JPS6155693B2 - - Google Patents
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- JPS6155693B2 JPS6155693B2 JP55013167A JP1316780A JPS6155693B2 JP S6155693 B2 JPS6155693 B2 JP S6155693B2 JP 55013167 A JP55013167 A JP 55013167A JP 1316780 A JP1316780 A JP 1316780A JP S6155693 B2 JPS6155693 B2 JP S6155693B2
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- JP
- Japan
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- machine language
- microprogram
- language instruction
- instruction
- register
- Prior art date
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/22—Microcontrol or microprogram arrangements
- G06F9/26—Address formation of the next micro-instruction ; Microprogram storage or retrieval arrangements
- G06F9/262—Arrangements for next microinstruction selection
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING OR CALCULATING; COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/22—Microcontrol or microprogram arrangements
- G06F9/26—Address formation of the next micro-instruction ; Microprogram storage or retrieval arrangements
- G06F9/261—Microinstruction address formation
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
本発明は、マイクロプログラム制御方式に関
し、更に詳しくは、機械語命令をマイクロプログ
ラムにより、効率よく処理する方式を提供するも
のである。
し、更に詳しくは、機械語命令をマイクロプログ
ラムにより、効率よく処理する方式を提供するも
のである。
一般に、マイクロプログラム制御方式の計算機
には、(1)機械語命令の主記憶からの取り出し。(2)
機械語命令からこれに対応するマイクロプログラ
ムルーチンの先頭アドレスの生成。(3)マイクロ命
令の制御記憶からの取り出し。(4)マイクロ命令の
実行、の４つの過程が存在する。一つの機械語命
令を実行する場合、この(1)、(2)、(3)および(4)の過
程は、それぞれ別のマシンサイクルになるのが通
常であり、それぞれの過程に１マシンサイクルず
つ要するとすれば、この機械語命令を実行するの
に、単純に計算して、最低４マシンサイクルを必
要とする。従つて、一つの機械語命令に対するマ
シンサイクル数を、これ以下にするためには、前
記(1)、(2)、(3)および(4)の過程を並行して処理し、
実効的な実行時間を短縮する必要がある。
には、(1)機械語命令の主記憶からの取り出し。(2)
機械語命令からこれに対応するマイクロプログラ
ムルーチンの先頭アドレスの生成。(3)マイクロ命
令の制御記憶からの取り出し。(4)マイクロ命令の
実行、の４つの過程が存在する。一つの機械語命
令を実行する場合、この(1)、(2)、(3)および(4)の過
程は、それぞれ別のマシンサイクルになるのが通
常であり、それぞれの過程に１マシンサイクルず
つ要するとすれば、この機械語命令を実行するの
に、単純に計算して、最低４マシンサイクルを必
要とする。従つて、一つの機械語命令に対するマ
シンサイクル数を、これ以下にするためには、前
記(1)、(2)、(3)および(4)の過程を並行して処理し、
実効的な実行時間を短縮する必要がある。
また、一つの機械語命令の実行過程は、前記の
４つの過程が順次一回ずつ行なわれるような簡単
な場合もあるが、複雑高機能な機械語命令に対し
ては、多数のマイクロプログラムルーチンを実行
する必要がある場合が多く、一つの機械語命令に
対して、前記(1)の過程は一回だけであるが、(2)、
(3)、(4)の過程は複数回繰返して行なわれる。これ
を流れ図により説明する。
４つの過程が順次一回ずつ行なわれるような簡単
な場合もあるが、複雑高機能な機械語命令に対し
ては、多数のマイクロプログラムルーチンを実行
する必要がある場合が多く、一つの機械語命令に
対して、前記(1)の過程は一回だけであるが、(2)、
(3)、(4)の過程は複数回繰返して行なわれる。これ
を流れ図により説明する。
第１図は、機械語命令Ｉ１，Ｉ２およびＩ３を
実行する場合の流れを示したものである。第１図
に於いて、ア，イ，ウ，エ，オはそれぞれ前記の
(1)の過程、(2)の過程、(3)および(4)の過程、(2)の過
程、(3)および(4)の過程に対応する。また、Ａ，
Ｂ，ＣおよびＤはマイクロプログラムルーチンの
種類を示す。
実行する場合の流れを示したものである。第１図
に於いて、ア，イ，ウ，エ，オはそれぞれ前記の
(1)の過程、(2)の過程、(3)および(4)の過程、(2)の過
程、(3)および(4)の過程に対応する。また、Ａ，
Ｂ，ＣおよびＤはマイクロプログラムルーチンの
種類を示す。
第１図において、演算処理装置（以下CPUと
記す。）は機械語命令Ｉ１に対してはマイクロプ
ログラムルーチンＡおよびＣを実行し、Ｉ２に対
しては、ＡおよびＤを実行し、Ｉ３に対しては、
Ｂを実行して次の命令の処理へ移る。これから明
らかなように、複数個のマイクロプログラムルー
チンを実行するＩ１のような機械語命令では、一
つの機械語命令から、複数個のマイクロプログラ
ムルーチンの先頭アドレスを生成する必要があ
る。このため、Ｉ１の実行過程に於いては、マイ
クロプログラムルーチンＡの実行を終了した時点
で、マイクロプログラムルーチンＣの先頭アドレ
スを生成する必要があるため、機械語命令Ｉ１が
保持されている必要があり、新しい機械語命令の
読み出しを行なわせることはできない。このよう
に、機械語命令の読み出しへ進むマイクロプログ
ラムルーチンと進まないマイクロプログラムルー
チンとがあるため、機械語命令の読み出しを行な
わせるか否かの情報が必要となり、この情報は、
一般的にマイクロ命令から与えられる。
記す。）は機械語命令Ｉ１に対してはマイクロプ
ログラムルーチンＡおよびＣを実行し、Ｉ２に対
しては、ＡおよびＤを実行し、Ｉ３に対しては、
Ｂを実行して次の命令の処理へ移る。これから明
らかなように、複数個のマイクロプログラムルー
チンを実行するＩ１のような機械語命令では、一
つの機械語命令から、複数個のマイクロプログラ
ムルーチンの先頭アドレスを生成する必要があ
る。このため、Ｉ１の実行過程に於いては、マイ
クロプログラムルーチンＡの実行を終了した時点
で、マイクロプログラムルーチンＣの先頭アドレ
スを生成する必要があるため、機械語命令Ｉ１が
保持されている必要があり、新しい機械語命令の
読み出しを行なわせることはできない。このよう
に、機械語命令の読み出しへ進むマイクロプログ
ラムルーチンと進まないマイクロプログラムルー
チンとがあるため、機械語命令の読み出しを行な
わせるか否かの情報が必要となり、この情報は、
一般的にマイクロ命令から与えられる。
しかし、このような方式は、この情報をもつマ
イクロ命令を実行しないかぎり、次に処理すべき
機械語命令の読み出しを行なわせることができな
いという欠点がある。
イクロ命令を実行しないかぎり、次に処理すべき
機械語命令の読み出しを行なわせることができな
いという欠点がある。
機械語命令の読み出しを行なわせるか否かの情
報を早い時間に得ることは、それだけ次に処理す
べき機械語命令の準備を早く始めることができ、
効率のよい処理が可能となる。
報を早い時間に得ることは、それだけ次に処理す
べき機械語命令の準備を早く始めることができ、
効率のよい処理が可能となる。
以下、上記した目的の基に、マシンサイクル数
を短縮させた従来例について図面を基に詳細に説
明する。
を短縮させた従来例について図面を基に詳細に説
明する。
第２図は、マイクロプログラム制御方式の計算
機の一例を示すブロツク図である。第２図におい
て、２０１はCPU、２０２は主記憶装置、２０
３はデータバスである。CPU２０１において、
２０４はデータバス２０３を介してCPU２０１
と主記憶装置２０２との間のデータ転送を制御す
るための入出力制御部、２０５は機械語命令を保
持するレジスタ（以下IRと記す。）、２０６は機
械語命令に対応したマイクロプログラムルーチン
の先頭アドレスを生成するためのプログラムブル
ロジツクアレイ（以下PLAと記す。）、２０７は
マイクロアドレスを保持するレジスタ（以下
RARと記す。）、２０８はマイクロプログラムを
格納している制御記憶器（以下CROMと記
す。）、２０９はマイクロ命令を保持するレジスタ
（以下MIRと記す。）、２１０はマイクロ命令のデ
コーダ、２１１は汎用レジスタを含んだ演算制御
部である。信号線２１２は、前記第１図の説明に
おいては、機械語命令の読み出しへ進むか否かの
情報伝送路であり、機械語命令が主記憶装置から
読み出され、読み出された機械語命令をIR２０
５へ転送させる。即ち前記(1)の過程を行なわせる
ための動作の起動信号として用いられる。
機の一例を示すブロツク図である。第２図におい
て、２０１はCPU、２０２は主記憶装置、２０
３はデータバスである。CPU２０１において、
２０４はデータバス２０３を介してCPU２０１
と主記憶装置２０２との間のデータ転送を制御す
るための入出力制御部、２０５は機械語命令を保
持するレジスタ（以下IRと記す。）、２０６は機
械語命令に対応したマイクロプログラムルーチン
の先頭アドレスを生成するためのプログラムブル
ロジツクアレイ（以下PLAと記す。）、２０７は
マイクロアドレスを保持するレジスタ（以下
RARと記す。）、２０８はマイクロプログラムを
格納している制御記憶器（以下CROMと記
す。）、２０９はマイクロ命令を保持するレジスタ
（以下MIRと記す。）、２１０はマイクロ命令のデ
コーダ、２１１は汎用レジスタを含んだ演算制御
部である。信号線２１２は、前記第１図の説明に
おいては、機械語命令の読み出しへ進むか否かの
情報伝送路であり、機械語命令が主記憶装置から
読み出され、読み出された機械語命令をIR２０
５へ転送させる。即ち前記(1)の過程を行なわせる
ための動作の起動信号として用いられる。
第２図のシステムの動作を、第３図のタイミン
グチヤートを参照しつつ説明する。第３図は、第
１図で示したＩ３のような機械語命令を第２図の
システムで処理させた場合の動作を示したもので
ある。第３図において３１，３２，３３および３
４は、それぞれ前記(1)、(2)、(3)および(4)の過程に
対応する。また、破線は、マシンサイクルの区切
りを示す。前記(1)、即ち第３図のＡ１の過程は、
入力制御部２０４により主記憶装置２０２から機
械語命令が読み出され、IR２０５に保持される
ことに対応する。前記(2)、即ちＡ２の過程は、
IR２０５の内容がPLA２０６に入力され、PLA
２０６によりIR２０５に保持されている機械語
命令に対応したマイクロプログラムの先頭アドレ
スが生成され、この情報がRAR２０７に格納さ
れることに対応する。RAR２０７には、PLA２
０６の出力のほかRAR２０７の内容＋１の値が
格納できるようになつており、機械語命令からマ
イクロプログラムルーチンの先頭アドレスを生成
する過程ではPLA２０６の出力が選択され保持
される。前記(3)、即ちＡ３の過程は、RAR２０
７に保持されるマイクロアドレスに対応した
CROM２０８の内容がMIR２０９に保持される
ことに対応する。そして、前記(4)、即ちＡ４の過
程はMIR２０９の内容がデコーダ２１０により各
部の制御信号となり、演算制御２１１が制御され
ることに対応する。またＡ４の過程ではマイクロ
命令から信号２１２が供給され、新しい機械語命
令の読み出し、即ちＢ１が同時に行なわれること
になる。同様に、Ｂ１で読み出された機械語命令
の処理が、Ｂ２，Ｂ３，Ｂ４と進み、Ｂ４の過程
では、Ｃ１の新しい機械語命令の読み出しが同時
に行なわれる。
グチヤートを参照しつつ説明する。第３図は、第
１図で示したＩ３のような機械語命令を第２図の
システムで処理させた場合の動作を示したもので
ある。第３図において３１，３２，３３および３
４は、それぞれ前記(1)、(2)、(3)および(4)の過程に
対応する。また、破線は、マシンサイクルの区切
りを示す。前記(1)、即ち第３図のＡ１の過程は、
入力制御部２０４により主記憶装置２０２から機
械語命令が読み出され、IR２０５に保持される
ことに対応する。前記(2)、即ちＡ２の過程は、
IR２０５の内容がPLA２０６に入力され、PLA
２０６によりIR２０５に保持されている機械語
命令に対応したマイクロプログラムの先頭アドレ
スが生成され、この情報がRAR２０７に格納さ
れることに対応する。RAR２０７には、PLA２
０６の出力のほかRAR２０７の内容＋１の値が
格納できるようになつており、機械語命令からマ
イクロプログラムルーチンの先頭アドレスを生成
する過程ではPLA２０６の出力が選択され保持
される。前記(3)、即ちＡ３の過程は、RAR２０
７に保持されるマイクロアドレスに対応した
CROM２０８の内容がMIR２０９に保持される
ことに対応する。そして、前記(4)、即ちＡ４の過
程はMIR２０９の内容がデコーダ２１０により各
部の制御信号となり、演算制御２１１が制御され
ることに対応する。またＡ４の過程ではマイクロ
命令から信号２１２が供給され、新しい機械語命
令の読み出し、即ちＢ１が同時に行なわれること
になる。同様に、Ｂ１で読み出された機械語命令
の処理が、Ｂ２，Ｂ３，Ｂ４と進み、Ｂ４の過程
では、Ｃ１の新しい機械語命令の読み出しが同時
に行なわれる。
以上が第２図のシステムの動作概要であるが、
第３図に示すように、前記(1)と(4)の過程が並行さ
れて処理されており、このことにより一つの機械
語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔが３となつ
ている。
第３図に示すように、前記(1)と(4)の過程が並行さ
れて処理されており、このことにより一つの機械
語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔが３となつ
ている。
本発明は、信号２１２をPLAから供給するこ
とにより、前記(1)の過程と(3)の過程および(2)の過
程と(4)の過程を並行して処理することを可能と
し、機械語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔを
更に短縮する方式を提供するものである。以下図
面を用いて、本発明の一実施例について詳細に説
明する。
とにより、前記(1)の過程と(3)の過程および(2)の過
程と(4)の過程を並行して処理することを可能と
し、機械語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔを
更に短縮する方式を提供するものである。以下図
面を用いて、本発明の一実施例について詳細に説
明する。
第４図は、本発明の方式を実施したマイクロプ
ログラム制御方式の計算機の一例を示すブロツク
図である。第４図において、第２図中の番号と下
２桁が同じ番号を示すものは、信号４１２が
PLA４０６から出力されていることを除いて同
様の機能を示す。
ログラム制御方式の計算機の一例を示すブロツク
図である。第４図において、第２図中の番号と下
２桁が同じ番号を示すものは、信号４１２が
PLA４０６から出力されていることを除いて同
様の機能を示す。
第５図は、第４図のシステムの４０５，４０６
および４０７の部分の詳細図であり、５０５，５
０６および５０７がそれぞれ４０５，４０６，４
０７に対応する。PLA５０６は、アンドマトリ
クス５０６ａとオアマトリクス５０６ｂからな
り、IR５０５に保持された内容が、アンドマト
リクス５０６ａに入力され、この入力に対応した
マイクロアドレスと信号５１２をオアマトリクス
５０６ｂから出力する。信号５１２は第４図の信
号４１２に対応する。アンドマトリクス５０６ａ
の各行には、各機械命令に対応したビツト模様が
書き込まれており、オアマトリクス５０６ｂの各
行にはアンドマトリクス５０６ａの各行に対応し
たマイクロアドレスと、信号５１２を論理“１”
とするか否かの情報が書き込まれている。PLA
５０６は入力の内容とアンドマトリクス５０６ａ
の各行の内容を比較し、ビツト模様の一致した行
のみが選択され、オアマトリクス５０６ｂの同じ
行の内容を出力する。たとえば、PLA５０６に
第５図のような情報が書き込まれており、機械語
命令として“1101”がIR５０５に保持されてい
るとすると、“ア”で示す行が選択されマイクロ
アドレスとして“010000”が、信号５１２として
“１”が出力される。ここでアンドマトリクス５
０６ａ中の“Ｘ”はそのビツトが比較されないこ
とを示す。信号５１２が“１”の場合はIR５０
５へ新しい命令を準備する動作が起動され“０”
の場合は起動されないと定義されていれば、この
場合は“１”であるため、IR５０５へ新しい命
令を準備する動作、即ち、機械語命令が主記憶装
置４０２から読み出され、IR４０５に保持され
る前記(1)の動作が起動されることになる。
および４０７の部分の詳細図であり、５０５，５
０６および５０７がそれぞれ４０５，４０６，４
０７に対応する。PLA５０６は、アンドマトリ
クス５０６ａとオアマトリクス５０６ｂからな
り、IR５０５に保持された内容が、アンドマト
リクス５０６ａに入力され、この入力に対応した
マイクロアドレスと信号５１２をオアマトリクス
５０６ｂから出力する。信号５１２は第４図の信
号４１２に対応する。アンドマトリクス５０６ａ
の各行には、各機械命令に対応したビツト模様が
書き込まれており、オアマトリクス５０６ｂの各
行にはアンドマトリクス５０６ａの各行に対応し
たマイクロアドレスと、信号５１２を論理“１”
とするか否かの情報が書き込まれている。PLA
５０６は入力の内容とアンドマトリクス５０６ａ
の各行の内容を比較し、ビツト模様の一致した行
のみが選択され、オアマトリクス５０６ｂの同じ
行の内容を出力する。たとえば、PLA５０６に
第５図のような情報が書き込まれており、機械語
命令として“1101”がIR５０５に保持されてい
るとすると、“ア”で示す行が選択されマイクロ
アドレスとして“010000”が、信号５１２として
“１”が出力される。ここでアンドマトリクス５
０６ａ中の“Ｘ”はそのビツトが比較されないこ
とを示す。信号５１２が“１”の場合はIR５０
５へ新しい命令を準備する動作が起動され“０”
の場合は起動されないと定義されていれば、この
場合は“１”であるため、IR５０５へ新しい命
令を準備する動作、即ち、機械語命令が主記憶装
置４０２から読み出され、IR４０５に保持され
る前記(1)の動作が起動されることになる。
第２図に示したように、従来の方式では、信号
２１２がMIR２０９から出力されているため、機
械語命令から信号２１２を生成するまでの過程に
おける情報経路は、２０５→２０６→２０７→２
０８→２０９→２１２となる。第４図に示す本発
明の方式では、機械語命令から信号４１２を得る
までの過程における情報経路は、４０５→４０６
→４１２となり、従来の方式と比較して４０７→
４０８→４０９の経路即ちマイクロ命令を読み出
す過程がなく短縮されている。また、新しい機械
語命令を準備する動作の起動信号が第２図の信号
２１２のようにMIR２０９から供給されるのでは
なく、第４図の信号４１２のようにPLA４０６
から供給されているので、信号４１２によつて起
動されるIR４０５へ新しい機械語命令を準備す
る動作過程とマイクロ命令を読み出す過程、即
ち、前記(1)の過程と(3)の過程とは独立しているこ
とになる。従つて、(1)の過程と(3)の過程は並行し
て処理することが可能となる。更にこのことによ
り、前記(1)の過程に続く(2)の過程と、(3)の過程に
続く(4)の過程とを並行して処理することも可能と
なる。以上をタイミングチヤートで表わすと第６
図のようになる。
２１２がMIR２０９から出力されているため、機
械語命令から信号２１２を生成するまでの過程に
おける情報経路は、２０５→２０６→２０７→２
０８→２０９→２１２となる。第４図に示す本発
明の方式では、機械語命令から信号４１２を得る
までの過程における情報経路は、４０５→４０６
→４１２となり、従来の方式と比較して４０７→
４０８→４０９の経路即ちマイクロ命令を読み出
す過程がなく短縮されている。また、新しい機械
語命令を準備する動作の起動信号が第２図の信号
２１２のようにMIR２０９から供給されるのでは
なく、第４図の信号４１２のようにPLA４０６
から供給されているので、信号４１２によつて起
動されるIR４０５へ新しい機械語命令を準備す
る動作過程とマイクロ命令を読み出す過程、即
ち、前記(1)の過程と(3)の過程とは独立しているこ
とになる。従つて、(1)の過程と(3)の過程は並行し
て処理することが可能となる。更にこのことによ
り、前記(1)の過程に続く(2)の過程と、(3)の過程に
続く(4)の過程とを並行して処理することも可能と
なる。以上をタイミングチヤートで表わすと第６
図のようになる。
第６図は、第１図で示したＩ３のような機械語
命令を第４図のシステムで処理させた場合の動作
を示したものである。第６図において、６１，６
２，６３および６４は第３図の場合と同様、それ
ぞれ前記(1)、(2)、(3)および(4)の過程に対応する。
また、破線はマシンサイクルの区切りを示す。第
４図、第６図において、主記憶４０２からIR４
０５への機械語命令の読み出しＡ１の次に、その
機械語命令に対応したマイクロアドレスと信号４
１２がPLA４０６により生成Ａ２され、このこ
とにより次のサイクルでは、機械語命令の読み出
しＢ１とマイクロ命令の読み出しＡ３が並行して
処理される。更に次のサイクルでは、Ｂ１で読み
出された機械語命令に対応するマイクロアドレス
と信号４１２がRLA４０６により生成Ｂ２さ
れ、同時にＡ３で読み出されたマイクロ命令の実
行Ａ４が行なわれる。以下同様にＣ１とＢ３，Ｃ
２とＢ４が並行して処理される。従つて、一つの
機械語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔは２と
なり、従来の方式に比べ短縮されている。
命令を第４図のシステムで処理させた場合の動作
を示したものである。第６図において、６１，６
２，６３および６４は第３図の場合と同様、それ
ぞれ前記(1)、(2)、(3)および(4)の過程に対応する。
また、破線はマシンサイクルの区切りを示す。第
４図、第６図において、主記憶４０２からIR４
０５への機械語命令の読み出しＡ１の次に、その
機械語命令に対応したマイクロアドレスと信号４
１２がPLA４０６により生成Ａ２され、このこ
とにより次のサイクルでは、機械語命令の読み出
しＢ１とマイクロ命令の読み出しＡ３が並行して
処理される。更に次のサイクルでは、Ｂ１で読み
出された機械語命令に対応するマイクロアドレス
と信号４１２がRLA４０６により生成Ｂ２さ
れ、同時にＡ３で読み出されたマイクロ命令の実
行Ａ４が行なわれる。以下同様にＣ１とＢ３，Ｃ
２とＢ４が並行して処理される。従つて、一つの
機械語命令の実効的なマシンサイクル数Ｔは２と
なり、従来の方式に比べ短縮されている。
以上のように本発明の方式を実施することによ
り、効率のよい並列処理が実現でき、実効的な処
理時間を短縮することができる。
り、効率のよい並列処理が実現でき、実効的な処
理時間を短縮することができる。
なお、上述の説明では、第１図に示したＩ３の
ように、一つの機械語命令に対して、一個のマイ
クロプログラムルーチンの先頭アドレスを生成す
る場合を例に用いたが、Ｉ１およびＩ２のように
一つの機械語命令に対して、複数個のマイクロプ
ログラムルーチンの先頭アドレスを生成する場合
においても、本発明の方式を実施することができ
る。すなわち機械語命令の読み出しを行なわせる
か否かの情報として、マイクロプログラムルーチ
ンＡの先頭アドレスを生成する行には“０”を、
マイクロプログラムルーチンＣおよびＤの先頭ア
ドレスを生成する行には“１”を書き込んでおけ
ばよい。
ように、一つの機械語命令に対して、一個のマイ
クロプログラムルーチンの先頭アドレスを生成す
る場合を例に用いたが、Ｉ１およびＩ２のように
一つの機械語命令に対して、複数個のマイクロプ
ログラムルーチンの先頭アドレスを生成する場合
においても、本発明の方式を実施することができ
る。すなわち機械語命令の読み出しを行なわせる
か否かの情報として、マイクロプログラムルーチ
ンＡの先頭アドレスを生成する行には“０”を、
マイクロプログラムルーチンＣおよびＤの先頭ア
ドレスを生成する行には“１”を書き込んでおけ
ばよい。
以上のように本発明は、レジスタが保持する機
械語命令によりマイクロプログラムの先頭アドレ
スを生成するとともに、入出力制御部から前記レ
ジスタへのデータ転送を起動させる起動命令を生
成し、前記入出力制御部にマイクロアドレス生成
手段から直接出力するよう構成することで、機械
語命令の実行時間を短縮することができ、その効
果は大なるものがある。
械語命令によりマイクロプログラムの先頭アドレ
スを生成するとともに、入出力制御部から前記レ
ジスタへのデータ転送を起動させる起動命令を生
成し、前記入出力制御部にマイクロアドレス生成
手段から直接出力するよう構成することで、機械
語命令の実行時間を短縮することができ、その効
果は大なるものがある。
第１図は機械語命令の処理の流れを説明するた
めの図、第２図は従来の方式の一例を示すブロツ
ク図、第３図は第２図のシステムの動作を説明す
るための説明図、第４図は本発明のマイロプログ
ラム制御方式を示すブロツク図、第５図は第４図
の一部を説明するためのブロツク図、第６図は第
４図のシステムの動作を説明するための説明図で
ある。 ４０１……CPU、４０２……主記憶装置、４
０３……データバス、４０４……入出力制御部、
４０５，５０５……機械語命令を保持するレジス
タ、４０６，５０６……プログラマブルロジツク
アレイ、４０７，５０７……マイクロアドレスを
保持するレジスタ、４０８……制御記憶器、４０
９……マイクロ命令を保持するレジスタ、４１０
……デコーダ、４１１……演算制御部、４１２…
…信号線。
めの図、第２図は従来の方式の一例を示すブロツ
ク図、第３図は第２図のシステムの動作を説明す
るための説明図、第４図は本発明のマイロプログ
ラム制御方式を示すブロツク図、第５図は第４図
の一部を説明するためのブロツク図、第６図は第
４図のシステムの動作を説明するための説明図で
ある。 ４０１……CPU、４０２……主記憶装置、４
０３……データバス、４０４……入出力制御部、
４０５，５０５……機械語命令を保持するレジス
タ、４０６，５０６……プログラマブルロジツク
アレイ、４０７，５０７……マイクロアドレスを
保持するレジスタ、４０８……制御記憶器、４０
９……マイクロ命令を保持するレジスタ、４１０
……デコーダ、４１１……演算制御部、４１２…
…信号線。
Claims (1)
- １ 機械語命令を保持するレジスタと、前記レジ
スタに格納されるべきデータを準備する入出力制
御部と、前記レジスタが保持する機械語命令によ
りマイクロプログラムの先頭アドレスを生成する
とともに、前記入出力制御部から前記レジスタへ
のデータ転送を起動させる起動命令を生成し、そ
の起動命令を前記入出力制御部に直接出力するマ
イクロアドレス生成手段と、前記マイクロアドレ
ス生成手段が生成したマイクロプログラムの先頭
アドレスによりマイクロプログラムを出力するマ
イクロプログラム記憶手段とを具備したマイクロ
プログラム制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1316780A JPS56110155A (en) | 1980-02-05 | 1980-02-05 | Microprogram control system |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP1316780A JPS56110155A (en) | 1980-02-05 | 1980-02-05 | Microprogram control system |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS56110155A JPS56110155A (en) | 1981-09-01 |
| JPS6155693B2 true JPS6155693B2 (ja) | 1986-11-28 |
Family
ID=11825610
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP1316780A Granted JPS56110155A (en) | 1980-02-05 | 1980-02-05 | Microprogram control system |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS56110155A (ja) |
Family Cites Families (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS532537B2 (ja) * | 1973-09-01 | 1978-01-28 | ||
| JPS50144551U (ja) * | 1974-05-15 | 1975-11-28 | ||
| JPS533043A (en) * | 1976-06-30 | 1978-01-12 | Toshiba Corp | Electronic computer |
-
1980
- 1980-02-05 JP JP1316780A patent/JPS56110155A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS56110155A (en) | 1981-09-01 |
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