JPH0816878B2

JPH0816878B2 - 命令サンプリング計測のための装置および方法

Info

Publication number: JPH0816878B2
Application number: JP3151053A
Authority: JP
Inventors: ダグラス、ウェイン、ウエストコット; バレリー、ホワイト
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1990-07-13
Filing date: 1991-05-27
Publication date: 1996-02-21
Anticipated expiration: 2011-02-21
Also published as: EP0465765A3; EP0465765A2; US5151981A; JPH04233637A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、ディジタルコンピュー
タにおける計測および監視に関する。より詳しく言え
ば、本発明は、アウトオブシーケンス方式で命令を実行
できる処理装置の計測および監視に関する。

【０００２】

【従来の技術およびその課題】大型処理装置における計
測は、従来、実行されたＣＰＵ命令ストリームに関する
情報の収集を伴う。収集されたデータは、重大な命令ス
トリームの障害を識別するために使用され、その結果、
プログラムのデータ構造または命令ストリーム自体はキ
ャッシュまたは機械構造に適合できる。例えば、計測デ
ータは、コンピュータのオペレーティングシステムの性
能の問題を識別し決定するために使用できる。

【０００３】処理装置の計測（従来的にはモニタまたは
監視システムとも称する）の例は、本発明と同一の譲受
人に譲渡されたＥｉｌｅｒｔ他に対する米国特許第４，
５９０，５５０号（Ｅｉｌｅｒｔ特許）に見ることがで
きる。Ｅｉｌｅｒｔ特許は、データ処理システムのため
の内部分散形ハードウエア／ソフトウエアモニタを開示
している。Ｅｉｌｅｒｔ特許のこのモニタは、システム
の各種ハードウエア構成要素内に分散された多数の計測
テーブルユニット（ＩＴＵ）にハードウエア信号を収集
する。収集されたハードウエア信号は、追跡テーブルに
設けられたソフトウエア制御追跡項目に関連づけられ
る。Ｅｉｌｅｒｔ特許のモニタは、機械信号が時間駆動
（周期）サンプリングパルスと同期されて記録される、
時間サンプリング法を使用している。

【０００４】Ｅｉｌｅｒｔ特許のこの時間駆動サンプリ
ングパルスは、頻繁にまたは周期的に発生する機械信号
の監視には十分に適している。しかしながら、一部の機
械信号は、頻繁なまたは周期的なものではない。それは
特に、システム事象を指示する機械信号について当ては
まる。システム事象は、頻繁にではなく、また、不定期
な時間間隔で発生し得る。Ｅｉｌｅｒｔ特許の周期サン
プリングパルスは、関係する事象中に発生しないかもし
れないので、事象の発生が見逃される、または（およ
び）、不必要なデータが記録される可能性がある。

【０００５】Ｅｉｌｅｒｔ特許のモニタに対する改良
は、本発明と同一の譲受人に譲渡されたＬｅｖｉｎ他に
対する米国特許第４，８２１，１７８号（Ｌｅｖｉｎ特
許）に開示されている。Ｌｅｖｉｎ特許の監視システム
では、Ｅｉｌｅｒｔ特許に開示された汎用ＩＴＵ構造内
の動作のための代替計測モードとして事象駆動サンプリ
ングが付与されている。事象駆動サンプリングは、選択
された事象が発生した場合にのみサンプリングパルスを
生じる。Ｌｅｖｉｎ特許の事象駆動サンプリングは、不
定期的発生事象にもとづく機械信号の監視を可能にす
る。

【０００６】Ｌｅｖｉｎ特許およびＥｉｌｅｒｔ特許の
計測装置は、従来のほとんどのＣＰＵを監視するタスク
には十分に適しているが、アウトオブシーケンス形処理
装置の命令の監視には問題がある。Ｅｉｌｅｒｔ特許お
よびＬｅｖｉｎ特許の計測では、監視された機械信号
は、ハードウエアのラッチから直接読出し、計測配列に
入れることができる。命令を順次的に実行する処理装置
においては、この技法は、配列に格納されたデータと関
係する完了した命令との間に自然な対応（例えば、実行
時間の関して）が維持されるので、適切である。だが、
命令がアウトオブシーケンス方式で実行される処理装置
では、完了した命令と生成された機械信号との間の対応
を確保することはずっと困難である。

【０００７】アウトオブシーケンス形ＣＰＵの機械信号
の監視に関する問題は、従来のアウトオブシーケンス命
令処理の要約によってさらに明白となろう。アウトオブ
シーケンス命令処理では、機械（すなわちＣＰＵ、中央
処理装置）は、一連の命令のそれぞれをパイプライン方
式で解読し、それらの実行を開始する。たいていは、後
続する命令が先行する命令より以前に実行される。各命
令が実行を終了すると、命令は、機械においてアウトオ
ブシーケンス方式で実行されたとしても、それが完了し
た順番に待ち行列に入る。機械はそれ以前の命令に関す
る命令ストリームを完了する前に命令を取出し、解読
し、実行しているので、取出され、解読され、実行され
た命令の一部は、完了した以前の命令によって、また
は、その命令ストリームへの割込みによって無駄にされ
る可能性がある。また機械でも、完了時には、実行され
た命令の種類に関する情報は上書きされてしまってい
る。

【０００８】アウトオブシーケンス処理は、計測ユーザ
に対して問題を提示している。従来の計測は通常、その
ような環境において完了した命令と生成された機械信号
との間の対応を維持するための手段を備えていないから
である。計測ユーザは一般に、完了した命令に関する機
械信号に関心がある。しかしアウトオブシーケンス処理
では、多くの命令は通常、その命令が機械信号を生成
し、また、システム事象を発生させたとしても完了しな
い。従って、従来の計測は、まったく完了していない命
令に関する相当量のデータを収集することもある。さら
に、ＣＰＵは、完了した命令と生成された機械信号との
間の自然な対応を維持しないので、単に実行中に監視さ
れた信号を捕捉することだけでは、計測ユーザに多くの
重要な性能の判定を行うために十分な情報を与えないこ
とになる。

【０００９】アウトオブシーケンス処理環境は、図１に
よってさらに十分に理解されよう。図１の機械では、コ
ンピュータプログラムを形成する命令は、システム主記
憶装置１０２に記憶されている。実行を遂行するため
に、各命令は、ＣＰＵによって付与された記憶アドレス
に従って論理順に（ブロック１０４で）取出される。
「論理順」というのは、プログラマが命令を完了させる
ように意図した順序でそれらの命令が主記憶装置から取
出されるということである。

【００１０】命令は、取出された後、命令に埋め込まれ
た命令コードにもとづいて（ブロック１０６で）解読さ
れる。命令コードは、命令がどのような種類であるかを
識別する（例えば、分岐、レジスタロード、格納な
ど）。解読されると、その命令コード情報はもはや命令
コード形式ではＣＰＵにとって必要とされない。命令コ
ードから機械レベルのコマンドが生成され、その命令コ
ード情報は次の命令によって上書きされる。命令の機械
レベルの１集合だけが保持される。ＣＰＵは、実行され
た機械レベルの命令とその元の命令コードとの対応を維
持しない。

【００１１】解読時に、（ブロック１０６で）各命令に
順次的な命令識別番号（ＩＩＤ）が割当てられる。ＩＩ
Ｄは輪番で割当てられる。言い換えれば、割当てられる
ＩＩＤは、例えば、１から３２までの範囲となる。取出
された最初の命令はＩＩＤ１が割当てられる。取出され
た次の命令はＩＩＤ２が割当てられる。取出された第
３の命令はＩＩＤ３が割当てられる。取出された３２
番目の命令はＩＩＤ３２が割当てられる。そして３３番
目に取出された命令は再びＩＩＤ１が割当てられる、
というように行われる。

【００１２】ＩＩＤを割当てられた（タグ付けられた）
後、その命令は（ブロック１１２で）実行される。各命
令は実行要素に送信される。各ＣＰＵには多数の実行要
素１１４〜１２２がある。これらの実行要素は並列に動
作し、それぞれ命令を相互に独立して処理する。実行を
待っている命令は、１つの実行要素が以前の命令の実行
を完了するまで実行要素待ち行列に入れられる。

【００１３】異なる命令はしばしば異なる実行マシンサ
イクル数を要する。実行時間の違いの結果として、実行
要素はしばしば、命令が取出された順序と異なる順序で
その命令の実行を終了する。これをアウトオブシーケン
ス実行と称する。

【００１４】命令が実行を終了したという事実は、その
実行結果が妥当であるということを保証するものではな
い。例えば、条件分岐命令が、主記憶装置１０２で後続
するレジスタ格納命令より以前に取出されることもあり
得る。レジスタ格納命令は第１の実行要素（例えばブロ
ック１１４）に送られ、条件分岐命令は第２の実行要素
（例えばブロック１１６）に送られるかもしれない。

【００１５】上記の例では、レジスタ格納命令のほうが
条件分岐命令より以前に実行を終了する。しかしＣＰＵ
は、分岐がまだ実行途中であるためにその分岐条件が適
合するかどうかをまだ判断していないであろう。実際に
分岐が行われるとすれば、プログラムカウンタはその分
岐の結果としてプログラムの別の部分に飛び越すので、
レジスタ格納命令の結果はまったく使用されなくなる
（すなわち、無効となる）。従って、レジスタ格納命令
の結果は無効となるであろう。

【００１６】実行結果が妥当であることが判断される時
点を「完了」と称する。命令の「完了」または「非完
了」は完了論理１２６によって判断される。各命令が実
行を完了すると、その結果は格納バッファ１２４に格納
される。各実行要素が命令の実行を完了すると、実行要
素は完了論理１２６に通知する。完了論理１２６は、完
了する最新の命令および、実行は終了したがまだ完了し
ていない以降の取出された命令を追跡している。実行が
実際に妥当であることが判断されると、完了論理はＩＩ
ＤＮ完了信号（Ｎは命令識別番号）を表明することに
より命令が完了したことを指示する。

【００１７】上記の例で、分岐が行われたことを実行要
素によって知らされると、完了論理１２６は、レジスタ
格納命令の結果を保持する格納バッファロケーションに
無効の印をつけ、命令ストリームの処理は継続される。
上記の例で分岐が行われないとすれば、完了論理１２６
は、主記憶装置１０２またはＣＰＵの内部レジスタをそ
の完了された命令に関する格納バッファ１２４の内容で
更新し、他の処理要素に命令が完了されていたことを指
示するために信号を送るであろう。

【００１８】アウトオブシーケンス命令実行は、計測ユ
ーザに問題を提示する。計測ユーザは完了した命令スト
リームに関心がある。しかし、アウトオブシーケンス処
理によって、ユーザが求める情報（元の命令コード、キ
ャッシュミス状態、その他のシステム事象データなど）
は、たいてい、関係する命令が完了する時までには機械
に存在しなくなる。さらに、従来の計測は通常、完了し
た命令とそれが生成する機械信号との間の対応を維持す
るように適応されていないので、ユーザは、キャッシュ
ミスその他のシステム事象を、それらを発生させた完了
した命令に関連づけることができずに取り残されてしま
う。

【００１９】

【課題を解決するための手段】本発明の目的は、監視さ
れたデータと関係する完了した命令との間の対応を維持
するような方法でアウトオブシーケンス実行機械におけ
る命令処理を監視することである。

【００２０】本発明の第２の目的は、アウトオブシーケ
ンス実行機械におけるキャッシュミスその他のシステム
事象を、オペレーティングシステムコードの特定の命令
に関連づけることである。

【００２１】本発明の第３の目的は、プログラマが、オ
ペレーティングシステムの性能に影響する要因をより明
確に理解するためにアウトオブシーケンス実行機械にお
けるオペレーティングシステムモジュールの実行を調査
できるようにすることである。

【００２２】前述の目的は、命令サンプリングのシステ
ムおよびその方法によって達成される。命令サンプリン
グでは、既定の命令識別番号（ＩＩＤ）をタグ付けられ
た命令が計測によって識別される。その既定のＩＩＤを
有する命令が検出されると、その命令に関する情報がア
ウトオブシーケンス実行の進行と同時に捕捉される。命
令が完了すれば、捕捉されていた情報は、記憶配列の単
一の計測項目として格納される。

【００２３】好ましい実施例において、命令サンプリン
グは、米国特許第４，８２１，１７８号（Ｌｅｖｉｎ特
許）の事象駆動サンプリングと組み合わせることが有利
である。この事象駆動命令サンプリングは、オペレーテ
ィングシステム計測に、キャッシュミスその他のシステ
ム事象をオペレーティングシステム／アプリケーション
コードの特定の命令に関連づける能力を付与する。各オ
ペレーティングシステムモジュールのキャッシュミス率
はオペレーティングシステムの性能をより明確に理解す
るために調査できる。

【００２４】

【実施例】〔１．概要〕計測サンプリングは、アウトオ
ブシーケンス実行機械における命令の処理を監視するた
めのシステムおよび方法を付与する。アウトオブシーケ
ンス実行機械の実行パイプラインにおける一連の各命令
は、命令識別番号（ＩＩＤ）をタグ付けられる。計測サ
ンプリングの好ましい実施例に従えば、そのＣＰＵ計測
はＩＩＤ２４をタグ付けられた命令（以下、ＩＩＤ２
４命令と呼ぶ）を識別する。ＩＩＤ２４を有するキャ
ッシュヒット／ミスデータその他の関係する情報の命令
が検出されると、その命令に関連する命令コード、すな
わち実行データは、中央処理装置（ＣＰＵ）各所に分散
された多数のレジスタに捕捉される。

【００２５】関係する情報が捕捉されると、計測は、検
出されたＩＩＤ２４命令が実行を完了したかどうかを
判断するようにＣＰＵを監視する。検出されたＩＩＤ
２４命令が完了しており、ユーザによって選択されたト
リガ条件に適合していれば、その命令に関連する捕捉さ
れた情報は、単一の計測項目として計測配列に格納され
る。検出されたＩＩＤ２４命令が完了しておらず、ま
たは、ユーザ選択トリガ条件に適合していなければ、そ
の次に検出されたＩＩＤ２４命令に関連するデータが
レジスタに捕捉される。システム、計測プログラムまた
はユーザによって終了されるまで、上記のプロセスが検
出されたＩＩＤ２４命令のそれぞれについて繰り返さ
れる。

【００２６】命令サンプリングのＣＰＵ計測への応用
は、図３によってさらに明瞭に理解されよう。命令の処
理において、機械信号３１Ａ〜Ｚがアウトオブシーケン
ス形ＣＰＵによって生成される。信号が生成されると、
各ＩＩＤ２４命令の実行に関連する機械信号は、信号
コレクタ３０４によって識別され捕捉（収集）される。
サンプリングパルストリガ論理３１８によって各サンプ
リングパルスが生成されると、信号コレクタ３０４に捕
捉されていたデータは、アドレスジェネレータ３３の制
御のもとで計測テーブル配列〔ＩＴＡ〕３２に項目とし
て書込まれる。計測テーブル配列３２のデータは、プロ
セッサ制御要素２０６のコマンドでマルチプレクサ（Ｍ
ＵＸ）３１６を通じて記憶装置（磁気テープ２１２な
ど）へ選択的に出力すことができる（図２）。

【００２７】サンプリングパルストリガ論理３１８は、
事象選択論理３０７および第Ｎ事象制御論理３０９を含
む。事象選択論理は、条件選択論理３０２から選択され
たシステム条件信号を、ＣＰＵおよび信号コレクタ３０
４からシステム事象関連機械信号を受信する。事象選択
論理は、システム事象と条件信号を論理的に結合するた
めの回路を含む。

【００２８】事象選択論理３０７では、操作員によって
選択された事象がサンプリングパルスを生成するための
基礎として使用される。この操作員選択事象は、システ
ム事象単独、または、システム条件との論理結合による
システム事象（すなわち条件付き事象）とすることがで
きる。サンプリングパルスの生成は、第Ｎ事象制御論理
３０９で事前に選択された値によって決定される選択事
象のＮ番目の発生を条件とする。第Ｎ事象制御論理が既
定のカウントに達した後、選択された事象の発生中に完
了すべき最初のＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリング
パルスが線３１０に生成される。〔２．システム環境および相互接続〕命令サンプリング
計測のシステム環境および相互接続を図２によって説明
する。図２は多重プロセッサ（ＭＰ）を示す。これは、
自己のアウトオブシーケンス形ＣＰＵ２０２および２
０４のそれぞれに計測テーブルユニット（ＩＴＵ）を内
部に備えている。また、プロセッサ制御要素（ＰＣＥ）
２０６、チャネル制御要素（ＣＣＥ）２０８およびシス
テム制御要素（ＳＣＥ）２１０も備えている。ＰＣＥ
２０６（Ｅｉｌｅｒｔ特許ではＰＣと称する）およびＳ
ＣＥ２１０は、米国特許第４，５９０，５５０号およ
び同第４，８２１，１７８号に図示された種類のもので
ある。ＣＣＥ２０８は、ＩＢＭシステム３７０コンピ
ュータで使用される種類の従来のチャネル制御システム
である。コマンド経路１５１がＩＴＵとＰＣＥを連結し
て図示されている。

【００２９】ＰＣＥは、ＩＴＵサブシステムに対する制
御が行われるシステム操作員操作卓と関連している。す
べてのＩＴＵ出力バッファがＰＣＥに存在する。これら
の出力バッファは、経路２５１でのデータ転送によって
ＩＴＵから充填される。一杯になると、各出力バッファ
は、ＰＣＥのＩＴＵ出力プログラムの制御のもとで出力
媒体２１２（テープまたはディスクなど）に書込まれ
る。ＰＣＥのＩＴＵ出力プログラムはまた、各ＩＴＵ配
列からバッファへの経路２５１でのＩＴＵデータの転送
も制御する。経路１５１および２５１は、双方向性ＰＣ
Ｅバス５１に包含されている。

【００３０】計測を助けるＰＣＥの別の機能は、ユーザ
入力にもとづいて、測定実行の初期化および終了を行う
ことである。測定実行を開始・終了するためのコマンド
構造および論理は、従来技術で見られる種類のものであ
り、本発明の一部ではない。

【００３１】図２は、好ましい実施例を各ＩＴＵ内の事
象駆動命令サンプリングレコーダ（ＩＳＲ）３０Ａおよ
び３０Ｂとして示すことによって計測構造全体を含んで
いる。また、このＩＴＵは、米国特許第４，５９０，５
５０号の時間サンプリングの実施例および、米国特許第
４，８２１，１７８号における分岐モードサンプリング
も含む。他の形式のサンプリングレコーダも、命令サン
プリングの代替法としてＩＴＵに含めることができる。
非ＣＰＵ制御要素であるＳＣＥおよびＣＣＥのＩＴＵ
は、本発明を用いては示されていない。これらの要素
は、命令サンプリングではなく時間駆動サンプリングを
使用する。

【００３２】本発明のＩＴＵは、米国特許第４，５９
０，５５０号に開示されたような内部分散形監視システ
ムの一部である。〔３．詳細な構造および動作〕命令サンプリング計測〔ＩＳＩ〕を図２から図６によっ
て詳細に説明する。図３に示す各ブロックは、回路およ
びマイクロコードによって実行される論理機能を表す。
これらのブロックは、好ましくは、物理的なパッケージ
構成要素ではない。米国特許第４，５９０，５５０号の
要素と同様の機能を実行する図３の各要素は同じ参照番
号が割当てられている。

【００３３】測定および制御はＰＣＥ操作卓から行わ
れ、そこでユーザは、操作卓表示画面の適切なメニュー
などで、計測コマンドを発し、希望の測定特性を入力す
る。コマンドを選択するためのメニューの使用はコンピ
ュータ技術において公知である。図２において、コマン
ドパラメータは、コマンドにより選択されたいずれかの
ＩＴＵに経路１５１で転送される。選択されたＩＴＵ
は、そのコマンドをＰＣＥコマンドデコーダ３４で受信
し解読し、解読されたコマンド信号に従って適切なラッ
チを設定するブロック３００，３０２，３０４，３０
７，３０９および３１６にコマンド信号を出力する。

【００３４】ユーザはまた、命令サンプリングに関する
ものだけでなく、計測実行を開始し終了する方法などの
測定コマンドの選択も行うことができる。これらのコマ
ンド選択は、ＰＣＥのプログラムに保持することができ
る。〔３．１サンプリングモード選択ブロック〕サンプリ
ングモードの選択は、計測モード選択ブロック３００で
そのモードを設定することによって行う。各種計測サン
プリングモード（時間サンプリング、分岐サンプリン
グ、命令サンプリングなど）のいずれかがＣＰＵ計測に
関して選択できる。本発明には命令サンプリングモード
だけが関連する。〔３．２ＩＳＩ信号コレクタ〕ＩＳＩ〔命令サンプリ
ング計測〕信号コレクタ〔３０４〕は、計測されるＣＰ
Ｕによって処理された各ＩＩＤ２４命令を識別し、各
種実行段階を通じて進行するに従って識別されたＩＩＤ
２４命令に関連する機械信号を捕捉する。

【００３５】ＩＩＤ２４命令に関連して多数の機械信
号が捕捉できる。個々の事象はそれぞれ、ブロック３０
４でラッチまたはレジスタを持ち、ここにその信号は
（ＣＰＵ処理要素により）ＩＩＤ２４命令の処理中に
生じると同時に収集される。事象および他の関係する機
械信号は、ＩＳＩ信号コレクタ３０４で設定されたレジ
スタに捕捉される。好ましい実施例では、この計測レジ
スタは、関係する信号の出所の近くに位置できるように
ＣＰＵ各所に物理的に分散される。

【００３６】ＩＳＩ信号コレクタ３０４は、図４に詳細
に図示されている。ＣＰＵ処理要素４００は、本願の関
連技術の部分で説明した種類のアウトオブシーケンス形
ＣＰＵの命令処理論理である。捕捉された信号は、好ま
しくは、命令コード・基底レジスタ、論理アドレス、一
次アドレス空間番号（ＰＡＳＮ）、キャッシュミス、発
生相互問合せヒット、および、ＣＰＵからの選択マシン
サイクル数を含む。

【００３７】命令コード・基底レジスタ情報は、命令コ
ードレジスタ４２２に捕捉される。ＩＩＤ２４命令に
関連する命令コードだけが捕捉されるようにするため
に、命令コードレジスタ４２２は線４２４のＩＩＤ２
４命令コード有効信号によって計時されている。ＩＩＤ
２４命令コード有効信号は、命令解読・ＩＩＤ割当て
論理（図１のブロック１０６）が妥当な命令コードがＩ
ＩＤ２４命令に検出されたと判断した時に、中央処理
装置によって生成される。命令の基底レジスタビット
は、命令がそうしたビットを使用している場合にのみ有
効である。それ以外は、その基底レジスタビットは無効
である。

【００３８】中央処理装置の命令アドレスレジスタの内
容（論理アドレス）は、アドレスレジスタ４２６に捕捉
される。ＩＩＤ２４命令に関連する妥当な命令アドレ
スだけが捕捉されるようにするために、アドレスレジス
タ４２６は線４２８のＩＩＤ２４ＩＡＲ有効信号によ
って計時されている。ＩＩＤ２４ＩＡＲ有効信号４
２８は、命令取出し論理１０４（図１）によって、これ
がＩＩＤ２４に関して妥当な命令アドレスが付与され
たと判断した時に生成される。

【００３９】プログラムアドレス空間番号（ＰＡＳＮ）
は、ＰＡＳＮレジスタ４３０に捕捉される。ＩＩＤ２
４命令に関連するＰＡＳＮアドレスだけが捕捉されるよ
うにするために、ＰＡＳＮレジスタは線４３２のＩＩＤ
２４ＰＡＳＮ有効信号によって計時されている。Ｉ
ＩＤ２４ＰＡＳＮ有効信号は、命令取出し論理（図
１のブロック１０４）によって、これがＩＩＤ２４に
関してＰＡＳＮが付与されたと判断した時に生成され
る。

【００４０】計測“Ａ”カウンタ４４０は、１．命令解読〜終了カウント、または、２．要する実行サイクル、のいずれかをカウントするた
めにＣＰＵの処理要素によって計時されている。好ましい実施例では、いずれか一方だけが計測に選択で
きる。ＣＰＵは、ＰＣＥによりブロック３００のカウン
タＡ選択レジスタ（図示せず）の値にもとづいていずれ
のマシンサイクルをカウントするかを選択する。“Ａ”
カウンタは、ＩＩＤ２４解読信号によってゼロにリセ
ットされる。

【００４１】命令解読〜終了カウントは、ＩＩＤ２４
命令の解読の完了（図１のブロック１０６）と実行サイ
クルの終了（図１のブロック１１２）との間に要するマ
シンサイクル数である。これには、実行の終了と命令完
了との間に要するマシンサイクルは含まない。

【００４２】要する実行サイクルは、実行要素（図１の
ブロック１１４〜１２２）でＩＩＤ２４命令が実行され
るためのマシンサイクル数である。これは、実行の終了
と命令の完了との間に要するマシンサイクル、または、
実行待ち行列待機時間のいずれも含まない。

【００４３】計測“Ｂ”カウンタ４４２は、１．命令解読〜完了カウント、または、２．（要する実行サイクル）−（キャッシュ待機サイク
ル）、のいずれかをカウントするためにＣＰＵの処理要
素４００によって計時されている。好ましい実施例で
は、いずれか一方だけが計測に選択できる。ＣＰＵは、
ＰＣＥによりブロック３００のカウンタＢ選択レジスタ
（図示せず）の値にもとづいていずれのマシンサイクル
をカウントするかを選択する。“Ｂ”カウンタは、ＩＩ
Ｄ２４解読信号によってゼロにリセットされる。

【００４４】命令解読〜完了カウントは、ＩＩＤ２４
命令解読の完了の開始（図１のブロック１０６）と命令
完了の判断（図１のブロック１２６）との間に要するマ
シンサイクル数である。

【００４５】（要する実行サイクル）−（キャッシュ待
機サイクル）は、実行要素（図１のブロック１１４〜１
２２）でＩＩＤ２４命令が実行されるためのマシンサ
イクル数である。これには、実行の終了と命令の完了と
の間に要するマシンサイクル、実行待ち行列待機時間、
および、実行要素がキャッシュからデータが返されるの
を待っているいずれかのサイクルのいずれのマシンサイ
クルも含まない。

【００４６】要する実行サイクルは、ハードウエア性能
の測度である。その他のカウントされた測度は、プログ
ラムが所与のプロセッサのアウトオブシーケンス実行方
法にどれほどうまく適合しているかの指標となる。これ
らの測度はソフトウエアを機械に適合させるために使用
できる。

【００４７】命令サンプリングモードには、計測によっ
て監視される６の個別のキャッシュミス信号がある。こ
れらの信号はそれぞれ、キャッシュミスラッチ４４４〜
４５４に保持される。各ラッチは、（計測されるＣＰＵ
によって生成される）適切なＩＩＤ２４データキャッ
シュアクセス有効線によって計時されている。同種のラ
ッチは、一度設定されると、リセットされるまでそれを
保持する（すなわち、セット／リセットラッチ）。キャ
ッシュミスラッチは４４４〜４５４はＩＩＤ２４解読信
号によってリセットされる。ＣＰＵによって生成される
キャッシュミス信号は、以下の通りである。

【００４８】ａ．データキャッシュ格納ミス（線４５６
のＩＩＤ２４データキャッシュ格納有効信号によって
Ｃ６ラッチ４５４に計時される）ｂ．データキャッシュ取出しミス（線４５８のＩＩＤ
２４データキャッシュ取出し有効信号によってＣ５ラッ
チ４５２に計時される）ｃ．アクセスレジスタセグメントテーブル起点アドレス
（ＳＴＯ）ミス（線４６０のＩＩＤ２４アクセスレジ
スタＳＴＯヒット有効信号によってＣ１ラッチ４４４に
計時される）ｄ．アクセスレジスタＳＴＯヒット（線４６２のＩＩＤ
２４アクセスレジスタＳＴＯミス有効信号によってＣ
２ラッチ４４６に計時される）ｅ．データキャッシュミスによって発生したレベル２キ
ャッシュ（Ｌ２）取出しミス（線４６４のＩＩＤ２４
Ｌ２キャッシュアクセス有効信号によってＣ５ラッチ
４５０に計時される）。Ｌ２キャッシュミスは主記憶装
置アクセスを生じさせるとみなされる。

【００４９】ｆ．発生相互問合せヒット（線４６６のＩ
ＩＤ２４ＣＣＩ有効信号によってＣ３ラッチ４４８
に計時される）。ＣＣＩ信号は、計測されるＣＰＵのＩ
ＩＤ２４命令により、別のＣＰＵで生じたキャストアウ
トに際して生成される。〔３．３条件選択論理〕監視されるシステム条件の選
択は、条件選択論理３０２に設定される。システム条件
とシステム事象とは、システム事象信号がごく短期間
（例えば、１，２マシンサイクル）であるのに対し、シ
ステム条件信号が多数のサイクルにおいて連続する長期
間を有する点で区別される。システム条件は、システム
事象が発生した場合にも存在し得る。命令サンプリング
のための好ましい選択可能なシステム条件〔信号〕は、
以下の通りである。

【００５０】計測調整・制御ラッチ制御命令（ＩＣＣＬ
ＡＴＣＨ）範囲内命令アドレス（ＩＡＷＲ）プログラムアドレス空間番号（ＰＡＳＮ）比較２以上の条件信号が活動状態になることができる。選択
された条件信号は事象選択論理３０７に送られ、そこで
事象信号と論理的に結合される。好ましい実施例では、
ＩＣＣＬＡＴＣＨは、ＩＡＷＲと論理的に論理和をとら
れ、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号を生成する。〔３．４サンプリングパルストリガ論理〕サンプリン
グパルストリガ論理３１８は、事象選択論理３０７およ
び第Ｎ事象制御論理３０９を含む。サンプリングパルス
トリガ論理３１８は、選択された事象が選択された度数
だけ発生した後、ＩＩＤ２４命令が完了し、操作員選
択事象判定基準に適合した場合は必ず、線３１０にＩＴ
Ａアドレスジェネレータへのサンプリングパルスを生成
する。

【００５１】（測定をトリガするための監視されるべ
き）特定の種類の事象の選択、または、事象種類の組合
せは、事象選択論理３０７で設定される。各種条件は、
コマンドに挿入することができる。命令サンプリングに
とって必須条件として使用される好ましい事象は、以下
の通りである。

【００５２】・ＩＩＤ２４命令解読・タイムストローブ（マシンサイクル）・データキャッシュ（Ｄキャッシュ）格納ミス・データキャッシュ（Ｄキャッシュ）取出しミス・レベル２（Ｌ２）キャッシュ取出しミス・発生相互問合せ（ＣＣＩ）条件選択論理３０２からの選択された条件と事象との論
理結合も選択できる。命令サンプリングにとって好まし
い選択可能な論理結合は、以下の通りである。

【００５３】・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）とタイムス
トローブとの論理積・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）とＩＩＤ２４命令解読
との論理積・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）とデータキャッシュ（Ｄ
キャッシュ）格納ミスとの論理積・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）とデータキャッシュ（Ｄ
キャッシュ）取出しミスとの論理積・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）とＤキャッシュミスによ
って生じたＬ２キャッシュ取出しミスとの論理積・ＰＡＳＮ比較とＩＩＤ２４命令解読との論理積・ＰＡＳＮ比較とデータキャッシュ格納ミスとの論理積・ＰＡＳＮ比較とデータキャッシュ取出しミスとの論理
積・ＰＡＳＮ比較とＤキャッシュミスによって生じたＬ２
キャッシュ取出しミスとの論理積第Ｎ事象制御ブロック（以下に詳説する）は、カウント
される選択事象が選択された値Ｎに達した後、その次に
完了し選択されたトリガ条件を満たすＩＩＤ２４命令の
記録を制御するために使用される。第Ｎ事象制御ブロッ
ク３０９の値Ｎの選択は、ＰＣＥ操作卓で実行される。
その他の論理ブロックのためのコマンドと同様、Ｎの選
択は、好ましくは、各ＩＴＡ出力バッファにオーバラン
をまったく生じないように（または最低限ですむよう
に）、推定ＣＰＵ事象頻度にもとづく。

【００５４】サンプリングパルストリガ論理は、図５お
よび図６に詳細に図示する。図５および図６はサンプリ
ングパルストリガ論理の概念説明図である。サンプリン
グパルストリガ論理の必須回路は、好ましくは、ゲート
アレイで具体化される。図３および４の同一要素には同
じ参照番号が割当てられている。

【００５５】（事象または、事象と条件との論理結合に
もとづく）以下のトリガ条件の一つが、ＰＣＥ２０６
からのコマンドによってサンプリングパルストリガ論理
３１８の制御レジスタ５９０に指定される。（ＰＣＥか
らの）トリガ条件選択データは、サンプリングパルスト
リガ論理の必須条件選択入力（４ビット）５０７に生じ
る。この必須条件選択入力は、１６の事象／条件の組合
せの一つを、１６：１ＭＵＸ５０１の選択によってＩ
ＩＤ２４格納必須条件として選択するために使用され
る。（ＰＣＥ操作卓で選択された）しきい値Ｎは、線５
９８を通じてしきい値レジスタ５０５に設定される。サ
ンプリングパルストリガ論理３１８による線３１０での
サンプリングパルスの生成は、命令サンプリングモード
が操作員操作卓で設定されており、それにより線５９６
での命令サンプリングモードビットを設定していると前
提とすることが理解されるはずである。〔Ａ．グローバルからのタイムストローブ〕タイムスト
ローブ信号（線５０２）は、ＳＣＥ２１０（図２）に
よって周期的に生成される。ＭＵＸ５０１を通じて選
択されると、タイムストローブ信号は、タイムストロー
ブごとに１度ずつ２進カウンタを増分する。２進カウン
タ５０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した
後に最初に完了するＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリン
グパルスが線３１０に生成される。〔Ｂ．ＩＩＤ２４命令解読〕ＩＩＤ２４命令解読信
号（線５０６）は、（図１のブロック１０６の）ＣＰＵ
命令解読・ＩＩＤ割当て論理によって、ＩＩＤ２４命
令の有効命令コードが解読されるとき常にストローブ
（パルス）生成される。ＩＩＤ２４命令解読信号は、
機械信号線３１Ａ〜Ｚのいずれか一つでサンプリングパ
ルストリガ論理に入力する。ＭＵＸ５０１を通じて選
択されると、ＩＩＤ２４命令解読信号は、ＩＩＤ２
４命令が解読されるごとに２進カウンタ５０３を増分す
る。２進カウンタ５０３の値がしきい値レジスタ５０５
の値Ｎに達した後に最初に完了するＩＩＤ２４命令ご
とに、サンプリングパルスが線３１０に生成される。〔Ｃ．データキャッシュ（Ｄキャッシュ）格納ミス〕ラ
ッチされたデータキャッシュ格納ミス信号（線５０８）
は、ＩＳＩ信号コレクタのＣ６ラッチ４５４（図４）か
ら得られる。前述のように、Ｃ６ラッチ４５４は、各Ｉ
ＩＤ２４命令について一度だけ設定でき、（計測され
るＣＰＵによって生成された）新しい有効なＩＩＤ２
４命令解読信号ごとにクリアされる。ＭＵＸ５０１を
通じて選択されると、ラッチされたデータキャッシュ格
納ミス信号は、データキャッシュ格納ミスを発生させた
各ＩＩＤ２４命令の実行ごとに１度ずつ２進カウンタ
５０３を増分する。２進カウンタ５０３の値がしきい値
レジスタ５０５の値Ｎに達した後、データキャッシュ格
納ミス事象において最初に完了すべきＩＩＤ２４命令
について、サンプリングパルスが線３１０に生成され
る。このモードは、データキャッシュ格納ミスを命令テ
ーブル配列に退避させるＩＩＤ２４命令の処理に関連
するデータのみを生じさせる。〔Ｄ．データキャッシュ取出しミス〕ラッチされたデー
タキャッシュ取出しミス信号（線５１０）は、ＩＳＩ信
号コレクタのＣ５ラッチ４５２（図４）から得られる。
前述のように、Ｃ５ラッチ４５２は、各ＩＩＤ２４命
令について一度だけ設定でき、新しい有効なＩＩＤ２４
命令解読信号ごとにクリアされる。ＭＵＸ５０１を通じ
て選択されると、ラッチされたデータキャッシュ取出し
ミス信号は、データキャッシュ取出しミスを発生させた
各ＩＩＤ２４命令の実行ごとに１度ずつ２進カウンタ
５０３を増分する。２進カウンタ５０３の値がしきい値
レジスタ５０５の値Ｎに達した後、データキャッシュ取
出しミス事象において最初に完了すべきＩＩＤ２４命
令について、サンプリングパルスが線３１０に生成され
る。このモードは、データキャッシュ取出しミスを命令
テーブル配列に退避させるＩＩＤ２４命令の処理に関
連するデータのみを生じさせる。〔Ｅ．Ｄキャッシュミス（主記憶装置アクセス）によっ
て生じたレベル２（Ｌ２）キャッシュ取出しミス〕ラッ
チされたレベル２キャッシュ取出しミス信号（線５１
２）は、Ｃ４ラッチ４５０（図４）から得られる。前述
のように、Ｃ４ラッチ４５０は、各ＩＩＤ２４命令につ
いて一度だけ設定でき、新しい有効なＩＩＤ２４命令解
読信号ごとにクリアされる。ＭＵＸ５０１を通じて選
択されると、ラッチされたＬ２キャッシュ取出しミス信
号は、Ｌ２キャッシュ取出しミスを発生させた各ＩＩＤ
２４命令の実行ごとに１度ずつ２進カウンタ５０３を増
分する。この信号は、データキャッシュミスが自動的に
主記憶装置アクセスを伴わない（システムに存在するレ
ベル２キャッシュがある場合のような）状況で意味があ
るにすぎないことを理解すべきである。２進カウンタ５
０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後、
Ｌ２キャッシュ取出しミス事象において最初に完了すべ
きＩＩＤ２４命令について、サンプリングパルスが線３
１０に生成される。このモードは、Ｌ２キャッシュ取出
しミスを命令テーブル配列に退避させるＩＩＤ２４命
令の処理に関連するデータのみを生じさせる。〔Ｆ．タイムストローブ・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷ
Ｒ）〕ＩＣＣまたは範囲内命令アドレス（ＩＷＡＲ）条
件が発生すると、計測されるＣＰＵはＩＣＣ−ＯＲ−Ｉ
ＡＷＲ信号をストローブ生成する（線５１４）。ＩＣＣ
−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号は、条件選択論理３０２を介して
機械信号線３１Ａ〜Ｚのいずれか一つでサンプリングパ
ルストリガ論理３１８に入力する。ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡ
ＷＲ信号は、ゲート５３２でタイムストローブ信号５０
２と論理積をとられる。ＭＵＸ５０１を通じて選択さ
れると、タイムストローブ・ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ
ＡＮＤ信号（線５３４）は、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ条
件が存在する場合に、各タイムストローブについて２進
カウンタ５０３を増分する。２進カウンタ５０３の値が
しきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後に、ＩＣＣＬ
ＡＴＣＨまたはＩＡＷＲ条件におけるタイムストローブ
に関して最初に完了するＩＩＤ２４命令ごとに、サン
プリングパルスが線３１０に生成される。〔Ｇ．ＩＩＤ２４命令解読・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷ
Ｒ）〕ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号は、ゲート５２８で
ＩＩＤ２４命令解読信号５０６と論理積をとられる。
ＭＵＸ５０１を通じて選択されると、ＩＩＤ２４命
令解読・ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲＡＮＤ信号（線５３
０）は、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ条件が存在する場合
に、各ＩＩＤ２４命令解読について２進カウンタ５０
３を増分する。２進カウンタ５０３の値がしきい値レジ
スタ５０５の値Ｎに達した後に、ＩＣＣＬＡＴＣＨまた
はＩＡＷＲ条件において最初に完了するＩＩＤ２４命
令ごとに、サンプリングパルスが線３１０に生成され
る。〔Ｈ．データキャッシュ格納ミス・（ＩＣＣ−ＯＲ−Ｉ
ＡＷＲ）〕ラッチされたデータキャッシュ格納ミス信号
は、ゲート５２４でＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号と論理
積をとられる。ＭＵＸ５０１を通じて選択されると、
ラッチされたデータキャッシュ格納ミス・ＩＣＣ−ＯＲ
−ＩＡＷＲＡＮＤ信号（線５２６）は、ＩＣＣ−ＯＲ
−ＩＡＷＲ条件においてデータキャッシュ格納ミス事象
を生じさせる各ＩＩＤ２４命令解読について２進カウ
ンタ５０３を増分する。２進カウンタ５０３の値がしき
い値レジスタ５０５の値Ｎに達した後に、データキャッ
シュ格納ミス事象およびＩＣＣＬＡＴＣＨまたはＩＡＷ
Ｒ条件において最初に完了するＩＩＤ２４命令ごと
に、サンプリングパルスが線３１０に生成される。〔Ｉ．データキャッシュ取出しミス・（ＩＣＣ−ＯＲ−
ＩＡＷＲ）〕ラッチされたデータキャッシュ取出しミス
信号は、ゲート５２０でＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号と
論理積をとられる。ＭＵＸ５０１を通じて選択される
と、ラッチされたデータキャッシュ取出しミス・ＩＣＣ
−ＯＲ−ＩＡＷＲＡＮＤ信号（線５２２）は、ＩＣＣ
−ＯＲ−ＩＡＷＲ条件においてデータキャッシュ取出し
ミス事象を生じさせる各ＩＩＤ２４命令解読について
２進カウンタ５０３を増分する。２進カウンタ５０３の
値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後に、デー
タキャッシュ取出しミス事象およびＩＣＣＬＡＴＣＨま
たはＩＡＷＲ条件において最初に完了するＩＩＤ２４
命令ごとに、サンプリングパルスが線３１０に生成され
る。〔Ｊ．Ｄキャッシュミスによって生じたＬ２キャッシュ
取出しミス・（ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ）〕ラッチされ
たＬ２キャッシュ取出しミス信号は、ゲート５１６でＩ
ＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ信号と論理積をとられる。ＭＵＸ
５０１を通じて選択されると、ラッチされたＬ２キャ
ッシュ取出しミス・ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲＡＮＤ信
号（線５１８）は、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ条件におい
てＬ２キャッシュ取出しミスを生じさせる各ＩＩＤ２
４命令解読について２進カウンタ５０３を増分する。２
進カウンタ５０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎ
に達した後に、Ｌ２キャッシュ取出しミス事象およびＩ
ＣＣＬＡＴＣＨまたはＩＡＷＲ条件において最初に完了
するＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリングパルスが線
３１０に生成される。〔Ｋ．タイムストローブ・ＰＡＳＮ比較〕ＰＡＳＮ比較
信号（線５５６）は、命令が既定の一次アドレス空間の
記憶域にアクセスした時に、計測されるＣＰＵによって
生成される。ＰＡＳＮ比較信号は、条件選択論理３０２
を介して機械信号線３１Ａ〜Ｚのいずれか一つでサンプ
リングパルストリガ論理に入力する。ＰＡＳＮ比較信号
は、ゲート５５２でタイムストローブ信号と論理積をと
られる。ＭＵＸ５０１を通じて選択されると、タイム
ストローブ・ＰＡＳＮ比較ＡＮＤ信号（線５５４）は、
ＰＡＳＮ比較条件においてタイムストローブが生じるご
とに２進カウンタ５０３を増分する。２進カウンタ５０
３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後に、
ＰＡＳＮ比較条件におけるタイムストローブについて最
初に完了するＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリングパ
ルスが線３１０に生成される。〔Ｌ．ＩＩＤ２４命令解読・ＰＡＳＮ比較〕ＰＡＳＮ
比較信号は、ゲート５４８でＩＩＤ２４命令解読信号
と論理積をとられる。ＭＵＸ５０１を通じて選択され
ると、ＰＡＳＮ比較・ＩＩＤ２４命令解読ＡＮＤ信号
（線５５０）は、ＰＡＳＮ比較条件におけるＩＩＤ２
４命令解読ごとに２進カウンタ５０３を増分する。２進
カウンタ５０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに
達した後に、ＰＡＳＮ比較条件において最初に完了する
ＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリングパルスが線３１
０に生成される。〔Ｍ．データキャッシュ格納ミス・ＰＡＳＮ比較〕ＰＡ
ＳＮ比較信号は、ゲート５４４でラッチされたデータキ
ャッシュ格納ミス信号５０８と論理積をとられる。ＭＵ
Ｘ５０１を通じて選択されると、ラッチされたデータ
キャッシュ格納ミス・ＰＡＳＮ比較ＡＮＤ信号５４６
は、ＰＡＳＮ比較条件においてデータキャッシュ格納ミ
ス事象を生じさせるＩＩＤ２４命令実行ごとに２進カ
ウンタ５０３を増分する。２進カウンタ５０３の値がし
きい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後に、データキャ
ッシュ格納ミス事象およびＰＡＳＮ比較条件において最
初に完了するＩＩＤ２４命令ごとに、サンプリングパ
ルスが線３１０に生成される。〔Ｎ．データキャッシュ取出しミス・ＰＡＳＮ比較〕Ｐ
ＡＳＮ比較信号は、ゲート５４０でラッチされたデータ
キャッシュ取出しミス信号５１０と論理積をとられる。
ＭＵＸ５０１を通じて選択されると、ラッチされたデ
ータキャッシュ取出しミス・ＰＡＳＮ比較ＡＮＤ信号
（線５４２）は、ＰＡＳＮ比較条件においてデータキャ
ッシュ取出しミス事象を生じさせるＩＩＤ２４命令実
行ごとに２進カウンタ５０３を増分する。２進カウンタ
５０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達した後
に、データキャッシュ取出しミス事象およびＰＡＳＮ比
較条件において最初に完了するＩＩＤ２４命令ごと
に、サンプリングパルスが線３１０に生成される。〔Ｏ．Ｄキャッシュミスによって生じたＬ２キャッシュ
取出しミス・ＰＡＳＮ比較〕ＰＡＳＮ比較信号は、ゲー
ト５３６でラッチされたＬ２キャッシュ取出しミス信号
５１２と論理積をとられる。ＭＵＸ５０１を通じて選
択されると、ラッチされたＬ２キャッシュ取出しミス・
ＰＡＳＮ比較ＡＮＤ信号（線５３８）は、ＰＡＳＮ比較
条件においてＬ２キャッシュ取出しミス事象を生じさせ
る各命令ごとに２進カウンタ５０３を増分する。２進カ
ウンタ５０３の値がしきい値レジスタ５０５の値Ｎに達
した後に、Ｌ２キャッシュ取出しミス事象およびＰＡＳ
Ｎ比較条件において最初に完了するＩＩＤ２４命令ご
とに、サンプリングパルスが線３１０に生成される。〔Ｐ．発生相互問合せ（ＣＣＩ）〕発生相互問合せ（Ｃ
ＣＩ）信号（線５３５）は、計測されるＣＰＵによって
生成される。ＣＣＩ信号は、機械信号線３１Ａ〜Ｚのい
ずれか一つでサンプリングパルストリガ論理３１８に入
力する。ＭＵＸ５０１を通じて選択されると、ＣＣＩ
信号３５６は、ＣＣＩ条件を発生させた各ＩＩＤ２４
命令の実行ごとに１度ずつ２進カウンタ５０３を増分す
る。２進カウンタ５０３の値がしきい値レジスタ５０５
の値Ｎに達した後、ＣＣＩ条件において最初に完了すべ
きＩＩＤ２４命令について、サンプリングパルスが線
３１０に生成される。このモードは、ＣＣＩ事象を命令
テーブル配列に退避させるＩＩＤ２４命令の処理に関
連するデータのみを生じさせる。

【００５６】図５および図６の実施例では、上記の事象
だけが、捕捉されたＩＩＤ２４データ（すなわち、Ｉ
ＳＩ信号コレクタ３０４でレジスタに入れられた、また
は、カウントされたデータ）が格納される前にカウント
されるべきＮの事象において可能である。

【００５７】第Ｎ事象カウンタが既定の値Ｎに達した後
に最初に完了するＩＩＤ２４命令を処理するための論理
を、図５および図６によって以下に説明する。ＩＩＤ
２４命令完了信号は、４：１ＭＵＸ５８８（事象Ｍ
ＵＸ）への第１の入力となる。ＩＩＤ２４命令完了信
号は、ＡＮＤゲート５８６（事象ＡＮＤゲート）で（Ｍ
ＵＸ５０１からの）選択された事象信号と論理積をと
られ、事象ＭＵＸ５８８への第２の入力となる。ＩＩＤ
２４命令完了信号は、ゲート５９２でＩＣＣ−ＯＲ−
ＴＡＷＲ信号と、また、ゲート５９４でＰＡＳＮ比較信
号と付加的に論理積をとられる。ＡＮＤゲート５９２お
よび５９４の出力は、事象ＭＵＸ５８８への第３および
第４の入力となる。事象ＭＵＸ５８８の出力は、ＡＮ
Ｄゲート５６０で比較器５５８の出力と論理積をとられ
る。比較器５５８が、２進カウンタ５０３の値が（ＰＣ
Ｅによって事前に設定された）しきい値レジスタ５０５
のカウントに等しいことを検出すると、比較器５５８の
出力は、高レベル（真の）状態になる。

【００５８】タイムストローブが選択されたトリガ条件
である場合、事象ＭＵＸ５８８はＩＩＤ２４命令完了
入力を選択する。命令サンプリングモードビットが（出
力ＡＮＤゲート５６４で）設定されると、２進カウンタ
５０３のタイムストローブカウントがしきい値レジスタ
５０５の値に達した後、次の完了すべきＩＩＤ２４命
令はサンプリングパルスを線３１０に生じさせる。

【００５９】ＩＩＤ２４命令解読・ＩＣＣ−ＯＲ−Ｉ
ＡＷＲＡＮＤ信号が選択されたトリガ条件である場
合、事象ＭＵＸ５８８はＡＮＤゲート５９２の出力を
選択する。カウンタ５０３は、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ
条件においてＩＩＤ２４命令解読が生じるカウントを維
持する。命令サンプリングモードビットが設定される
と、ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲ条件の発生において次の完
了すべきＩＩＤ２４命令は、２進カウンタ５０３のカウ
ントがしきい値レジスタ５０５の既定のしきい値に達し
た後、サンプリングパルスを線３１０に生じさせる。

【００６０】ＰＡＳＮ比較・ＩＩＤ２４命令解読ＡＮ
Ｄ信号が選択されたトリガ条件である場合、事象ＭＵＸ
５８８はＡＮＤゲート５９４の出力を選択する。カウ
ンタ５０３は、ＰＡＳＮ比較条件においてＩＩＤ２４
命令解読が生じるカウントを維持する。命令サンプリン
グモードビットが設定されると、ＰＡＳＮ比較条件の発
生において次の完了すべきＩＩＤ２４命令は、２進カ
ウンタ５０３のカウントがしきい値レジスタ５０５の既
定のしきい値に達した後、サンプリングパルスを線３１
０に生じさせる。

【００６１】タイムストローブ、ＩＩＤ２４命令解読
・ＩＣＣ−ＯＲ−ＩＡＷＲＡＮＤ信号、または、ＰＡ
ＳＮ比較・ＩＩＤ２４命令解読ＡＮＤ信号以外のトリ
ガ条件が選択された場合、事象ＭＵＸ５８８はＡＮＤ
ゲート５８６の出力を選択する。命令サンプリングモー
ドビットが（出力ＡＮＤゲート５６４で）設定される
と、選択された事象の発生において次の完了すべきＩＩ
Ｄ２４命令は、２進カウンタ５０３のカウントがしき
い値レジスタ５０５の希望のカウントに達した後、サン
プリングパルスを線３１０に生じさせる。

【００６２】カウンタ５０３は線３１０のサンプリング
パルスの発生によってリセットされる。〔３．５ＩＴＡおよびＩＴＡアドレスジェネレータ〕
ＩＴＡ３２は、ＩＳＩ信号コレクタに捕捉されたデー
タを格納することを目的とする記憶配列である。監視さ
れたＩＩＤ２４命令が完了し、選択されたトリガ条件
に適合すると、ＩＳＩ信号コレクタからの関連する捕捉
データは、単一の計測項目としてＩＴＡに格納される。

【００６３】ＩＴＡ３２は、好ましくは、２の独立に
アドレス可能な区域３２Ａおよび３２Ｂに編成される。
この配列は、命令サンプリングで関係する全部の信号を
保持するのに十分な幅でなければならない。より好まし
くは、この配列はさらに、他の監視モードで関係するい
ずれかの他の信号を収容するのに十分な幅とすべきであ
る。この後者の実施例は、異なるモードまたは種類の計
測によって同一の配列の使用を可能にする。個別の配列
は、好ましくは、診断および性能計測のために付与され
る。

【００６４】命令サンプリングのための出力バッファ制
御は以下のように行われる。

【００６５】ＩＴＡアドレスジェネレータには２のテー
ブルアドレスカウンタ（ＴＡＣ）がある。書込みＴＡＣ
３３２は、ＩＳＩ信号コレクタからのデータの書込み
のための項目アドレスをＩＴＡに付与するために使用さ
れる。読出しＴＡＣ３３１は、ＩＴＡからのデータを
読出すための項目アドレスをＰＣＥの記憶装置に付与す
るために使用される。好ましい実施例では、１つのＴＡ
Ｃアドレスバス３３６があり、読出しはＩＴＡへの書込
みが進行中でない場合にのみ使用可能となる。サンプリ
ングパルスが線３１０でＩＴＡアドレスジェネレータ３
３によって受信された（かつ、ＩＴＡが後述するように
書込み禁止となっていない）場合、書込みＴＡＣ３３
２によって指示された現在アドレスの（ＩＳＩ信号コレ
クタ３０４からの）命令サンプルの格納のためにＩＴＡ
アドレスジェネレータ３３にＩＴＡを使用可能にさせ
る。

【００６６】ＩＴＡの前半３２Ａが一杯になると（書込
みＴＡＣ３３２が第６４項目を指すまで増分されたこ
とにより指示される）、前半満杯ビットがＩＴＡアドレ
スジェネレータ３３内のＩＴＡ状況レジスタ３３３に設
定される。同様に、ＩＴＡの後半３２Ｂが一杯になると
（書込みＴＡＣ３３２が第１２８項目を指すまで増分
されたことにより指示される）、後半満杯ビットがＩＴ
Ａアドレスジェネレータ３３内のＩＴＡ状況レジスタに
設定される。ＩＴＡの両半分が一杯になると、ＩＳＩ信
号ジェネレータからのＩＴＡへの書込みはＩＴＡアドレ
スジェネレータによって禁止される。ＩＴＡの両半分が
一杯である時に線３１０のサンプリングパルスがＩＴＡ
アドレスジェネレータによって受信された場合、ＩＴＡ
アドレスジェネレータはＩＴＡ状況レジスタにオーバラ
ンビットを設定する。

【００６７】ＩＴＡの各半分について１オーバランビッ
トがある。設定されるビットは書込み禁止中の書込みＴ
ＡＣのアドレスに依存する。書込みＴＡＣが書込み禁止
中にＩＴＡの前半３２Ａを指示している場合、前半オー
バラン状況ビットが設定される。ＴＡＣが書込み禁止中
にＩＴＡの後半３２Ａを指示している場合、後半オーバ
ラン状況ビットが設定される。

【００６８】ＩＴＡ状況レジスタ３３３は、ＩＴＡから
読出しを開始する前に（経路３３８によって）ＰＣＥに
よって読出される。状況レジスタがオーバランを指示す
る場合、計測ユーザがデータが失われたことを認識で
き、その事実の重要性を分析できるように計測制御プロ
グラムに報告される。代替的な実施例として、ＩＴＡア
ドレスレジスタはオーバランカウンタを含むことがで
き、オーバランの数がＩＴＡ状況の一部として報告され
るようにすることができる。

【００６９】ＰＣＥのコマンドによって、ブロック３３
の読出しＴＡＣ３３１は、そのアドレスバス３３６で
ＩＴＡに読出しアドレスを与える。ＰＣＥは、ＩＴＡの
いずれの半分が読出すべきかを判断するためにその配列
満杯状況を使用する。前述のように、ＩＴＡの読出しは
ＩＴＡの書込み動作の間に生じる。ＰＣＥがＩＴＡの半
分全部を読出すと、ＩＴＡアドレスジェネレータ３３に
ＩＴＡのその半分に関連するオーバランおよび配列満杯
状況ビットをリセットし、ＩＳＩ信号コレクタから書込
むためにそのＩＴＡの半分を開放するように命じる。

【００７０】代替的な実施例として、ＩＴＡアドレスジ
ェネレータは、従来の二重バッファ方式で配列の半分に
読み書きするためにＴＡＣを使用することができる。さ
らに代替的な実施例として、米国特許第４，８２１，１
７８号に説明されたように、単一のＴＡＣを使用するこ
ともできる。ＩＴＡアドレスジェネレータがＩＴＡの入
力アドレス指定および出力アドレス指定の両方について
単一のＴＡＣだけを使用する場合、ＩＴＡゲート３１に
よって受信されたＣＰＵ信号は、１）線３１０のトリガ
信号（サンプリングパルス）が第Ｎ事象制御論理３０９
から付与された場合、および、２）ＩＴＡアドレスジェ
ネレータ３３のＴＡＣがその出力バッファに充填された
ＩＴＡ内容を出力しているがＩＴＡ入力はロックされて
いない場合にのみ、ＩＴＡに格納される。

【００７１】ＰＣＥにＩＴＡからのデータの多様な組合
せを読出させるために、計測項目は、カプレット（２バ
イトの組）単位でＩＴＡアドレスジェネレータ３３から
読出される。各カプレットは、マルチプレクサ（ＭＵ
Ｘ）３１６を通じてＰＣＥによって個別にアドレス指定
できる（すなわち、ビット０〜１５は１カプレットとし
て、ビット１６〜３１は別のカプレットとして、という
ように）。ＭＵＸ３１６は、ＰＣＥからＰＣＥコマン
ドデコーダ３４を介して（経路３１２で）ＭＵＸ３１６
に付与された選択データによって直接（ＰＣＥの１読出
しサイクルで）ＩＴＡ３２のいずれかの１カプレット
を選択するために使用されるようにすることができる。

【００７２】経路３１４は、米国特許第４，５９０，５
５０号の内部分散監視システムで開示された種類のＳＡ
Ｔアドレス制御装置（図示せず）にＩＴＡアドレスを供
給する。米国特許第４，５９０，５５０号の内部分散監
視システムで開示された（図２，参照番号３５，３５
Ｂ，３６，３６Ａ）種類の従来の追跡・ＳＡＴゲート論
理（図示せず）が備わっており、従来の形式で命令サン
プリングレコーダに接続されている。

【００７３】ＩＴＡ項目の格納は、サンプリングパルス
が線３１０に付与された瞬間に発生するにすぎず、その
結果、ＩＴＡ３２に入力された各サンプルは選択され
たトリガ条件に適合するＩＩＤ２４の単一の発生に対
応する。〔４．動作の要約〕次に、命令サンプリング計測の動作
を図２によって概説する。測定制御コマンド信号は、Ｐ
ＣＥから各ＩＴＵにバス５１で送信される。コマンド経
路１５１は、バス３０１，３１２および３１８に制御信
号を生成し出力するＰＣＥコマンドデコーダ３４（図
３）によって受信される。前述のように、コマンド経路
１５１およびデータ経路２５１とも、実際には、単一の
双方向性ＰＣＥバス５１として具体化されている。制御
信号は、前述のように、命令サンプリング計測の動作お
よび選択の設定は、以下のように要約できる。

【００７４】Ａ．計測モードが計測モード選択ブロック
３００で計測サンプリングモードに設定される。（命令
サンプリングモードでは、線５５で受信された時間サン
プリング入力パルスはＣＰＵのＩＴＵに到達することを
禁止される。）Ｂ．条件選択論理３０２が、測定実行中に活動状態にな
る条件を選択するように設定される。

【００７５】Ｃ．事象選択論理３０７が、事象または、
事象もしくは条件の組合せを選択するように設定され
る。

【００７６】Ｄ．第Ｎ事象制御論理ブロック３０９が値
Ｎに設定される。これは、ブロック３０９のカウンタ５
０３のためのしきい値レジスタ５０５のしきい値を値Ｎ
に設定する。このカウンタによって、サンプリングパル
ストリガ論理は、選択されたトリガ条件のＮ番目の発生
ごとの後に、選択されたトリガ条件に適合し発生すべき
（条件選択論理３０２を通じて機械信号３１Ａ〜Ｚから
渡された）最初のＩＩＤ２４完了信号に際してＩＴＡ
アドレスジェネレータにサンプリングパルスを出力す
る。このようにして、選択された事象のＮ番目の発生ご
との後に、選択された事象の発生において最初の完了す
べきＩＩＤ２４命令に関するデータだけがＩＴＡ３
２に記録される。

【００７７】Ｅ．ＩＳＩ信号コレクタ３０４は、ＩＴＡ
のデータ収集を可能にするためにいずれの事象信号がラ
ッチされるかを選択するために設定される。（これは、
ブロック３０９からのサンプリングパルスの発生に際し
てＣＰＵからＩＴＡに渡す選択されたデータのための経
路を準備する。）Ｆ．付加的に、連続したオーバランが発生した場合に測
定を終了するためのオーバランしきい値をＰＣＥに設定
することができる。

【００７８】（操作員のコマンドによって設定された）
以降の時に、実際の測定が開始する。これは、線３１Ａ
〜Ｚの選択された機械状態信号が、ブロック３０９から
の各サンプリングパルスの発生後にＩＴＡアドレスジェ
ネレータ３３によって選択されたＩＴＡ３２のＩＴＡ
アドレスに記録するために、ＩＳＩ信号コレクタ３０４
にその時に登録されることを意味する。

【００７９】サンプリング動作のために選択された線３
１Ａ〜Ｚにいずれかの信号が発生すると、その信号は、
それが発生したＣＰＵの出所からＩＴＵのＩＳＩ信号コ
レクタ３０４に送信される。ＩＳＩ信号コレクタ３０４
は、各選択事象信号をラッチし、ＩＴＵの他の領域に転
送する。この領域とは、詳しく言えば次の領域である。

【００８０】１．この信号がサンプリングのために使用
されるべきものであるかどうかを判断するために事象選
択論理３０７へ。

【００８１】２．選択信号がそのデータが収集された時
点で現在のＩＴＡ項目に記録できる場合にはバス３３１
でＩＴＡ３２のデータ入力へ。

【００８２】条件信号バス３０３は条件信号を渡し、バ
ス３０５は、条件指定がコマンド制御のもとで設定され
ていた場合に、事象信号の一部を条件選択論理ブロック
３０２に渡す。ブロック３０２で、信号は試験され、選
択されている場合、それらは測定実行のためにラッチさ
れる。このラッチは、選択条件がＣＰＵによって送信さ
れていれば、線３０６で事象選択論理３０７に出力され
る。

【００８３】事象選択論理ブロック３０７では、選択さ
れた信号が計測初期化中にコマンド経路３０１から以前
に指定されたトリガ条件との適合を検査される。ブロッ
ク３０７で選択された信号の適合が検出されると、出力
パルスが経路３０８で第Ｎ事象制御論理ブロック３０９
へ転送される。

【００８４】第Ｎ事象制御論理ブロック３０９では、カ
ウンタ（ＣＴＲ）が、測定について選択された事象の発
生ごとに増分される。前述のように、選択事象は、シス
テム事象または、システム事象もしくはシステム条件の
論理結合とすることができる。増分されたカウンタが値
Ｎに達するごとに、選択されたトリガ条件に適合し完了
すべき次のＩＩＤ２４命令によって、サンプリングパ
ルスが次の完了すべきＩＩＤ２４命令に際して経路３
１０でＩＴＡアドレスジェネレータに出力される。これ
によって、ＩＳＩ信号コレクタ３０４から付与されたラ
ッチされた信号の組の選択された信号の組をＩＴＡに記
録することが可能になる。カウンタは、ＩＩＤ２４命
令が監視ＣＰＵによって解読されるごとにゼロにリセッ
トされる。

【００８５】ＩＴＡアドレスジェネレータ３３の読出し
テーブルアドレスカウンタ（ＴＡＣ）は、線３１０の各
サンプリングパルスによって増分される。（ＴＡＣは、
１２８項目を有するＩＴＡデータ項目のための７ビット
カウンタである。）ＩＴＡは、好ましくは、通常の測定
状況下でオーバランを防止するために十分な保持能力を
有する。

【００８６】ＩＴＡアドレスジェネレータのアドレス増
分論理は、他の計測モードのものと同一とすることがで
きる。しかし、前述のように、命令サンプリングモード
は（時間サンプリングモードとは異なり）本質的にＣＰ
Ｕ間で非同期であり、従って、ＩＴＡの出力制御は、命
令サンプリングモードの場合と時間サンプリングモード
の場合とでは異なる。

【００８７】指摘したように、命令サンプリングは、所
与の範囲内にある現在の命令アドレス、ＩＡＷＲ（ＩＢ
Ｍシステム３７０での実施におけるＰＥＲレジスタな
ど）を条件とすることができる。または、関係するルー
チンへの出入りの信号を送るために測定中のコードに置
かれた特殊な状態命令（診断またはＳＩＥなど）によっ
て設定されているブロック３０２内の特殊ラッチ（ＩＣ
ＣＬＡＴＣＨ）（図示せず）を条件とすることもでき
る。条件制御は、サンプリングがアドレス範囲によって
制限できる、または、プログラム制御、一定のＣＰＵ状
態またはＣＰＵの機種依存性のもとで動的に動作／非動
作にさせることができる点で、別の次元の選択性を可能
にする。

【００８８】ＩＴＡ３２の命令サンプリング信号の記
録は、Ｎの設定によって抑制することができる。頻繁な
事象については、第Ｎ番目の事象の発生後に選択された
事象において完了すべき最初のＩＩＤ２４命令に際し
てのみ記録することが、バッファのオーバランを防ぐた
めにその記録内容を出力バッファに移すことができる速
さよりも速くＩＴＡを一杯にさせることを避けるために
必要である。

【００８９】ＣＰＵ状態データが一定の間隔でサンプリ
ングされ（すなわち時間サンプリング）、（プログラム
とコンピュータ構造との間の対話その他の性能関係を調
べるために）以後の解析用に記録される場合、一部の事
象がサンプリングに困難な速度で発生するという問題が
生じる場合がある。その理由は、その事象があまりに頻
繁すぎて要求されるデータ記録速度が得られたデータを
記録するために実行可能な速度よりも大きい、または、
事象が極めて稀でかつ極く短時間で生じるために、関係
する事象を含む統計的に有意なサンプル数を得るために
極めて長期間にわたって大量のサンプルが取られなけれ
ばならないからである。

【００９０】従って、事象駆動命令サンプリングは、完
了するＩＩＤ２４命令の実行中および選択事象の選択
された発生数後の選択事象の発生中に機械の状態を捕捉
する。言い換えれば、命令サンプリングモードでは、サ
ンプリングは任意のタイマ間隔で実施されるのではな
く、選択された事象が選択された度数だけ発生した後に
ＩＩＤ２４命令が選択された事象（選択されたシステ
ム事象、システム条件、またはそれらの論理結合）の進
行中に完了した場合に限って実施される。プロセッサの
多数の下位要素が命令サンプリングの実行に参加でき
る。

【００９１】事象サンプリング中のＩＴＵの測定動作
は、事実上、測定を指定したコマンドに従って終了され
る。

【００９２】ＣＰＵのデータの流れは、ＩＴＵの機械信
号インタフェースとしての線３１Ａ〜３１Ｚによって計
測データを転送する各種下位要素を関係させる。これら
のデータ信号入力は、命令サンプリングモードの場合と
他のサンプリングモードの場合とで同一であるが、命令
サンプリングの場合は事象関連信号が選択された事象／
条件の記録サンプルへの処理のために経路３０３，３０
５および３１１Ａによって転送される点だけが異なる。

【００９３】システム測定中のＰＣＥの活動は関連する
出力バッファの動作を制御する。ＰＣＥは各出力バッフ
ァを監視し、一杯になった場合にテープその他の大量記
憶装置への書込みを行わせる。ＰＣＥはまた、各ＩＴＡ
のオーバランのカウントを記録する。オーバランはデー
タ損失を指示し、その頻度にもとづいて、オーバランは
実行の測定精度に影響を与え得る。ユーザがオーバラン
しきい値を特定のオーバラン数としてしていれば、オー
バランしきい値に達すれば、測定実行は終了させること
ができる。〔５．ＩＩＤ割当て−命令サンプリングの検討事項〕命
令サンプリングを使用する際の一つの検討事項は、ＣＰ
Ｕによる割込みの取扱いである。一部のアウトオブシー
ケンス形プロセッサでは、割込みの発生はＩＩＤ割当て
論理に割込まれた命令にＩＩＤ０を割当てさせる〔こ
れは正しいか？〕。ＩＩＤ割当て論理はその後、割込み
処理ルーチンの命令に順序的なＩＩＤを再割当てし始め
るように求めるであろう。一つの可能なＩＩＤ割当て順
序は次のようなものである。

【００９４】１２３４５．０．１２３４５．．．上記の
例で、最初の“１２３４５”は命令ストリームに割当て
られた一連のＩＩＤである。“０”は割込まれた命令に
割当てられたＩＩＤであり、次の“１２３４５”は割込
み処理ルーチンの命令に割当てられた最初の５のＩＩＤ
である。

【００９５】上記の方式は、命令サンプリングにはうま
く適合しない。ＩＩＤ割当てが割込み処理ルーチンの最
初の命令について“１”に戻るので、真のランダムサン
プルは得られないであろう。上記の割当て方法によれ
ば、割込み処理ルーチンの同一の命令は、毎回、同一の
タグを付けられる。例えば、すべてのＩＩＤ２４命令が
サンプリングされている場合、割込み処理ルーチンの唯
一の命令シーケンス（２４番目ごとに）が計測によって
ずっと見られることになるであろう。

【００９６】この非ランダム化には多数の解決策があ
る。そうした解決策の一つは、以下のように、ＩＩＤ割
当てを割込み前の最後のＩＩＤ番号から続けさせること
である。

【００９７】１２３４５．０．５６７８９．．．同様
に、ＩＩＤ割当てを以下のように最後の次のＩＩＤ番号
から続けさせることもできよう。

【００９８】１２３４５．０．６７８９Ａ．．．別な解
決策として、割込まれた命令に、次のように、順番のＩ
ＩＤ番号を割当てることもできよう。

【００９９】１２３４５．６．７８９ＡＢ．．．上記の
解決策の要点は、割込み処理ルーチンの命令に関してラ
ンダム化されたサンプリングを維持することである。〔６．０変更および改良〕本発明の好ましい実施例の
上述の説明は、例示の目的で行ったものである。本発明
の精神および適用範囲に適合する記載実施例の多数の変
更および修正が存在することを当業者は理解されるであ
ろう。例えば、ＩＩＤ２４の代わりに、いずれかの他
の命令ＩＩＤが識別され、計測の基礎として使用できる
であろう。さらに、異なる計測、同一システムにおける
異なるＣＰＵの監視は異なるＩＩＤを有する命令の実行
を監視できるであろう。

【図面の簡単な説明】

【図１】アウトオブシーケンス実行の例のブロック図。

【図２】本発明を包含するデータ処理システムのブロッ
ク図。

【図３】図１のいずれかのＣＰＵのＩＴＵにおける本発
明の実施例のブロック図。

【図４】図３のＩＳＩ信号コレクタの詳細ブロック図。

【図５】図３のサンプリングパルストリガ論理の詳細ブ
ロック図の左半分の図。

【図６】図３のサンプリングパルストリガ論理の詳細ブ
ロック図の右半分の図。

【符号の説明】

３０ＩＳＲ３１Ａ〜Ｚ機械信号線３２計測テーブル配列（ＩＴＡ）３３ＩＴＡアドレスジェネレータ３３１テーブルアドレスカウンタ（ＴＡＣ）３３２テーブルアドレスカウンタ（ＴＡＣ）３３３ＩＴＡ状況レジスタ３４ＰＣＥコマンドデコーダ３００計測モード選択ブロック３０２条件選択論理３０４命令サンプリング計測（ＩＳＩ）信号コレクタ３１８サンプリングパルストリガ論理３０７事象選択論理３０９第Ｎ事象制御論理３１６マルチプレクサ（ＭＵＸ）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開昭62−279438（ＪＰ，Ａ) 特開平２−176834（ＪＰ，Ａ) 特開平２−100146（ＪＰ，Ａ)

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】実行パイプラインにおける各命令が命令識
別番号をタグ付けされた形式のアウトオブシーケンス実
行機械における命令の実行を監視するための装置であっ
て、主記憶装置と、既定の命令識別番号を有する命令の前記機械による処理
を検出するための第１の検出手段と、前記第１の検出手段と通信し応答する、前記既定の命令
識別番号を有する前記命令の処理に関するデータを収集
するための一時記憶手段と、前記機械が前記既定の命令識別番号を有する前記命令の
実行の完了を示す前記機械からの信号を検出するための
第２の検出手段と、前記第２の検出手段、前記一時記憶手段および前記主記
憶装置と通信し、前記一時記憶手段に収集された前記デ
ータを、前記既定の命令識別番号を有する前記命令の実
行の完了に応答して前記主記憶装置に格納させるための
トリガ手段と、を備え、前記既定の命令識別番号を有する前記命令のうち、処理
を完了した命令に関するデータのみを前記主記憶装置に
格納する装置。
【請求項２】前記主記憶装置が独立してアドレス指定可
能な二つの区域を有する請求項１記載の装置であって、
さらに、コマンドデコーダと、前記主記憶装置の書込みアドレスを生成するための第１
のアドレス生成手段と、解読されたコマンドに応答して前記主記憶装置の読出し
アドレスを生成するための第２のアドレス生成手段と、前記解読されたコマンドに応答する、前記読出しアドレ
スのデータ項目の選択された部分を読出すためのマルチ
プレクサ手段と、を備え、前記マルチプレクサ手段は前記主記憶装置および前記コ
マンドデコーダと通信しており、前記第１および第２のアドレス生成手段はコマンドデー
タ経路を通じて前記主記憶装置と通信しており、前記第２のアドレス生成手段は前記コマンドデコーダと
通信している装置。
【請求項３】アウトオブシーケンス中央処理装置におけ
る命令の実行を監視するための装置であって、主記憶装置と、前記主記憶装置に結合され、中央処理装置からの機械信
号を受信するために配置された多数のレジスタであり、
前記レジスタのそれぞれは前記レジスタによって受信さ
れた前記機械信号が既定の命令識別番号を有する命令の
処理中に発生したことを指示する妥当性信号によって計
時されているレジスタと、前記中央処理装置と通信し、前記中央処理装置が前記既
定の命令識別番号を有する前記命令の実行を完了したこ
とを指示する完了信号を中央処理装置から受信するため
に配置されたサンプリングパルストリガ論理であり、ａ）前記中央処理装置の多数の事象の発生を指示するデ
ータを受信するための手段、ｂ）前記事象のいずれかを選択するための手段、ｃ）前記完了信号が受信され、前記選択された事象が発
生した場合にサンプリングパルスを生成するための手段
とを有する前記サンプリングパルストリガ論理と、前記主記憶装置および前記サンプリングパルストリガ論
理と通信し、前記サンプリングパルストリガ論理からの
サンプリングパルスに応答して前記レジスタの前記内容
を前記主記憶装置に書込ませるための記憶制御手段と、を備え、前記既定の命令識別番号を有する命令の実行を完了し、
前記選択された事象が発生した場合にのみ、前記レジス
タによって受信された前記機械信号が前記主記憶装置に
記憶される装置。
【請求項４】実行パイプラインにおける各命令が命令識
別番号をタグ付けされた形式のアウトオブシーケンス実
行機械における命令の実行を監視するための方法であっ
て、ａ）前記命令識別番号の既定の番号を付けられた命令の
前記機械による処理を検出する段階と、ｂ）前記段階ａ）で検出された前記既定の命令識別番号
を有する前記命令の処理に関するデータを収集する段階
と、ｃ）段階ａ）で検出された前記既定の命令識別番号を有
する前記命令の前記機械による実行の完了を示す前記機
械からの信号を検出する段階と、ｄ）前記既定の命令識別番号を有する前記命令の前記実
行の完了が段階ｃ）で検出された場合に、段階ｂ）で収
集された前記データをテーブルに格納する段階と、を含む方法。
【請求項５】請求項４記載の方法であって、さらに、ｅ）前記機械での既定の事象の発生を検出する段階と、を含み、前記段階ｄ）の格納は段階ｅ）によって検出さ
れた前記既定の事象の発生を条件とすることを特徴とす
る方法。
【請求項６】実行パイプラインにおける各命令に順番に
割当てられる命令識別番号を付ける形式のアウトオブシ
ーケンス実行機械において命令の実行を監視するための
方法であって、ａ）既定の前記命令識別番号を付けられた命令の前記機
械による処理を検出する段階と、ｂ）段階ａ）で検出された前記既定の命令識別番号を有
する前記命令の処理に関連するデータを収集する段階
と、ｃ）段階ａ）で検出された前記既定の命令識別番号を有
する前記命令の前記機械による実行の完了を示す前記機
械からの信号を検出する段階と、ｄ）前記既定の命令識別番号を有する前記命令の実行の
完了が段階ｃ）で検出されない場合、段階ｂ）で収集さ
れた前記データを放棄する段階と、ｅ）前記既定の命令識別番号を有する前記命令の前記実
行の完了が段階ｃ）で検出された場合、段階ｂ）で収集
された前記データをテーブルに格納する段階とを含む方
法。
【請求項７】請求項６記載の方法であって、さらに、ｆ）前記機械での既定のシステム条件の発生を検出する
段階とを含み、前記段階ｅ）の格納は段階ｆ）によって検出された前記
既定のシステム条件の発生を条件とする方法。