、前記
第１のプロセッサに結合された第１のメモリシステムを
有する第１のコンピュータシステムと、前記第１のメモ
リシステムに第２のプログラムコードとして記憶された
前記パターンコード従って第１のコードの中の連続した
各命令を第２のコード命令に変換するための手段と、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成するた
めの手段と、 どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合
した他のいずれのプロセッサによる第１のメモリ位置へ
の対立する介入書き込みなしに１書き込みが実行される
ように第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うため
の第１のサブシーケンスを含むように、第１の特殊な書
き込み命令を構成するための手段と、 どのような割り込みもなしにすべての実行がなされなけ
ればならない複数書き込み処理を行うための第２のサブ
シーケンスを含むように第２の特殊な書き込み命令を構
成するための手段と、 前記第１のコンピュータシステムの出力として生成され
た第２のコードを実行するための、前記第２のアーキテ
クチャを備えまた第２のプロセッサと前記第２のプロセ
ッサと結合した第２のメモリシステムを含むメモリおよ
びレジスタ状態を備えた第２のコンピュータシステム
と、 第２のコードの実行中における、すべての非同期事象の
発生、および、前記のメモリ状態と前記の他のプロセッ
サが結合したときに前記第１のメモリ位置への前記の他
のプロセッサによってなされる対立するすべての書き込
みの発生を判定するための手段と、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行う
ための手段と、 前記第１のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプ
ロセッサによって対立する書き込みがなれれた場合に
は、前記第１の特殊な命令サブシーケンスを含むどのよ
うな第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１
の特殊な命令サブシーケンスをも打ち切り、成功裡に実
行が完了するまで再試行を行うための手段と、 前記の第１のサブシーケンスの実行が試みられている間
に、非同期事象割り込みが発生した場合には、前記第１
のサブシーケンスを含む第２のきコードのどのような顆
粒命令シーケンスをも打ち切って、再試行を行うための
手段と、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２の命令サブシー
ケンスの実行において高々最初の書き込みが終了した後
に非同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、
Ｂ）例外に至るであろう前記の第２のグループのすべて
の状態更新命令が実行された後に非同期事象が発生した
場合には、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、
実行中であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了さ
せるための手段 を含むことを特徴とする、第１の命令セットに適合する
ようになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュ
ータ上で実行することが可能な第１のプログラムコード
を、第１の命令セットと比較して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第２のプロ
グラムコードに、第１のコードの命令の状態不可分性を
保持しながら変換を行い、実行するためのシステム。 - 【請求項１７】前記第１のサブシーケンスが読み出し−
変更−書き込みサブシーケンスであることを特徴とする
請求の範囲第１６項に記載のシステム。 - 【請求項１８】前記第１のサブシーケンスが、部分的書
き込みまたはインタロックされた更新命令を実現するた
めに採用せられており、前記第１のサブシーケンスは入
力データを読み取って変更しその変更されたデータを条
件付き格納を行うロックされたロード・条件付き格納シ
ーケンスを含み、前記第１のサブシーケンスはその実行
中において対立する書き込みがなされた場合には失敗不
履行とし、実行中に対立する書き込みがなされなかった
場合には前記第１のサブシーケンスを完了させることを
特徴とする請求の範囲第１７項に記載のシステム。 - 【請求項１９】前記第２のサブシーケンスが１つの特権
アーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）呼び出しルーチン
を含み、このＰＡＬルーチンによって前記第２のサブシ
ーケンスの実行およびいったんこのＰＡＬ呼び出しルー
チンの実行が始まった後には前記第２のサブシーケンス
に含まれるすべての書き込みを実行し、また、前記ＰＡ
Ｌ呼び出しルーチンの開始は、もし現在の命令シーケン
スの実行中に何等の割り込みも発生せず、またもし例外
に出会わずに残りのすべての状態アクセスを完了するこ
とができる場合において許されることを特徴とする請求
の範囲第16項に記載のシステム。 - 【請求項２０】前記ＰＡＬ呼び出しルーチンが、実行す
べき第１の書き込みが部分的書き込みであるかどうかを
判定するためのテストを行い、もしそれが部分的書き込
みである場合にはロックされたロード・条件付き格納を
実施して前記の第１の書き込みを実行し、もし前記第１
のサブルーチンの実行が試みられている間に前記の他の
プロセッサによる対立する状態書き込みがなされた結果
として条件付き格納が失敗不履行となった場合にはロッ
クされたロード・条件付き格納をそれが完了するまで選
択的に再試行し、もし再試行中ではない場合における第
１の試行中において対立する状態書き込みが発生しない
かあるいは再試行中の場合においては続く再試行中にお
いて対立する状態書き込みの発生がない場合にはロック
されたロード・条件付き格納を完了する、第１のサブル
ーチンを含み、前記ＰＡＬ呼び出しルーチンは前記第１
のサブルーチンが終了すると直ちに完了させるためにロ
ックされ、次に第２のサブルーチンが実行すべき第２の
書き込みが部分的書き込みであるかどうかを判定するた
めのテストを行い、もしそれが部分的書き込みである場
合にはロックされたロード・条件付き格納を実施して前
記第２の書き込みを実行し、もし前記第２のサブルーチ
ンの実行が試みられている間に前記の他のプロセッサに
よる対立する状態書き込みがなされた結果として条件付
き格納が失敗不履行となった場合にはロックされたロー
ド・条件付き格納を完了するまで再試行し、すべての書
き込みが実行されて前記ＰＡＬ呼び出しが完了するまで
後続する各々の実行すべき書き込みを本質的に前記第２
のサブルーチンと等しいサブルーチンによって処理する
ことを特徴とする請求の範囲第１９項に記載のシステ
ム。 - 【請求項２１】前記第１のサブルーチンが、それが成功
裡に終了するまで再試行されることを特徴とする請求の
範囲第２０項に記載のシステム。 - 【請求項２２】第１のプログラムコードを第２のプログ
ラムコードへ変換するための第１のプロセッサと、前記
第１のプロセッサに結合された第１のメモリシステムを
有する第１のコンピュータシステムと、前記第１のメモ
リシステムに第２のプログラムコードとして記憶された
前記パターンコード従って第１のコードの中の連続した
各命令を第２のコード命令に変換するための手段と、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成するた
めの手段と、 どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合
した他のいずれのプロセッサによる第１のメモリ位置へ
の対立する介入書き込みなしに１書き込みが実行される
ように第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うため
のサブシーケンスを含むように、特殊な書き込み命令を
構成するための手段と、 前記第１のコンピュータシステムの出力として生成され
た第２のコードを実行するための、前記第２のアーキテ
クチャを備えまた第２のプロセッサと前記第２のプロセ
ッサと結合した第２のメモリシステムを含むメモリおよ
びレジスタ状態を備えた第２のコンピュータシステム
と、 第２のコードの実行中における、すべての非同期事象の
発生、および、前記メモリ状態と前記の他のプロセッサ
が結合したときに前記第１のメモリ位置への前記の他の
プロセッサによってなされる対立するすべての書き込み
の発生を判定するための手段と、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行う
ための手段と、 前記のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプロセ
ッサによって対立する書き込みがなされた場合には、前
記の特殊な命令サブシーケンスを含むなどのような第２
のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記の特殊な命令
サブシーケンスをも打ち切り、成功裡に実行が完了する
まで再試行を行うための手段と、 前記のサブシーケンスの実行が試みられている間に、非
同期事象割り込みが発生した場合には、前記のサブシー
ケンスを含む第２のコードのどのような顆粒命令シーケ
ンスをも打ち切って、再試行を行うための手段と、 例外に至るであろう前記の第２のグループのすべての状
態更新命令が実行された後に非同期事象が発生した場合
には、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、実行
中であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了させる
ための前記第２のプロセッサと前記第２のメモリシステ
ムとを含む手段 を含むことを特徴とする、第１の命令セットに適合する
ようになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュ
ータ上で実行することが可能な第１のプログラムコード
を、第１の命令セットと比較して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第２のプロ
グラムコードに、第１のコードの命令の状態不可分性を
保持しながら変換を行い、実行するためのシステム。 - 【請求項２３】前記第１のサブシーケンスが読み出し−
変更−書き込みサブシーケンスであることを特徴とする
請求の範囲第２２項に記載システム。 - 【請求項２４】前記第１のサブシーケンスが、部分的書
き込みまたはインタロックされた更新命令を実現するた
めに採用せられており、前記第１のサブシーケンスは入
力データを読み取って変更しその変更されたデータを条
件付き格納を行うロックされたロード・条件付き格納シ
ーケンスを含み、前記第１のサブシーケンスはその実行
中において対立する書き込みがなされた場合には失敗不
履行とし、実行中に対立する書き込みがなされなかった
場合には前記第１のサブシーケンスを完了させることを
特徴とする請求の範囲第２３項に記載のシステム。 - 【請求項２５】第１のプログラムコードを第２のプログ
ラムコードへ変換するための第１のプロセッサと、前記
第１のプロセッサに結合された第１のメモリシステムを
有する第１のコンピュータシステムと、前記第１のメモ
リシステムに第２のプログラムコードとして記憶された
前記パターンコード従って第１のコードの中の連続した
各命令を第２のコード命令に変換するための手段と、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成するた
めの手段と、 どのような割り込みもなしにすべての実行がなされなけ
ればならない複数書き込み処理を行うためのサブシーケ
ンスを含むように特殊な書き込み命令を構成するための
手段と、 前記第１のコンピュータシステムの出力として生成され
た第２のコードを実行するための、前記第２のアーキテ
クチャを備えまた第２のプロセッサと前記第２のプロセ
ッサと結合した第２のメモリシステムを含むメモリおよ
びレジスタ状態を備えた第２のコンピュータシステム
と、 第２のコードの実行中における、すべての非同期事象の
発生を判定するための手段と、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行う
ための手段と、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２の命令サブシー
ケンスの実行において高々最初の書き込みが終了した後
に非同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、
Ｂ）例外に至るであろう前記の第２のグループのすべて
の状態更新命令が実行された後に非同期事象が発生した
場合には、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、
実行中であるすべての第２のコード顆粒命令を完了させ
るための前記第２のプロセッサと前記第２のメモリシス
テムとを含む手段 を含むことを特徴とする、第１の命令セットに適合する
ようになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュ
ータ上で実行することが可能な第１のプログラムコード
を、第１の命令セットと比例して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第２のプロ
グラムコードに、第１のコードの命令の状態不可分性を
保持しながら変換を行い、実行するためのシステム。 - 【請求項２６】前記第２のサブシーケンスが１つの特徴
アーキテクチャライブラリ（ＰＡＬ）呼び出しルーチン
を含み、このＰＡＬルーチンによって前記第２のサブシ
ーケンスの実行およびいったんこのＰＡＬ呼び出しルー
チンの実行が始まった後には前記第２のサブシーケンス
に含まれるすべての書き込みを実行し、また、前記ＰＡ
Ｌ呼び出しルーチンの開始は、もし現在の命令シーケン
スの実行中に何等の割り込みも発生せず、またもし例外
に出会わずに残りのすべての状態アクセスを完了するこ
とができる場合において許されることを特徴とする請求
の範囲第２５項に記載のシステム。 - 【請求項２７】前記ＰＡＬ呼び出しルーチンが、実行す
べき第１の書き込みが部分的書き込みであるかどうかを
判定するためのテストを行い、もしそれが部分的書き込
みである場合にはロックされたロード・条件付き格納を
実施して前記の第１の書き込みを実行し、もし前記第１
のサブルーチンの実行が試みられている間に前記の他の
プロセッサによる対立する状態書き込みがなされた結果
として条件付き格納が失敗不履行となった場合にはロッ
クされたロード・条件付き格納をそれが完了するまで選
択的に再試行し、もし再試行中ではない場合における第
１の試行中において対立する状態書き込みが発生しない
かあるいは再試行中の場合においては続く再試行中にお
いて対立する状態書き込みの発生がない場合にはロック
されたロード・条件付き格納を完了する、第１のサブル
ーチンを含み、前記ＰＡＬ呼び出しルーチンは前記第１
のサブルーチンが終了すると直ちに完了させるためにロ
ックされ、次に第２のサブルーチンが実行すべき第２の
書き込みが部分的書き込みであるかどうかを判定するた
めのテストを行い、もしそれが部分的書き込みである場
合にはロックされたロード・条件付き格納を実施して前
記第２の書き込みを実行し、もし前記第２のサブルーチ
ンの実行が試みられている間に前記の他のプロセッサに
よる対立する状態書き込みがなされた結果として条件付
き格納が失敗不履行となった場合にはロックされたロー
ド・条件付き格納を完了するまで再試行し、すべての書
き込みが実行されて前記ＰＡＬ呼び出しが完了するまで
後続する各々の実行すべき書き込みを本質的に前記第２
のサブルーチンと等しいサブルーチンによって処理する
ことを特徴とする請求の範囲第２６項に記載のシステ
ム。 - 【請求項２８】前記第１のサブルーチンが、それが成功
裡に終了するまで再試行されることを特徴とする請求の
範囲第２７項に記載のシステム。 - 【請求項２９】第１のプログラムコードを第２のプログ
ラムコードへ変換するための第１のプロセッサと、前記
第１のプロセッサに結合された第１のメモリシステムを
有する第１のコンピュータシステムと、前記第１のメモ
リシステムに第２のプログラムコードとして記憶された
前記パターンコード従って第１のコードの中の連続した
各命令を第２のコード命令に変換するための手段と、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループを、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成するた
めの手段と、 どのような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合
した他のいずれのプロセッサによる第１のメモリ位置へ
の対立する介入書き込みなしに１書き込みが実行される
ように第１のメモリ位置への１書き込み処理を行うため
の第１のサブシーケンスを含むように、第１の特殊な書
き込み命令を構成するための手段と、 どのような割り込みもなしにすべての実行がなされなけ
ればならない複数書き込み処理を行うための第２のサブ
シーケンスを含むように第２の特殊な書き込み命令を構
成するための手段と、 前記第１のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプ
ロセッサによって対立する書き込みがなされた場合に
は、前記第１の特殊な命令サブシーケンスを含むどのよ
うな第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１
の特殊な命令サブシーケンスをも打ち切り、成功裡に実
行が完了するまで再試行を行うための手段と、 前記第１のサブシーケンスの実行が試みられている間
に、非同期事象割り込みが発生した場合には、前記の第
１のサブシーケンスを含む第２のコードのどのような顆
粒命令シーケンスをも打ち切って、再試行を行うための
前記第２のプロセッサと前記第２のメモリシステムを含
む手段と、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２の命令サブシー
ケンスの実行において高々最初の書き込みが終了した後
に非同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、
Ｂ）例外に至るであろう前記の第２のグループのすべて
の状態更新命令が実行された後に非同期事象が発生した
場合には、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、
実行中であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了さ
せるための前記第２のプロセッサと前記第２のメモリシ
ステムを含む手段 を含むことを特徴とする、第１の命令セットに適合する
ようになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュ
ータ上で実行することが可能な第１のプログラムコード
を、第１の命令セットと比較して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能が第２のプロ
グラムコードに変換するシステムにおいて、第１のコー
ドの状態不可分性の保持を容易ならしめるように変換す
るシステム。 - 【請求項３０】第２のアーキテクチャを適合された第２
のコンピュータシステムを作動させて、第２のプログラ
ムコードを実行しする手段と、 第２のコードの実行中において各非同期事象の発生を判
定する手段と、 第２のコードの実行中において、前記のメモリ状態と前
記の他のプロセッサが結合したときに前記第１のメモリ
位置への前記の他のプロセッサによってなされる対立す
る各書き込みの発生を判定する手段と、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行う
手段と、 前記第１のサブシーケンスが終了する前に前記の他のプ
ロセッサによって対立する書き込みがなされた場合に
は、前記第１の特殊な命令サブシーケンスを含むどのよ
うな第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１
の特殊な命令サブシーケンスを打ち切り、成功裡に実行
が完了するまで再試行を行う手段と、 前記の第１のサブシーケンスの実行が試みられている間
に、非同期事象割り込みが発生した場合には、前記第１
のサブシーケンスを含む第２のコードのどのような顆粒
命令シーケンスをも打ち切って、再試行を行う手段と、 もしも、Ａ）前記の第２のサブシーケンスが顆粒命令シ
ーケンスに含まれており、また前記第２の命令サブシー
ケンスの実行において高々最初の書き込みが終了した後
に非同期事象割り込みが発生したか、または、もしも、
Ｂ）前記の特殊な命令の実行がなされた後に非同期事象
割り込みが発生するかあるいは例外に至るであろう前記
の第２のグループのすべての状態更新命令が実行された
後に非同期事象割り込みが発生した場合には、非同期事
象割り込みの処理の実施を遅らせ、実行中であるすべて
の第２のコードの顆粒命令を完了させる手段 含むことを特徴とする、第２の命令セットに適合するよ
うになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュー
タ上で実行することが可能な第１のプログラムコードか
ら、第１の命令セットと比較して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第２のプロ
グラムコードへの変換が、第１のコードの各々の命令に
対応する第２のコード命令が状態更新以外の命令を行い
実行後に状態エラーを発生する危険なしに中断すること
ができるコード命令を含む第１のグループと変換される
第１のコード命令を実行する際に必要となる特殊な書き
込み命令を含むすべてのメモリおよびレジスタ状態更新
命令を含む第２のグループとの２つのグループを少なく
とも含むように順序づけられて並べられた顆粒命令シー
ケンスに編成せられ、第１の特殊な書き込み命令がどの
ような割り込みもなしにまた前記メモリ状態と結合した
他のプロセッサによる第１のメモリ位置への対立する介
入書き込みなしに第１のサブシーケンスを実行すること
ができるようになされた第１のメモリ位置への１書き込
み処理を行うための第１のサブシーケンスを含むように
なされ、第２の特殊な書き込み命令がどのような割り込
みもなしにすべての複数書き込みを実行する必要がある
ような複数書き込みを処理するための第２のサブシーケ
ンスを含むようになされた、第２のプログラムコードを
実行するシステムにおいて、第２のプログラムコードが
変換された元の第１のプログラムコードの状態不可分性
を保持しながら第２のプログラムコードの実行を行うシ
ステム。 - 【請求項３１】第２のコード命令を用いて第１のコード
命令を定義したパターンコードに従って、第１のコード
命令を対応する第２のコード命令に、第１のコンピュー
タを用いて変換し、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成し、 どのような対立する介入的事象もなしに処理する必要の
あるサブシーケンスを含む第１の特殊な書き込み命令を
少なくとも前記第２の命令グループの中に含めさせ、 第２のアーキテクチャを適合された第２のコンピュータ
システムを作動させて、第２のプログラムコードを実行
し、 第２のコードの実行中において、前記第１の特殊な書き
込み命令におけるメモリ不可分性を実際に破るあるいは
破る可能性があるすべての介入事象の発生を判定し、シ
ーケンスの実行中において、第１のグループのすべての
命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生し
た場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終了
した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるような
例外に至る第２のグループの命令が続いて待機している
ときには、そのような第２のグループの命令が実行され
る前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンスを
打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および第
１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行い、 前記第１のサブシーケンスが複数のステップを含む１書
き込み命令である場合において、もし前記第１のサブシ
ーケンスが終了する前に前記のメモリ状態と結合してい
る前記の他のプロセッサによって対立する書き込みがな
されたことが検出された場合には、前記第１の特殊な命
令サブシーケンスを含むどのような第２のコードの顆粒
命令シーケンスの中の前記第１の特殊な命令サブシーケ
ンスをも打ち切り、成功裡に実行が完了するまで再試行
を行い、 前記の第１のサブシーケンスが１書き込み命令である場
合において、前記の第１のサブシーケンスの実行が試み
られている間に、対立を生じるであろう非同期事象割り
込みが検出された場合には、前記第１のサブシーケンス
を含む第２のコードのどのような顆粒命令シーケンスを
も打ち切って、再試行を行い、 もしも、Ａ）前記第１のサブシーケンスが顆粒命令シー
ケンスに含まれている複数書き込み命令である場合にお
いて、もし、前記第１の命令サブシーケンスの実行にお
いて高々最初の書き込みが終了した後に非同期事象割り
込みが発生したか、または、もしも、Ｂ）例外に至るで
あろう前記の第２のグループのすべての状態更新命令が
実行された後に非同期事象割り込みが発生した場合に
は、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、実行中
であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了させる ステップを含むことを特徴とする、第１の命令セットに
適合するようになされた第１のアーキテクチャを有する
コンピュータ上で実行することが可能な第１のプログラ
ムコードを、第１の命令セットと比較して簡易な命令セ
ットよりなる第２の命令セットに適合するようになされ
た第２のアーキテクチャを有しまたメモリおよびレジス
タ状態を有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第
２のプログラムコードに、第１のコードの命令の状態不
可分性を保持しながら、変換し実行をする方法。 - 【請求項３２】前記第１の特殊な書き込み命令が、どの
ような割り込みなしにまた前記メモリ状態と結合してい
る他のプロセッサによる前記第１のメモリ位置へのどの
ような対立する介入的書き込みなしに前記第１のサブシ
ーケンスを実行できるようになされた、第１のメモリ位
置への１書き込みを処理するための第１のサブシーケン
スを含む第１の特殊な書き込み命令であることを特徴と
する請求の範囲第３１項に記載の方法。 - 【請求項３３】前記第１の特殊な書き込み命令が、どの
ような割り込みもなしに実行することが必要な複数書き
込みを処理するための第２のサブシーケンスを含む第２
の特殊な書き込み命令であることを特徴とする請求の範
囲第３１項に記載の方法。 - 【請求項３４】第１のプログラムコードを第２のプログ
ラムコードへ変換するための第１のプロセッサと、前記
第１のプロセッサに結合された第１のメモリシステムを
有する第１のコンピュータシステムと、第１のコードの
中の連続した各命令を第２のコード命令に変換するため
の手段と、 第１のコードの各々の命令に対応する第２のコード命令
を、状態更新以外の命令を行い実行後に状態エラーを発
生する危険なしに中断することができるコード命令を含
む第１のグループと、変換される第１のコード命令を実
行する際に必要となる特殊な書き込み命令を含むすべて
のメモリおよびレジスタ状態更新命令を含む第２のグル
ープとの２つのグループを少なくとも含むように、順序
づけられて並べられた顆粒命令シーケンスに編成するた
めの手段と、 前記第１のコンピュータシステムの出力として生成され
た第２のコードを実行するための、前記第２のアーキテ
クチャを備えまた第２のプロセッサと前記第２のプロセ
ッサと結合した第２のメモリシステムを含むメモリおよ
びレジスタ状態を備えた第２のコンピュータシステム
と、 第２のコードの実行中における、前記第１の特殊な書き
込み命令におけるメモリ不可分性を実際に破るあるいは
破る可能性があるすべての介入事象の発生を判定する手
段と、 シーケンスの実行中において、第１のグループのすべて
の命令の実行が終了する前に非同期事象割り込みが発生
した場合、あるいは、第１のグループの命令の実行が終
了した後に非同期事象処理を行わねばならなくなるよう
な例外に至る第２のグループの命令が続いて待機してい
るときには、そのような第２のグループの命令が実行さ
れる前に、第２のコードのすべての顆粒命令シーケンス
を打ち切って、第１のコード命令の状態不可分性および
第１のコード命令の顆粒性を保持し、後に再試行を行う
ための手段と、 前記第１のサブシーケンスが複数のステップを含む１書
き込み命令である場合において、もし前記第１のサブシ
ーケンスが終了する前に前記の他のプロセッサによって
対立する書き込みがなされたことが検出された場合に
は、前記第１のサブシーケンスの変形を含むどのような
第２のコードの顆粒命令シーケンスの中の前記第１の特
殊な命令サブシーケンスをも打ち切り、成功裡に実行が
完了するまで再試行を行う手段と、 前記の第１のサブシーケンスが１書き込み命令である場
合において、前記の第１のサブシーケンスの実行が試み
られている間に、非同期事象割り込みが発生した場合に
は、前記第１のサブシーケンスを含む第２のコードのど
のような顆粒命令シーケンスをも打ち切って、再試行を
行う手段と、 もしも、Ａ）前記第１のサブシーケンスが顆粒命令シー
ケンスに含まれている複数書き込み命令である場合にお
いて、もし、前記第１の命令サブシーケンスの実行にお
いて高々最初の書き込みが終了した後に非同期事象割り
込みが発生したか、または、もしも、Ｂ）例外に至るで
あろう前記の第２のグループのすべての状態更新命令が
実行された後に非同期事象割り込みが発生した場合に
は、非同期事象割り込みの処理の実施を遅らせ、実行中
であるすべての第２のコードの顆粒命令を完了させる手
段 を含むことを特徴とする、第１の命令セットに適合する
ようになされた第１のアーキテクチャを有するコンピュ
ータ上で実行することが可能な第１のプログラムコード
を、第１の命令セットと比較して簡易な命令セットより
なる第２の命令セットに適合するようになされた第２の
アーキテクチャを有しまたメモリおよびレジスタ状態を
有する第２のコンピュータ上で実行が可能な第２のプロ
グラムコードに、第１のコードの命令の状態不可分性を
保持しながら変換を行い、実行するためのシステム。
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