JPH0658617B2

JPH0658617B2 - タイマ動作方法

Info

Publication number: JPH0658617B2
Application number: JP1299886A
Authority: JP
Inventors: クラウス・ジエイ・ゲツラフ; ヨハン・ハイドウ; ヴイルヘルム・ハーラー
Original assignee: インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン
Priority date: 1989-01-05
Filing date: 1989-11-20
Publication date: 1994-08-03
Anticipated expiration: 2009-08-03
Also published as: JPH02238511A; US5138707A; EP0377064A1; DE68914273T2; DE68914273D1; EP0377064B1

Description

【発明の詳細な説明】Ａ．産業上の利用分野本発明は、電子データ処理装置のタイマを動作させる方
法に関する。この方法では、少なくとも１つのタイマ・
レジスタの内容が、所定の時間増分による１更新サイク
ルの間に１度更新され、前記更新サイクルは、電子デー
タ処理装置の動作サイクルを所定の数だけ含む。

Ｂ．従来の技術及びその課題通常、電子データ処理装置中では、複数のタイマが、時
刻を示したり、始まりから終わりまでの所定の時間間隔
をカウントしたり、様々な時間関数を実時間と比較する
など様々な目的で実施されている。

この目的のために、特別に適合された発振器を含む特殊
なクロック回路を設けるよりも、とにかく利用可能な電
子データ装置の動作サイクルを利用しようとするのが普
通である。しかし、データ処理装置の動作サイクルまた
はクロック・サイクルに基づいてこうしたタイマを動作
させるには、タイマの更新に使用される時間増分がデー
タ処理装置の動作サイクル時間の所定の倍数であること
が必要である。たとえば、タイマが更新される時間増分
が１マイクロ秒である場合、ちょうど１マイクロ秒毎に
整数個の動作サイクルが繰り返し発生しなければならな
い。この整数は、更新信号をつくるために動作サイクル
が発生する回数に等しい。そうしなければ、更新が不正
確となる。時間増分が１マイクロ秒で、更新には１０動
作サイクルが必要な場合、動作サイクル時間がちょうど
１００ナノ秒である場合にのみ、この更新は正確に機能
できる。

しかし、いくつかの理由で、タイマの更新に適したこう
した正確な関係が常に得られるとは限らない。プロセッ
サまたはその基本クロック生成発振器あるいはその両方
が満たすべき特定の要件の結果として、プロセッサの動
作サイクル時間は、「奇数」値をもつ場合があるが、そ
の値からは、ある整数と乗算されるだけでは適切な時間
増分が誘導できない。動作サイクル時間は、たとえば、
９９ナノ秒または３６ナノ秒である。したがって、ちょ
うど１マイクロ秒または他の適切な値の時間増分で終わ
るためには、別の方法が必要である。また、動作サイク
ル時間を変更することが望ましく、なおかつタイマ実施
態様がこうした変更に合わせて容易に調整できることが
望ましい状況が、たとえば、電子データ処理装置の開発
中または様々は使用の際に起こることがある。

Ｃ．課題を解決するための手段したがって、本発明の目的は、様々な動作サイクル時間
に合わせて容易に調整できるような、前記の型式のタイ
マを動作させる方法を提供することである。具体的に
は、このタイマは、広い範囲の様々な動作サイクルに適
合するよう容易にプログラミング可能なものであるべき
である。

前記の目的は、各更新サイクル中に、調整レジスタの内
容が１ビット位置ずつシフトされて循環され、そしてこ
の調整レジスタの特定の位置のビット値が所定のビット
値をもつ待機ビットを示す場合には、１つの更新サイク
ル中のタイマ・レジスタの実際の更新が省略されるよう
にすることによって満たされる。

本発明をさらに改良した態様は実施態様に定義されてい
る。

したがって、本発明は、単に、各更新サイクル中にその
内容がシフトされて循環される調整レジスタの検査を、
一連の更新サイクル中に組み込み、特定のビット位置に
ある特定のビット値、たとえばその一番左の“１”に応
答して、特定の更新動作の実行または削除を制御するも
のである。たとえば、特定の更新サイクル中に、調整レ
ジスタ中で１のビット値が見つかった場合、これは、次
のまたは同時の更新サイクルが「待機」サイクルである
ことを示すように定義することができる。待機サイクル
とは、その間にある時間調整、すなわち１更新サイクル
の期間と同じ時間調整を行なうために、実際の更新が省
略されるサイクルである。前記の例では、使用される時
間増分が１マイクロ秒であり、１つの更新サイクルに必
要な動作サイクルの数が１０である場合、動作サイクル
が１００ナノ秒ではなくて９９ナノ秒であれば、調整が
必要である。１つの更新サイクルに１０動作サイクルが
必要なので、各更新サイクル中に発生する累積誤差は１
０ナノ秒となる。一方、１０動作サイクルを必要とする
１更新サイクルは、その持続時間が１０×９９ナノ秒＝
９９０ナノ秒である。したがって、９９更新サイクルが
「正常に」実行されて、次の１つの更新サイクル中に実
際の更新が省略された場合、１００更新サイクル後には
実際の経過時間は（９９＋１）×９９０ナノ秒＝９９マ
イクロ秒となる。これは、１マイクロ秒の増分の更新
を、（９９＋１）回ではなく９９回含み、１「待機」サ
イクル中に更新動作が省略されず、それぞれ１００ナノ
秒の１０動作サイクル時間を要する９９更新サイクルの
場合とちょうど同じである。

したがって、ある長さの時間にわたって、更新サイクル
中の所定サイクルの間に更新の実行を適切に省略するこ
とにより、調整を達成できることが容易に理解できる。
しかも、調整間で累積する可能性のある最大時間誤差
は、タイマの更新に使用される時間増分よりも常に小さ
い。さらに、特定のサイクル中に更新を実行するかそれ
とも省略するかの制御は、調整レジスタの特定の位置に
あるビットに値に依存するので、様々な状況に合わせて
調整が容易にプログラミングできる。

Ｄ．実施例第１図を参照すると、アレイ１は４つのタイマＴ１、Ｔ
２、Ｔ３、Ｔ４を含む。アレイ１はさらに、調整レジス
タＡＤＪを含む。タイマは、様々な機能、たとえば、時
刻、時間間隔のカウント、ＣＰＵタイマ機能、クロック
比較機能などを有することがある。タイマＴ１〜Ｔ４
は、レジスタによって辞枝される。これらのレジスタは
それぞれ、１更新サイクル中に１回更新される。たとえ
ば、タイマが時刻を示す場合、各更新サイクル中に１
回、すなわち各更新サイクル時間Ｔ_ｕ後に、Ｔ_ｕに対応
する時間増分が特定のタイマ・レジスタの内容に加えら
れる。第１図では、この更新をループのステップ“＋
１”の記号で示す。更新サイクルの持続時間に対応する
時間増分が動作サイクル時間ｔ_ｃから生成される場合、
それは、更新サイクル毎にタイマ・レジスタに加えられ
る時間増分に容易に関係づけることができる値をもつべ
きである。言い替えれば、タイマ・レジスタに加えられ
る時間増分がたとえば１で、実際には１マイクロ秒であ
る場合、更新サイクル時間Ｔ_ｕも１マイクロ秒であるこ
とが必要である。これは、Ｔ_ｕが動作サイクル時間の倍
数である場合、すなわちＴ_ｕが（ｎ_ｕ×Ｔ_ｃ）に等しい
場合（ただしｎ_ｕは整数）、容易に実現できる。この状
況を第２図に示す。この場合、更新サイクルが１０動作
サイクルを含み、各動作サイクル時間が１００ナノ秒で
あり、したがって、更新サイクル時間はＴ_ｕ＝１０×１
００ナノ秒＝１０００ナノ秒、すなわち１マイクロ秒に
なる。この例で、１つの更新サイクルに１０動作サイク
ルが含まれているのは、５つのレジスタすなわち、レジ
スタＴ１、Ｔ２、Ｔ３、Ｔ４及びＡＤＪの１回の読取り
及び１回の書込み動作が１つの更新サイクルの間に必要
なためである。ＡＤＪの機能については後で説明する。
これらの関係が成立する場合、調整は不要である。調整
レジスタＡＤＪは実際に不要となるはずである。

しかし、他の理由で、先に説明したようにプロセッサ動
作サイクル時間ｔ_ｃが「奇数」値をとることがある。た
とえば、ｔ_ｃがｔ_ｃ＝９９ナノ秒に等しいと仮定する。
すなわち、１０動作サイクル後に累積される更新時間増
分はＴ_ｕ＝１０×９９ナノ秒＝９９０ナノ秒となり、し
たがって１更新サイクル当りの誤差はΔＴ＝（Ｔ_ｕ−Ｔ
_ｕ′）＝１０ナノ秒となる。

調整を行なわなければ、９９ナノ秒の動作サイクルを１
０個含む更新サイクルが９９回経過した後には、この誤
差は累積されて、次のような合計誤差になる。

これは実際には１更新サイクル時間Ｔ_ｕ′に等しい。

したがって、前記の例では、それぞれ１更新動作を含む
更新サイクルが９９回通過した後に、次の１つの更新サ
イクル中に更新が省略される場合、この誤差を除去する
ための調整が実現されることが明らかである。これは、
下記の合計時間の後で実際には９９回の更新が行なわれ
ることを意味している。

Ｔ_{Ｔｏｔａｌ}＝（９９＋１）×Ｔ_ｕ′＝１００×９９０
ナノ秒＝９９０００ナノ秒＝９９マイクロ秒それぞれ１マイクロ秒に相当する９９の時間増分が、実
際には９９回ではなく１００回の更新サイクルに等しい
時間中に特定のタイマ・レジスタに加えられるので、１
つの更新サイクルの中に更新が省略される場合、完全な
精度を回復するための調整が１００更新サイクル後に行
なわれることになる。この調整は、調整レジスタＡＤＪ
の内容によって制御される。

前記の例で、調整レジスタＡＤＪが１００ビットの調整
パターン・フィールドを有し、その一番左のビットが１
で、他のビットはすべてゼロであると仮定する。このレ
ジスタの内容が各更新サイクル中に１位置ずつ左にシフ
トされ、そのレジストからシフトされた一番左のビット
がそのレジスタの一番右の位置に再び書き込まれる場
合、つまり、調整レジスタＡＤＪの内容が各更新サイク
ル中にシフトされて循環する場合、値１をもつある特定
のビットは１００回目の更新サイクル毎に調整パターン
・フィールドの一番左の位置に再び現れることになる。
したがって、調整レジスタＡＤＪのこの特定の位置のビ
ットの値“１”を使って、調整プロセスを制御すること
ができる。前記の例で、調整が省略される場合、すなわ
ち“１”が調整レジスタＡＤＪの一番左の位置に現れる
場合、これは１００更新サイクルに１回発生して、正確
な調整が実行される。値“１”をもつビットを「待機」
ビットと呼ぶことができる。このシフト及び循環動作
は、第１図では、ループ中のブロック“左へ１シフト
（ＳＨＩＦＴＬＥＦＴ１）”で示す。

調整レジスタＡＤＪの内容はプログラミング可能なの
で、更新サイクル中の特定サイクルでの更新動作の省略
の制御を、様々な要件を満たすようにプログラミングす
ることができる。たとえば、動作サイクル時間ｔ_ｃが３
６ナノ秒である場合、１０動作サイクルから成る１更新
サイクル中に発生する誤差は、１更新サイクル当り、次
の値になる。

ΔＴ＝Ｔ_ｕ−Ｔ_ｕ′＝1000-(10×36)＝640ナノ秒３６更新サイクル中の全累積誤差は下記のようになる。

ΔＴ_{ｔｏｔａｌ}＝36×640＝23040ナノ秒＝23.04マイクロ秒しかし、Ｔ_ｕ′＝３６０ナノ秒の更新サイクルが更新動
作の実際の実行毎に１回ずつ３６回発生する間に、さら
に実際には更新が省略される更新サイクルがブロックま
たは分散した形で６４回挿入される場合、それぞれ１マ
イクロ秒に相当する増分の更新が３６回行なわれるはず
の合計時間は、更新が抑制されるため「待機」サイクル
となる６４回の更新サイクルを含めて、次のようにな
る。

Ｔ_{ｔｏｔａｌ}＝(36×64)×T_u′＝100×360ナノ秒＝36マイクロ秒これは、完全な調整が行なわれていることを意味する。
この場合の調整レジスタＡＤＪの１００ビットの調整フ
ィールドは、２５ビットのブロック４個から構成するこ
とができる。各ブロックは、値１をもつ１６個の待機ビ
ットと値０をもつ９個のビットを含むことになる。各ブ
ロックにおけるビット分布は、たとえば以下のようにな
る。

0110101101011011011011011. このブロックが、４回繰り返されて、調整レジスタＡＤ
Ｊにおける１００ビットの全調整パターンが６４個の待
機ビット“１”を含む、すなわち１００回の「更新」サ
イクルというより大きなフレーム内で、６４サイクルで
実際の更新が省略されるようになる。厳格に言うと、そ
れらのサイクルはもはや「更新」サイクルではない。し
かし、話を簡単にするために、この名称をそのまま使用
し、更新が実際に実行される更新サイクルと、更新が省
略される更新サイクルを区別することにする。３６の更
新サイクル中では、通常通り更新が実行される。更新サ
イクル時間Ｔ_ｕ′＝３６０ナノ秒を要する待機ビットが
２つだけ前記の２５ビット・ブロック中で連続して配列
されているので、ｔ_ｃ′＝３６ナノ秒の動作サイクルの
最大誤差は下記のようになる。

したがって、最大誤差は１マイクロ秒の解像度より小さ
い。

正確な調整が得られた後の時間間隔は、前記に示す２５
ビット・ブロックの持続時間、すなわち、２５×３６０
ナノ秒＝９．０マイクロ秒に等しい。

（レジスタＡＤＪ内の）調整パターン中の制御ビットの
数は、調整を引き起こす１更新サイクル当りの最小誤差
に応じて変わる。これは、望ましい動作サイクル時間ｔ
_ｃと実際の動作サイクル時間ｔ_ｃ′の差、（ｔ_ｃ−ｔ
_ｃ′）ナノ秒の最小値である。前記の例では、１更新サ
イクル周期Ｔ_ｕ当りの誤差はΔＴ＝１０ナノ秒であっ
た。それは、１更新サイクル当り１０動作サイクル中に
１ナノ秒の動作サイクル時間誤差（１００ではなく９
９）が発生するためである。タイマＴ１〜Ｔ４の時間増
分Ｔ_ｕは１マイクロ秒＝１０００ナノ秒であった。した
がって、調整パターン中の必要な制御ビットの数ｐは、
次のようになるはずである。

調整の細分性とは、調整できる最小の可能な実際の動作
サイクル時間ｔ_ｃ′であると定義することができる。前
記の例では、望ましい更新時間増分はＴ_ｕ＝１０００ナ
ノ秒であり、調整ビットの数ｐ_ｃは１００であり、１更
新サイクル当りの動作サイクルの数ｎ_ｕは１０であるの
で、その細分性は１ナノ秒である。これは、調整によっ
て保護できる最小の可能な実際のサイクル時間ｔ_ｃ′が
１ナノ秒であることを意味している。

前記の例では、１００個の制御ビットが必要であること
がわかった。したがって、１００更新サイクル中に、１
つの正常な更新サイクルの後に最高で９９個の待機ビッ
トを含むことができる。

実際のタイマとアレイ幅に合わせるために、調整レジス
タＡＤＪの内容を、たとえば３０ビットのフィールドに
圧縮すべきである。これは、７ビット（０〜６）が更新
サイクルを０から１００までカウントする７ビット・カ
ウンタの値を示し、２０ビット（７〜２６）が前記の意
味の、すなわち更新動作を制御するための調整パターン
を表わし、さらに４ビット（２７〜３０）がグループ訂
正ビットとして使用される、パターンを提供することに
よって行なうことができる。こうした３０ビット圧縮フ
ィールド・パターンは以下のような形になる。

この調整パターン中のビット位置の数ｑｕは２０であ
る。１００更新サイクル中に含まれる待機サイクルの数
が５で割り切れる場合、つまりｐ＝ｎ×ｑ（ｎは整数）
の関係が成立する場合は、２０ビットのこの調整パター
ンで十分である。この場合、１００更新サイクル中に２
０ビットの調整パターンが５回読み取られ、それから、
シフト及び循環動作のために、この２０ビットの調整パ
ターンに含まれる待機ビット“１”の数が５倍にされ
て、望ましい待機ビット数になる。

しかし、前記の例と同様に、１００更新サイクル中に含
まれる待機ビットの数は６４であると仮定する。前記の
各２０ビットの調整パターン中に、値１をもつ待機ビッ
トが１２個含まれる場合、余り４が残る。これらの追加
の４つの待機ビットは、下記のように使用される。

２０ビットの調整パターンが１ずつシフトされる度に、
７ビット（０〜６）で構成されるカウンタが１ステップ
ずつカウントする。このカウンタは７ビットから構成さ
れるので、理論的には０から１２７までカウントでき、
１２８（２^７）個の可能な値を取ることができる。ただ
し、カウンタは値“９９”から“０”に戻る。これらの
値のうちの４つ、たとえば、値２０、４０、６０、８０
は前もって決定することができ、グループ訂正ビットの
特定の１つをそれに指定することができる。したがっ
て、これらのカウンタ値の１つが復号される場合、指定
されたグループ訂正ビットを検査することができ、それ
が“１”の場合、更新の省略を制御するために使用する
ことができる。したがって、カウンタの４つの値を事前
に決定し、各値に１つのグループ訂正ビットを指定し、
さらに指定されたグループ訂正ビットが“１”になる度
に「待機」サイクルを追加することによって、さらに４
つの待機サイクルを追加することができる。

調整レジスタＡＤＪの調整フィールドを次のような構成
にすることによって、さらに単純化することができる。

0123456789 | 0123456789 | 0123456789 | カウンタ調整パターングループ訂正上図を見るとわかるように、３つのフィールドに３０ビ
ットがあり、各フィールド、すなわちカウンタ、調整パ
ターン及びグループ訂正の各フィールドがそれぞれ１０
ビットを含む。

１０ビットの調整パターンは前記のように使用される。
すなわち、各更新サイクル毎に、そのフィールドが１ず
つ左にシフトされ循環される。すなわち、一番左の位置
のビットが一番右の位置に書き込まれ、他のすべてのビ
ットは１ずつ左にシフトされる。一番左のビットが
“１”の場合、それは「待機」サイクルであり、更新は
省略される。

この１０ビット・カウンタは、１０進繰上げを定義す
る。たとえば待機サイクルの数が６４である場合、カウ
ンタ・フィールドで定義される１０進繰上げは６であ
る。これは、ビット位置６の“１”によって示され、値
のすべてのビット位置のビットは“０”である。このパ
ターンは、調整パターンと同様に各更新サイクル毎に１
ずつシフトされ１ビット循環される。

カウンタの一番左の位置に“１”が現れる度に、グルー
プ訂正の一番左のビットを使って更新が制御される。す
なわち、その瞬間にグループ訂正の番左のビットが
“１”である場合、待機サイクルが追加される。

カウンタ・フィールドがシフトされて１度完全に循環さ
れる度に、グループ訂正フィールドは１ビットずつシフ
トされる。前記の例では、待機サイクルの数は６４であ
り、値“１”をもつ４つのビットがグループ訂正フィー
ルドに含まれている。

この構成は基本的に、以前に説明した構成と比べて、復
号が不要であり、すべてのパターンについて、シフト／
循環動作を実行するだけでよいという利点を持ってい
る。

第１図の説明を終えるに当って、線２は外部セット・バ
スを示し、線３は外部読取りバスを示すことを付言して
おく。ＲＥＧはバッファ・レジスタであり、タイマの瞬
間的内容をいつでも読み出せるように保持している。

第３図及び第４図は、前記の方法のハードウェアによる
実施態様を示す。第３図で、タイマ論理回路の線１１上
の前進パルスが、ＡＮＤゲート１６によってシステム・
クロック供給線１０から引き出される。ただし、この前
進パルスは、訂正論理回路１５によって引き出される、
線１３上の「クロック抑制」パルスによって抑制され
る。

訂正論理回路を第４図に示す。この図で、ＬＲは２０個
の記憶装置１、２、…、１９、２０を持つラッチ・リン
グである。このラッチ・リングは、ソフトウェア実施態
様の２０ビットの調整パターンに対応する。各更新サイ
クルごとにラッチ・リングＬＲの内容が１ずつシフトさ
れる。“１”が位置２０にシフトされる場合、それは線
５０を介してＮＯＲゲート５７の入力端にも現れる。Ｎ
ＯＲゲート５７は“０”出力をＡＮＤゲート１６に送
り、それによって、線１０上のシステム・クロック・パ
ルスに応答して、線１１上での進行パルスの発生を抑制
する。

さらに、ＧＲはグループ訂正回路を表す。この回路は、
機能的にソフトウェア実施例のグループ訂正フィールド
に対応する。ループ５２、レジスタ５３、及びブロック
“＋１”は、１更新サイクル毎に増分される７ビット・
カウンタを表す。ソフトウェア実施例に関して説明した
ように、１００更新サイクル・ブロックに待機ビットを
挿入するために使用される２０ビットの調整フィールド
を、１００更新サイクル中にさらに４つの待機サイクル
を追加できるように拡張しなければならない。したがっ
て、カウントされる１００更新サイクル中に、４つの任
意に事前決定可能なカウント値、たとえば、図に示すよ
うな３９、５９、７９、９９を復号するために、４つの
復号器６１、６２、６３、６４が設けられている。ＡＮ
Ｄゲート６５、６６、６７、６８の第２の入力端でも、
４ビット・グループ訂正レジスタ６９から値が“１”の
ビットが引き出される場合、それらの復号器は、ＡＮＤ
ゲート６５、６６、６７、６８を介して、ＮＯＲゲート
５１への後続の入力を生成する。グループ訂正レジスタ
６９からの“１”ビットが、ＡＮＤゲート６５、６６、
６７、６８のうちの１つの入力端で、７ビット・カウン
タ５２、５３の事前に選択された値の復号と同時に発生
する場合、次の“０”出力がＮＯＲゲート５１から引き
出され、ＡＮＤ機能がＡＮＤゲート１６の入力端で実行
されないため、それによって線１１上の前進パルスを抑
制する。復号器６１によって値９９が復号されたときに
線上に現れる信号により、レジスタ５３がゼロにリセッ
トされ、カウンタの１００までのカウントが再開され
る。

Ｆ．発明の効果本発明により、様々な動作サイクル時間に合わせて容易
に調整できるようなタイマ動作方法が達成された。

【図面の簡単な説明】第１図は、本発明のソフトウェア実施例を示す説明図で
ある。第２図は、動作サイクルと１更新サイクル関係の説明図
である。第３図は、ハードウェア実施例を示す説明図である。第４図は、ハードウェア実施例の一部分を示す説明図で
ある。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開昭54−100650（ＪＰ，Ａ) 特開昭63−151217（ＪＰ，Ａ)

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】少なくとも１つのタイマ・レジスタの内容
が所定の時間増分によって一更新サイクル中に一度更新
され、前記更新サイクルにデータ処理装置の所定の動作
サイクル数を算入するデータ処理装置のタイマを動作さ
せるタイマ動作方法において、前記一更新サイクル中の前記タイマ・レジスタの複数回
の更新の内、調整レジスタの内容が１ビット位置ずつシ
フトされ、かつ循環され、前記調整レジスタの特定の位
置のビット値が所定の待機ビット値を指示する場合の前
記更新は省略され、前記調整レジスタの所定の待機ビット値は、前記時間増
分と前記動作サイクル数から決定され、前記待機ビットによって実際の前記更新を省略すること
によって前記更新サイクル数を制御することを特徴とす
るタイマ動作方法。