JPS6232541A - プリフエツチ・モニタ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明はプリフェッチ・モニタに関する。より詳細には
、ある命令がそれに対応する他の命もシーケンスの実行
に帰結する情報処理システムにおいて使用されるプリフ
ェッチ・モニタに関Ｔろ。

発明の背景 １）関連する特許出願 本特許出願は、本特許出願の譲受人に譲渡さｔ’Ｌ１９
８４年７月９日に出願された、データ処理システムのエ
ミュレーションに関する米国特許出願第３’２９０２８
号に関連する。

１１）従来技術の説明 当該技術分野において公知のように、多くの情報処理シ
ステムは、それらの中央処理装置と関連して、命令の実
行に先立ち命令乞フェッチし記憶する命令待）行列２有
する。例えば、あるシステムにおいては、命令ブリフェ
ッチ（先取り）待）行列と次のような命令復号待ち行列
とから成る。

この命令先取り待）行列は命令乞その実行の前にフェッ
チして記憶し、命令復号待）行列は、先取り待ち行列か
らの命令の実行を、それらの命令の実際の実行前に少な
（とも部分的に復号することにより効果的にパイプライ
ン比する。

同様に当該技術分野において公知のように、命令の通常
の実行が、命令の異なるシーケンスを実行すること、例
えばキーストローク入力ｔサービスすることの１こめに
割込まれ得るような機構をも有している。この点におい
て、同様に当該技術分野において公知のように割込みは
２つの広義なりラス、アなわちマスク可能な割込みとマ
スク不能な割込み（ＮＭＩ）とに分けられる。端的に言
えば、マスク可能な割込みとは、七の割込みのサービス
が、現在実行中のルーチンの完了まで、又はそのルーチ
ンにおける、ある都合の良い停止点まで延期可能なもの
である。ＮＭＩとは、本来割込みに至った発生セグメン
トの性質のためにその割込みが即座にサービスされなけ
ればならないものである。この点、本発明において特に
興味があるＮＭＩのクラスは、異なるシステムのオペレ
ーションをエミュレート丁石上であるシステムのオペレ
ーションから生ずる。公知のよ５に、任意の計算機を別
の計算機でエミュレートする１こめには、元来エミュレ
ートされるシステム用に書かれた命令シーケンス、即ち
プログラム馨、エミュレートする計算機が実行すること
か必要である。本実施例において、関連する米国特許出
願第３２９０２８号に詳細に記載すれているように、こ
のエミュレーションは、エミュレートするシステムが「
外部」命令の発生を検出しある「外部」命令が恢出さｎ
たときＮＭＩｖ発するという、ＮＭＩの動作馨介して行
われる。そのエミュレートをするシステムは、該エミュ
レートするシステムに指示してその命令からエミュレー
トされたシステムに帰結するであろう機能乞エミュレー
トする動作を行わせるエミュレーション・ルーチンケ選
択し実行するこトニよりそのようなＮＭＩに応答する。

もし命令の実行乞システムがバイブライ／１ヒするなら
、現在の命令の実行中若しくは実行の終わりにはＮＭＩ
は実行されず、システムは割込みの発生前に１以上の命
令を実行できる。殆んどの場合、ＮＭＩはパリティ−エ
ラーのような重大な事態に関してのみ使用され、このよ
うな場合能の１以上の命令の実行は重大な結果乞もたら
さない。即ち、そのシステム・オペレーションの破壊は
、その割込まれた命令シーケンスを再び実行するために
必要な努力及び破壊が比較的に重要性の低いものである
ような程度である。しかし、ある場合には、例えば別の
システムのエミュレーションにおいて、ＮＭＩに応答し
て実行された割込みルーチンは七のＮＭＩに至つ１こ命
令に従う命令で始まる通常の実行に戻らなければならな
い。しかし、もし別の命令が実行されれば、システムの
動作状態は変更されて次に続（命令の実行に必要な情報
が失なわれ又は変更され、そのシステムは次の命令で再
び動作χすることができな（なる。この点、ＮＭＩに至
っ１こ命令は、システムの状態に回復不能な変比乞生じ
させて、後に続く命令の通常の実行乞再び開始され得な
い。

本発明は、従来技術のこの問題及び関連する問題を解決
するものである。

’ｌ（７υ【ｉ 命令に応答してオペレーションχ行５処理手段を含む情
報処理システムにおいて、前記処理手段は実行に先立っ
て命令をフェッチし記憶する命令待ち行列手段？含み、
前記システムは、対応する命令シーケンス乞実行させる
、ある命令に応答し、前記システムは、対応する命令を
実行する結果となる命令の検出手段を含むプリフェッチ
モニタ一手段がある。このプリフェッチモニタ一手段は
、さらに命令置換手段χ含み、該置換手段は前記検出手
段に応答し、記憶手段から前記処理手段へ次の命令音読
み出すことを抑止し、前記処理手段のオペレーションを
フェッチする命令に応答して前記処理手段ヘヌル（ｎｕ
ｌｌ）命令（空命令）を読出す。前記プリフェッチ・モ
ニタ一手段はさらに同期手段欠含んでおり、該同期手段
は前記処理手段のオペレーションの７エツチに応答して
次の有効命令への実行の転送を検出し、前記置換手段は
前記同期手段に応答して前記の次の有効命令とともに前
記記憶手段から前記処理手段へ命令を読み出すこと？再
開する。

本発明の別の特徴において、前記同期手段は空命令の置
換オペレーションと命令の実行との間の同期を維持する
手段を含んでいろ。第１の特徴においては、前記同期手
段は次の有効命令？表示する初期フェッチ・アドレス乞
受は取る命令ポインタ手段を含み、前記処理手段の７エ
ツチ・オペレーションに応答して連続的命令アドレスを
生成する。比較手段は、前記処理手段によって生成され
たフェッチ・アドレスに応答するとともに、対応する命
令ポインタアドレスと連続しないフェッチアドレスを指
示する連続的命令ポインタアドレスに応答し、この命令
ストリームに前記プリフェッチ・モニタ手段を再び同期
させる。

本発明のさらに別の特徴において、前記プリフェッチ・
モニタ手段は実行の連続転送の範囲外となる命令の検出
手段を含む。前記置換手段は、前記記憶手段から前記処
理手段へ次の命令？読み出すこと？抑止し、前記処理手
段ヘヌル命令を読み出す、実行の連続転送の範囲外にあ
る命令の検出に応答する。そのような事が起ったとき、
前記同期手段は前記処理手段のフェッチ・オペレーショ
ンに応答して、次の有効命令までの実行の次の転送を検
出し、前記置換手段は前記同期手段に応答して前記記憶
手段から前記処理手段へ、前記の次の有効命令とともに
命令′ｆｆ：読み出すこと乞再開する。

本発明の特定の実施において、対応する命令シーケンス
の実行に至る命令は、前記システムに対応する命令シー
ケンスの実行馨指示するマスク不能割込みとなり、前記
ヌル命令は「ジャンプ・ツー・セルフ　（ｊ　ｕｍｐ−
ｔｏ−ｓｅ　ｌ　ｆ　）Ｊ命令である。特に、対応する
命令シーケンスの実行に至る命令は、前記システムには
外部のものであり、前記の対応するマスク不能割込みは
、前記の外部命令の実行乞エミュレートするルーチンの
実行ということになる。

従って、本発明の目的は、改良されたプリフェッチ・モ
ニタ乞提供することである。

さらに本発明の別の目的は、ある命令の実行が対応する
他の命令シーケンスの実行に至るという情報処理システ
ムにおいて使用される改良されたプリフェッチ・モニタ
ーを提供することである。

本発明の他の目的、利点及び特徴は、以下の好適な実施
例の詳細な説明と図面馨参照丁れば当該技術分野におい
て通常の知識を有する者によって理解されよ５゜ 好適な実施例の説明 以下においては、まず本発明を具体１ヒする情報処理シ
ステム、即ち計算機システムについて簡単に説明する。

次に本発明の動作原理乞説明し、さらに本発明馨具体比
するプリフェッチ・モニタを説明する。

Ａ、一般システムの説明（第１図） 第１図を参照すると、本発明に従５プリフェッチモニタ
ー乞組み込んだ計算機システムの簡単［とされ一般（ヒ
されたブロック線図が示されている。

第１図に示された好適な例示システムは、例えば、マサ
チューセッツ州ローウェルのウオングラボラトリー社製
のアドバンスト・プロフェッショナル・コンピュータ（
ＡＰＣ）のようなパーソナル又はプロフェッショナル・
クラスのシステムの部分乞示す。

第１図に示したように、システム１０は、情報部）シス
テム１０によって行われるオペレーション乞指示するデ
ータ及び命令χ記憶するメモリ（ＭＥＭ）１２を含んで
いる。マイクロプロセッサ（ＵＰ）１４は、そのオペレ
ーション’ａ’行５命令に応答して、例えば本実施例に
おいては、インテルの１ＡＰＸ２８６（８０２８６）マ
イクロプロセッサから成る。命令及びデータはＭＥＭ１
２とＵＰ１４０間と、以下に説明するシステムの諸エレ
メント間を、システムデータ（ＳＤ）バスヲ介して通信
し、システムアドレス（ＳＡ）バス１８を介して与えら
れるアドレスに応答する。

システム１０の他のエレメントは、例えば、キーボード
、ディスプレイ、ディスクドライブ及び通信リンクを含
む入出力装置（ＩＯＤ）２０と、入出力構造（ＩＯ５）
２２とを有し、その入出力構造を介してｌ０Ｄ２０のエ
レメントはＳＤババス６とＳＡババス８に接続される。

ｌ０８２２は、例えば、キーボード、ディスプレイバッ
ファ、ディスプレイコントローラ、ディスクドライブコ
ントローラ及び通信コントローラから成り、ｌ０Ｄ２０
の各エレキ、 メントのインターフェースコノトロールエレメント馨含
んでいる。

ここに記載された好適な例示システム１０において、ｌ
０５２２は、システム１０の残りに対して、１組のアド
レス空間ロケーションとして現われ、１以上のそのよう
なアドレス空間ロケーションはｌ０Ｄ２０の各エレメン
ト及びｌ０８２２の関係エレメントと関連することに注
意丁べきである。システム１０は、関連アドレス空間ロ
ケーションへの（及びからの）書込み及び読出し命令、
指令及びデータによってｌ０Ｄ２０及びｌ０Ｓ２２のエ
レメントと通信する。

システム１０のエレメントはさらに割込みロジック（Ｉ
Ｌ）２４　’ｒ含むが、これは当該技術分野の通常の知
識２有する者にはよく知られているように、ＵＰ１４に
よって現在実行されているルーチンや命令シーケンスが
異なるルーチンを実行するためにそれによって割込まれ
る機構を提供する。そのようなオペレーションの典Ｗ的
す例Ｇｉ、　ｌ０Ｄ２０に含まれるキーボードからのキ
ーストローク入カサービスである。この例において、キ
ーストロークのエントリは、ｌ０８２２のキーボードイ
ンターフェースロジックからＩＬ２４への割込み信号が
生成する結果となる。ＩＬ２４は次にＵＰ１４への対応
する割込信号（ＩＮＴ）χ生成する。そしてＵＰ１４は
、キーストローク入力２受は取りそれに作用するルーチ
ンを実行するため現在実行中のルーチンに割込むことに
より応答する。

この点、公知のように、割込みは２つの広いクラス、即
ちマスク可能割込み及びマスク不能割込（ＮＭＩ）に分
けられることに注意丁べきである。

端的に言えば、マスク可能割込みとは割込みのサービス
が現在実行中のルーチンの完了又はそのルーチンの都合
の良い停止点まで延期されるものである。ＮＭＩとは、
割込に至った発生事象の性質の１こめに即座にサービス
されなければならないものである。

この点、本実施例において特に興味のあるＮＭＩのクラ
スは、異なるシステム、例えばインターナショナルビジ
ネルマシン社（ＩＢＭ）のパーソナルコンピュータ（ｐ
ｃ）のオペノージョン乞エミュレートする上で、システ
ム１０の動作から生ずる。

公知のよ５に、任意の計算機を他の計算機によってエミ
ュレートすることはエミュレートされるベキシステム用
に元来葺かれた命令シーケンス、即ちプログラム乞、エ
ミュレートする計算機が実行することか必要である。本
実施例において、関連する米国特許出願第３２９０２８
号に詳細に記載されているように、このエミュレートす
るシステムは「外部」命令の発生を検出し、その「外部
」命令が検出されたときＮＭＩ’に発する。エミュレー
トするシステムはエミュレーションルーチンＹＪ択して
実行することによりそのＮＭＩに応答するカ、コのエミ
ュレーションルーチンはその命令力らエミュレートされ
るシステムに至ったであろう機能ヲエミュレートするオ
ペレーションｖ行うように、エミュレートするシステム
に指示すろ。

さらに以下に説明され、且つ、上記の関連米国特許出願
に詳細に説明されるように、入出力（Ｉｌｏ）動作に関
係する、即ちｌ０８２２及びｌ０Ｄ２０の動作に関係す
る、エミュＶ−）された命令は、本実施例において特に
興味のあるものである。即ち、本実施例の２つのシステ
ム、ウオング社のＡＰＣ及びＩＢＭ社のＰＣは関連する
マイクロプロセッサを使用するもののそれらのＩ１０構
造、即ちｌ０８２２において大きく相違している。特に
、そ０２つのシステムの１７０「ポート］のアドレス２
２間ロケーションはそれらのアドレス空間の異する領域
を占める。この１こめ、システム１０は、Ｉ１０命令の
発生を監視するエミュレーション割込み（ＥＩ）２６　
を有し、システム１０のＩ１０ボートアドレスの通常の
範囲外のＩ１０ポートに向けられ−「外部」■１０命令
が発生するときＮＭＩン生成する。システム１０ば上記
のよ５なＮＭＩに対して割込みサービスルーチンでその
１１０要求乞変換することにより応答するが、この割込
サービスルーチンはシステム１０に、ソのＩ１０要求か
らエミュレートされたシステムに至つ１こであろう機能
をエミュレートするルーチンを実行するように指示する
。

最後に、システム１０は、ＭＥＭ１２とＵＰ１４０間で
ＳＤババス６及びＳＡババスＢから接続されたプリフェ
ッチモニタ（ＰＭ）２８　’ｃ含ｉ！：。以下ニおいて
詳細に説明するように、ＰＭ２８は、ＮＭＩによって割
込まれたルーチンの実行の再開を、七のＮ　ＭＩの時点
で実行中の命令に続く次の命令で許丁よ５に、ＭＥＭ１
２からＵＰ１４へ与えられた命令シーケンス暑監視し取
り扱うように作動する。

本発明を具体［ヒする好適な例示システムの全体構造及
び動作乞説明してきたが、次に以下においては、本発明
の動作原理乞説明する。

注意丁べきことは、以下の説明は、カリフォルニア州の
サンタクララのインテル社から出されている、インテル
１ＡＰＸ２８６ハードウエアレフアレンスマ＝ユフル（
「Ｉｎｔｅｌ　　ｉＡＰＸ２８６Ｅ−１ａｒｄｗａｒｅ
　Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　ＭａｎｕａｌＪ　）及び／１７
テル１ＡＰＸプログラマーレファレンスマニュアル（「
Ｉｎｔｅｌ　　１ＡＰＸ　Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ’ｓ　
ＲｅｆｅｒｅｎｃｅＭａｎｕａｌＪ　）　　に記載され
ている、インテル社の１ＡＰＸ２８６（８０２８６）マ
イクロプロセッサの構造と動作について精通しているこ
とを前提としていることである。

Ｂ３本発明の動作原理（第２図） 上記の引用刊行物に記載されているように、ＵＰ１４は
命令ブリフェッチ待ち行列と次命令復号待ち行列とを有
する。公知のように、命令ブリフェッチ待ち行列は命令
乞実行前に７エツチして記憶する１こめに設けられ、一
方決命令復号待ち行列は命令ブリフェッチ待ち行列から
の命令の実行？、実際の実行前に少なくとも命令を部分
的に復号することによりパイプライン比する。

次の説明において、命令ブリフェッチ及び復号待ち行列
はまとめて命令待ち行列のように言及される。注意丁べ
きことは、多（の処理装置は命令のフェッチ及び実行を
スピードアップするそのような又は類似の機撰を備えて
いる。８０２８６（１ＡＰＸ　２８６　）　　マイクロ
プロセッサにおいては、例えば、命令ブリフェッチ待ち
行列は６バイト幅であり命令復号待）行列は６バイト幅
であって、このため８０２８６マイクロプロセツサの命
令待ち行列は９バイト幅であって現在実行中の命令に先
立って１以上の命令を含み得ることとなる。

ＵＰ１４は命令の実行乞パイプライン比するため、ＮＭ
Ｉは現在の命令実行の間又は終わりに実行されず、ＵＰ
１４はＮＭＩの発生に応答する前に１以上の別の命令乞
実行し得ろ。殆んどの場合、ＮＭＩはパリティエラーの
ような重大な事象に関してのみ使用され１以上の別の命
令の実行は重大な結果とはナラない。即す、システムオ
ペノージョンへの破壊は、割込まれた命令シーケンスの
実行乞再開するために必要な努力や破壊が相対的に小さ
な重要性で済む程度の犬ぎさである。

しかし、ある場合には、例えばシステム１０による別の
システムのエミュレーションにおいて、ＮＭＩに応答し
て実行された割込みルーチンは、ＮＭＩに至った命令に
続く命令で始まる通常の実行に復帰しなければならない
。もし別の命令が実行されれば、システムのオペレーシ
ョンの状態は、次に続（命令の実行に必要な情報が失わ
れ１こり変えろれ１こりシステムが次の命令で動作を再
開できないように変更されろ。この点、ＮＭＩに至つ１
こ命令は、次の命令の実行が再開できないようにシステ
ムの状態に回復不能な変化を起したようにみなされ得ろ
。

以下に説明するように、ＰＭ２８はＵＰ１４への命令の
ストリーム乞監視して、Ｎ　Ｍ　Ｉのような、システム
状態における回復不能な変化に至る命令を検出する。そ
のような命令を検出すると、ＰＭ２８はＭＥＭ１２から
ＵＰ１４への命令のフェッチを抑止し、「見かけ命令」
即ちヌル（空）命令を、ＮＭＩに至る命令に続（命令ス
トリーム中に挿入する。

この「見かけ命令」の［押込め（スタッフィング（ｓｔ
ｕｆｆｉｎｇ））ＪはＮＭＩに至る命令が実行されるま
で、さもなければ又は以下に説明するようなＵＰ１４が
次の有効命令へ実行を種子まで続く。この時点で、ＰＭ
２８はヌル命令を「押し込め」ること乞止め、ＭＥＭ１
２からＵＰ１４への命令の読み出しが再開されて次の有
効命令から始められる。

注意丁べきことは、この「見かけ」即）空の命令を押し
込めた結果として、ＮＭＩに至るどのような命令に続く
空命令のみｘＵＰ１４の命令待）行列は含むことになる
。これによりＮＭＩに至る命令に続（次の実際の命令は
ＵＰ１４の命令待ち行列にロードされるよりはＭＥＭ１
２に残り、そのＮＭＩがサービスされた後に命令シーケ
ンスの実行の再開の１こめに使用される。

この点、ＰＭ２８は、ＵＰ１４とＩＬ２４／ＥＩ　　２
６が、中断した命令に応答する時間を有さなければなら
なくなるまで、見かけ命令を押し込めることによりＮＭ
Ｉに至る命令に続く命令の７エツチ乞遅らせるように考
えられる。これにより、もし中断した命令がＮＭＩに至
れば、次の命令はＵＰ１４の命令待ち行列にはないこと
となる。

ＰＭ２８の説明を続ける前に１選択された解決策を上記
のように行う要素の問題に留意しなければならない。第
一に、ＵＰ１４、即ち本実施例の８０２８６マイクロプ
ロセツサは「見かけ命令」をＵＰ１４の命令待ち行列に
おける実際の命令と置換する機構を供給しない。これに
より命令がＵＰＩ４までフェッチされるとき「見かけ命
令」の挿入が行わなければならない。第二に、ＵＰ１４
は数バイトのアドレス、特に２バイト語のアドレス”ｋ
　ＭＥＭ１２に供給することにより命令をフェッチする
。

上記の引用刊行物に記載されているように、各命令は行
うべきオペレーションを定義する少なくとも１つのオペ
レーションコード（Ｏｐコード）バイｌ−’Ｙ含み、且
つ、命令に関係する情報χ含むＭｏｄＲＭと呼ばれる１
以上の追加のバイト即ちオフセットバイトラ有し得る。

条件付飛越し命令においては、例えば、この追加のバイ
トは命令ストリーム中の飛越しの距離を含んでいる。結
果として、それらの命令は竺てが同じ大きさとは限らず
、即ち、乍く同じ数のバイトラ含んでいない。従ってＰ
Ｍ２８は［見かけ命令ＪＹｒ押し込んで］いる間、命令
ストリームでバイト整列を維持しなければならない。

最後に、「見かけの命令」はＵＰ１４によって行われる
べきオペレーションを生じさせないように選択されねば
ならず、これによりシステムのオペレーションの状態は
延期しなければならない。さらに「見かけの命令」は命
令ポインタ即ち次の命令を指示し、且つＮＭＩに至る次
の命令を指示する命令に続く次の命令乞指示する、ＵＰ
１４によってレジスタに維持する命令アドレスを残して
おかねばならない。これらの要件を満足するよ５に選択
された命令は、有効にＵＰ１４とその命令ポインタに「
適所にスキップ」させる無条件のジャンプ・ツー・セル
フ命令である。上で引用したインテルの刊行物に記載さ
れたように、選択された命令は、１６進形式では”ＥＢ
″″ＦＥ”で表わされるＪＭＰ−’２命令即ちＪＭＰ＄
命令である。注意丁べきことは、”ＥＢ”が１バイトの
ＪＵＭＰ（ＪＵ）命令の１６進表示であるのに対しＦＥ
”が次の１つのＮＭＯＤバイトの１６進表示であること
である。

上記のように、ＰＭ２８は、ＵＰ１４がＮＭＩを結果と
しても１こら丁であろプ命令に至って実行するかセブで
なければ次の有効命令まで制御即ち命令の実行を種子ま
で、ＮＭＩのようなシステム状態の回復不能な変化をも
１こらず命令に続（命令ストリームに、ＪＭＰ＄　命令
ｙｘ「押し込め」ろ。この点で、ＰＭ２８は次の有効命
令がＭＥＭ１２からＵＰ１４にフェッチされるようにで
きる。

以下に説明するように、ＪＭＰ　＄命令？「見かけ」命
令として使用することは、この事象の検出ケ容易にする
。即ち、以下に述べるように、ＰＭ２８は、内部アトＶ
スポインタを介して、ＵＰ１４への命令フェッチのアド
レスを追跡し監視する。ＰＭ２８の内部アドレスポイン
タは、追跡されることを期待される命令アドレスシーケ
ンスを生成する、即ちＵＰ１４によって生成された命令
フェッチアドレスの期待シーケンスに対応する。ＰＭ２
８の内部アドレスポインタの現在の値はＰＭ２８の値と
対応しないＵＰ１４のフェッチアドレスを検出するため
に各命令フェッチサイクルにおいてＵＰ１４から与えら
れ１こフェッチアドレスの値と比較される。

「シーケンス外の」磁フェッチアドレスの発生は、ＵＰ
１４が新しいロケーションからの命令のブリフエツチヲ
開始した、即ち、命令の新しいシーケンスへ制御１１４
１乞渡したこと乞示す。そのような事象は、ＵＰ１４が
分岐を実行してこれによりＮＭＩを生じさせるかもしれ
ない命令をバイパスするか、ＪＭＰ牢命令？実行するか
、エミュレーションルーチンへベクトル比することによ
りＮＭＩに応答するときに起こる。命令分岐の例は、以
下に説明するように、条件付及び無条件飛越しを含む。

従来の割込みは同様の事象に至ることχ注意丁べきであ
る。

「シーケンス外」フェッチアドレス２見かけ命令の押し
込めの停止のため信号として使用することに加えて、Ｐ
Ｍ２８はこの事象の発生乞利用して命令ストリームと再
び同期する。即ち、シーケンス外フェッチの第１バイト
は次の有効命令のＯｐコードであると仮定される。従っ
てＰＭ２８はこのアドレスを命令ストリームにおける正
しい次のポインｈａ？表わ丁ように同期する。さらに注
意丁べきことは、以下に説明するように、バイト・フェ
ッチは、同様に次の有効命令のｏｐコードバイトのもの
であり、そして同様に命令ストリームとの再同期のため
に使用される。

さらに命令ストリームとのＰＭ２８のバイト整列に関し
ていえば、ＵＰ１４は９バイト長命令待ち行列２有し、
命令フェッチサイクルの起こる時χ示す信号乞供給する
のに任意のバイトが命令の第１バイト、即ちｏｐコード
であるかどうかは示さないことに注意丁べきである。さ
らに、上記のように、命令は可変長である。しかし、′
ＰＭ２８にとって、各命令の第１バイト即ちｏｐコード
を調べその命令がＮＭＩに至るものか否か決定すること
が必要である。

押し込めの後の上記の再同期に加え、即ち、シーケンス
外フェッチアドレスの検出時に、ＰＭ２８は、そのよう
な事象の後にプリフェッチされた第１バイトが、命令の
第１バイト即）ｏｐコードであると仮定して、電源オン
又は初期の使用可能比のときに命令の第１バイトと同期
する。そのプリフェッチサイクル及び後の全てのプリフ
ェッチサイｙ　ルノｒｃａ！’）　ＰＭ２８＆！、　命
令の型を決めるＯｐコードの第１バイトχ読み出し、以
下に述べるよ５に内部のルックアップテーブルから命令
の長さを決定し、処理の（り返される次の命令の始めま
でのバイトの結果数を計数する。後に説明されるように
、この内部命令ルックアップテーブルは同様に命令の型
、即ちその命令がＮＭＩに至る型のものかに関する情報
を供給する。

ＪＭＰ＄命令の”ＦＥ”及び”ＥＢ”バイトの押し込み
の間の命令ストリームのバイト整列に関しては、以下に
説明するように、命令がＭＥＭ１２からＵＰ１４へ２バ
イト語でフェッチされることに注意丁べきである。従っ
て、もし、ＮＭＩに至る命令の最後のバイトが１ハード
の高位のバイトにあるなら、ＰＭ２８は”ＥＢＦＥ”　
Ｙ、ＵＰ１４による次の後続の語の７工ツチ時に命令ス
トリーム中に押し込める。

もしＮＭＩに至る命令の最後のバイトが１語の偶数番目
のバイトであるならラッチされて七の語の奇数番目のバ
イトに“ＥＢ”が押し込められる。

ＰＭ２８は次に′″ＦＥＥＢ″乞後続のＵＰ１４への７
工ツチ時にＵＰ１４まで押し込める。

最後に、ＰＭ２８は命令ストリームと再び同期するため
、ある命令、特に条件付及び無条件飛越し命令の発生を
利用できろ。即）、命令の第１バイト即ちｏｐコード？
含むロケーションまで飛越しオペレーションカサれ、Ｐ
Ｍ２８は命令ストリームと再び同期するためにそのよう
な飛越し？検出する。

しかし、ＵＰ１４の命令待）行列の定め、短いプログラ
ムの転送、即）飛越しは、ＵＰ１４がプリフエッチする
のと同じアドレスを有するロケーションへ実行を転送す
ることによるＰＭ２８の同期からの命令追跡機構に強制
してその転送を生じないようにさせられる。このプリン
エッチアドレスは両方の場合に同じであるので、ＰＭ２
８は転送が起るのか否か検知できなかった。もしＰＭ２
８がこのとき中間ｏｐコードバイ）Ｙ処理することを期
待し転送が実行されて、新しい第１のＯｐコードが現わ
れること乞示すなら、ＰＭ２８は同期を失なう。

ＰＭ２８は、Ｎ　Ｍ　Ｉに至るような命令の後と同様に
飛越し命令の後にＪＭＰ　＄命令を押し込めることによ
って条件付及び条件無しの飛越し命令後に再同期を強制
してこの問題をアドレス付はする。即）、粂件付又は条
件無しの飛越し命令後のＪＭＰ本命本命弁し込めは、結
局「シーケンス外」フェッチアドレスに強制してＵＰ１
４がその押し込められγこＪＭＰ　＄命令に至り且つそ
の命令を実行したこと、従って新しいロケーションから
命令をプリフェッチし始めたこと又はＵＰ１４が首尾よ
（分岐されたこと又は割込まれた即Ｔ）ＮＭＩ比された
ことを示す。

条件無しの転送、即）飛越しの場合、もし命令の最後の
バイトがフェッチされり語の高位の半分にあるなら、Ｐ
Ｍ２８が次のｏｐコードフェッチサイクルに”ＥＢ″”
ＦＥ″を押し込め始める。もし命令の最後のバイトが語
の低位の半分にあるなら、「押し込め」は１バイト分遅
らされろ、即ち、高位のバイトはスキップされ”ＥＢ”
ＦＥ”の押し込めが次の低位のバイトで再び始まる。

さらに、もしその転送が、次の命令の開始アドレス未満
のアドレスまで、又は、（次の命令の開始アドレス）＋
（命令待ち行列の最大長）より大きいアドレスまでのも
のならば、シーケンス外のアドレスは飛越しの実行後に
生じ、これによりＰＭ２８の再同期が強制される。この
点、偶数アドンスロクーションへの短いフォーワード伝
送は常に、押し込まれたＪＭＰ　串命令のＪＪＭＰＪ部
分へのものであり、これによりＪＭＰ　手命令の実行時
に再び同Ｍが行われる。奇数アドレスロケーションへの
伝送は次のｏｐコードのフェッチが高位のバイトになる
ようにされる。これは、ＰＭ２８が奇数アドレスｏｐコ
ードフェッチを行う唯一の条件であり、特殊なロジック
がこの条件を検出し再同期を強制するために設けられる
。

条件付飛越し即ち伝送の場合、条件付飛越し命令の第２
バイトは、その飛越しのため相対的オフセラトラ含んで
おり、ＰＭ２８のオペソージョンは飛越しの範囲に依る
。もしそのオフセットが２未満又は命令待ち行列の最大
の長さく７）よりも大きいなら、ＰＭ２８は何も動作を
しない。即ち、もし条件付飛越しに関してテストされる
その条件が満１こされないなら、プログラムは単に次の
命令へと進みＰＭ２８は適切にその事象を追跡する。も
し七の条件が満たされれば、認識可能なシーケンス外ア
ドレスが生じそのときＰＭ２８は命令シーケンスと再び
同期する。

もし条件付飛越しのオフセットが、２と７とを含めそれ
らの間なら、ＰＭ２８はＮＭＩＫ至る命令の場合と同様
にＪＭＰ　＄命令を押し込み始める。もし飛び越しに関
してテストサれる条件が満たされし命令ストリームに再
び同期する。

２と７を含めそれらの間のオフセラトラ有する条件付飛
越し命令の場合の、しかもその場合の条件が満たされて
いるかテストされているときのＰＭ２８（７）動作は命
令ストリームのオフセットバイトのロケーション、即）
、偶数又は奇数のアドレスバイトかと５かということと
、オフセットの値との双方に依る。以下に説明するよ５
に、ＰＭ２８は、全ての条件付飛越し命令のオフセット
パイトン調べて、その命令のオフセットバイトが偶数又
は奇数のアドレスバイトなのかということと七のオフセ
ットの値乞決定する。もし七のオフセットバイトがワー
ドの高位、即）奇数にアドレスされたバイトであるか、
七のオフセットが偶数の値である、即）２，４又は６で
あるなら、ＰＭ２８はその命令の後のＪＭＰ　＄命令を
押し込めること以外はしない。これらの場合、もし起る
なら、飛越しは、次のＪＭＰ　＄命令の［ＪＭＰＪ部分
までであるか、奇数アドレス位置までであるかである。

これらのどちらかでも起れば上記のように、ＰＭ２８ｖ
命令ストリームに同期させる。

２と７ン含めそれらの間のオフセットである条件付飛越
しであって、且つそのオフセットバイトが偶数にアドレ
スされたロケーションにあり奇数の値、即ち６，５又は
７ン有する場合、その飛越しは、もし起るなら、次のＪ
ＭＰ　牟命令の「＄」部分を含む偶数アドレスまで進も
うとするものであり、これにより、不適当な動作に至る
。このため、さらに後で説明するよ５に、ＰＭ２８は条
件付飛越し命令のオフセット値がロードされるカウンタ
ーを備えている。このカウンターは次に、条件付飛越し
命令がフェッチされたときにアクティブにされ各々連続
的なｏｐコードの７エツチサイクルの間２だけ減分され
る。オフセットカウンターにおける値が０になるとき、
ＰＭ２８はＵＰ１４がＪＭＰキ命令の現在の「＄」部で
はな（条件付飛越し命令のターゲットアドレスで命令乞
フェッチ丁べきである。ＰＭ２８は、オフセットカウン
ターの値がＯになるときＪＭＰ　＄の命令の「＄」の部
分に試みられたフェッチの発生時に、命令ストリームへ
再び同期させる。

条件付飛越しであって、オフセットの値が２より小さい
、即）、０か１かであるような命令であって、七のオフ
セットの条件付飛越し命令における値がゼロであるよう
な場合、何の作用もＰＭ２８によってとられない。この
場合、命令のフェッチは飛越シの条件が満１こされてい
ようといまいと同期し続ける。即）、その条件が満１こ
されていようといまいと次の命令へ制御が進むこととな
る。

オフセットが１の条件付飛越しの場合、ＰＭ２８の動作
は次のバイトに依る。もし次のバイトが１の長さの命令
なら、ＰＭ２８は上記のように動作する、即）次の命令
へ飛越し同期が維持される。

もし次に続くバイトが、「ガーベッジ」　（不要情報）
バイト、即ち存在しても命令ではないバイトなら、ＰＭ
２８は同期を失なう。しかしＰＭ２８は命令を復号して
いるときに「ガーベツジ」バイトを検出し、ＰＭ２８の
その後の動作は命令のオフセットバイトカ偶数又は奇数
アドレスロケーションにあるか否かに依る。もし条件付
飛越し命令が語境界にまたがっている、即ｂｏｐコード
部が高イ即）奇数にアドレスされたバイトにあり、オフ
セットバイトカ低い即ち偶数にアドレスされたバイトに
あるなら、ＰＭ２８はこの発生を検出し、オフセットバ
イトとあり得る「ガーベツジ」バイトとのフェッチの後
に次のｏｐコードで再同期比を強制Ｔる。もしそのオフ
セットバイトカ属い即ち奇数にアドレスされるなら、特
別の作用はＰＭ２８によってとられない。即ち、もし１
の飛越しがされれば、飛越しは上記のように再び同期さ
せる奇数でアドレスされたバイトまで進む。もしその飛
越しがされなければ、実行では「ガーペッジ」バイトま
で進む。もしその追わしい「ガーベツジ」バイトは少な
（とも有効な命令の場合、次に実行は所望のまま続（わ
けである。

上記のような一般的場合の各々に関し、即）、条件無し
の飛越し命令に関し、条件材の飛越しの条件無し飛越し
に関し、セしてＮＭＩに至るよ５な命令に関し、ＪＭＰ
　牢命令を押し込める上でのＰＭ２８の動作が第２図に
示されている。命令の後のクラスは前に記述するように
エミュレートされｒｓ　Ｉ　／　０命令によって示され
ることに注意子べきである。

こレラノクラスの命令の各々は第２図においてオペレー
ションの順次的な列により示され、列ノ頂部から底部ヘ
シーケンスは進み、１つの列における各ブロックは、１
語の偶数にアドレスされたバイト及び奇数にアドレスさ
れたバイトに対するＰＭ２８によって行われた押し込め
動作を表わ丁。

各列は、左半分と右半分に分けられ、１列の左半分は、
１語の偶数でアドレスされたバイトに命令のｏｐコード
部が現われるときのＰＭ２８の動作２示す。１列の右半
分は、１語の奇数にアドレスされたバイトに１つの命令
のｏｐコード部分があるときのＰＭ２８の動作音光わす
。

最後に、そして、特定のマイクロプロセッサに関し、Ｐ
Ｍ２８の動作ｔ％定の説明を介する説明のように次のテ
ーブルはインテルの１ＡＰＸ　２８６（８０２８６）マ
イクロプロセッサにおいて用いられる命令の各クラスに
関しＰＭ２８の動作により処理がなされる。

ｉ　Ａ　Ｐ　Ｘ　２８６の命令の処理 ｌ）ＰＭ２８は１ＡＰＸ２８６の全ての完全に記録され
た組に関し動作することは期待される。まだ使われてい
ないｏｐコードは、もし実行されるならば、丁でに用い
られたｏｐコードにおけるそれらと論理的に類似のもの
が出て（る。

２）全てのＩ１０命令はＪＭＰ　＄命令のバイト整列さ
れた押し込めが行われる。

３）全てのＩ１０命令はＪＭＰ　本命令のバイト整列し
た押し込め（スタッフインク（ｓｔｕｆｆ団ｇ））Ｙ生
じさせる。

４）Ｆ２及びＦ６のＯｐコード（ＲＥＰ　５ＴＲＩＮＧ
命令からＲＥＰプレフィックス）は通常の１バイト命令
として処理される。ＲＥＰ　　５ＴＲＩＮＧのクラスの
命令の第２のバイトは、命令がスタッフインクを要する
ストリングＩ１０であるか否か決定する。

５）ＥＮＴＥＲとＬＥＡＶＥは通常の命令（スタッフイ
ンクなし）として処理される。

６）特殊なＩＮＴ、ＩＮＴ３とＩＲＥＴのタイプの命令
は無条件飛越し命令として処理される。

７）ＩＮＴＯ及びＢＯＵＮＤは通常の命令（スタッフイ
ンクなし）として処理される。

８）　　ｒＯＦＪ　ｏｐ　　コード（保護制御命令の接
頭部）は通常の１バイト命令として扱われろ。第２のノ
くイトはｏｐコードの第１のバイトとして復号される。

９）ＬＯＣＫ及び５ＥＧ（セグメントのオーバライド）
接頭部は通常の１バイト命令として処理される。

１０）Ｆ６及びＦ７ｏｐコードはＯｐコードの第１ノ（
イトによつ℃−意に長さが決まらない。ＰＭ２８はＴＥ
ＳＴ命令に対し七の長さに１乃至２バイトを加える。

Ｃ，ＰＭ２８のブロック線図の説明（第３図第３図を参
照すると、本発明に従’）ＰＭ２８のブロック線図が示
されている。ＰＭ２８の動作原理は上記のように詳しく
説明した。そしてＰＭ２８の実施例の以下の説明はそれ
らの動作原理を実現する手段乞記述する。

第３図に示されるように、ＰＭ２８は低インプットラッ
チ（ＬＩＬ）３０及び高インプットラッチ（ＨＩＬ）３
２　’に備え、これらはそれぞれＳＤババス高及び低位
バイトから接続され、ＭＥＭ１２からＳＤババス６を介
しＵＰ１４ヘフエツチされる高位及び低位バイト？受は
取り獲得する。

上記ノように、そのようなフェッチオペレーションにお
いてＳＤババス６に現われる語の高位及び低位バイトは
、命令ス）　ＩＪ−ムの命令の連続するバイトから成る
。上記のＰＭ２８の動作原理の説明から明らかなように
、任意の命令のＯｐコードバイトはＵＰ１４によってフ
ェッチされり語の高位又は低位バイトのどちらにも現わ
れ、任意の命令乞構成するそれらのバイトは２以上の連
続的命令に現われ得る。

特に、命令のｏｐコードバイトは１語の奇数でアドレス
されたバイトに現われ、随伴するＭｏｄＲＭバイトは次
の語の偶数でアドレスされたバイトに現われる。この場
合、Ｏｐコードは第１の語が現われている間ＨＩＬ３２
にラッチされ、次の語に随伴のＭｏ　ｄ　ＲＭバイトが
現われるまで保持される。Ｍｏ　ｄ　ＲＭバイトが次の
語の偶数にアドレスされたバイトにおいてＳＤババス現
われるとき、ＭｏｄＲＭバイトはＬＩＬ３０に獲得され
、命令の２つのバイトは以下に説明するようにそのフェ
ッチサイクル中ＰＭ２８によって処理される。

命令がＯｐコードバイトのみを含む場合、又はＭｏｄＲ
Ｍバイトがｏｐコードバイトとして同じ語に現われる場
合、七の命令は、同じフェッチサイクルにＰＭ２８によ
って処理されｏｐコードはＳＤババス６に現われる。こ
の場合、Ｏｐコードバイトは偶数にアドレスされたバイ
トに現われＭｏｄＲＭバイトがもしあるならそれがＨＩ
Ｌ３２に獲得されろ間に、ＬＩＬ３０に獲得されること
に注意しなければならない。

上記のように、ＰＭ２８はＳＤババス６に現われる全て
の命令のＯｐコードパイトン復号して命令の型と長さを
決定する。第３図に示すよ５に、ｏｐコードの復号オペ
レーションはＤｅｃｏｄｅ　Ｃ復号）　ＲＯＭ（ＤＲ）
３４によって行われ、その入力端はＬＩＬ３０及びＩ−
（ＩＬ３２の出力端からＤｅｃｏｄｅ　ＲＯＭマルチプ
レクサ（ＤＲＭ）３６　　を介して接続される。

上記のように、ｏｐコードは１語の奇数又は偶数にアド
レスされたバイトに、即−ｆ）、ＨＩＬ３２　。

ＬＩＬ３０のどちらにも現われる。ＤＲＭ３（Ｓは、以
下に説明するＰＭ２８のマスタ状態マシンからのＲＯＭ
ＭＵＸ制御信号に応答して、ＤＲ３４の入力端へ供給さ
れるべき、ＬＩＬ３０又はＨＩＥ、３２からのｏｐコー
ドを選択する。この点、ＰＭ２８のマスク状態マシンは
連続的命令のｏｐコードバイトのロケーション、即）そ
れらが奇数又は偶数でアドレスされたバイトにあるか否
かを追跡してＲＯＭＭＵＸ　を生成する。

ＤＲ３４は有効命令を表わ丁各ｏｐコード入力に、対応
する出力Ｉｎ５ｔｒｕｃｔｉｏｎ　Ｔｒａｎｓｌａｔｅ
　　（命令変換信号）（ＩＴ）とＣ０ＵＮＴを供給する
ことにより応答するが、それらの出力はＰＭ２８の残り
に供給されるべきＤｅｃｏｄｅ　（復号）ＲＯＭ　ＬＡ
ＴＣＨ（ラッチ）（ＤＲＬ）３８にラッチされる。以下
に説明されるように、ＩＴは６ビツト（ＩＴＯ−ＩＴ２
）のコードで命令のクラスχ表わし、現在のｏｐコード
に関してＰＭ２８のオペレーションを部分的に制御する
。Ｃ０ＵＮＴも６ビツトの出力で第１のバイト、即ちｏ
ｐコードバイトの他に基本的な命令においていくつのバ
イトがあるかｔ表わ丁。

ＤＲ３４のＩＴ出力ｔまず考えろと、ＩＴ出力によって
表わされた命令のクラスは、ＰＭ２８の動作原理に上記
したように次のものを含む：上記の命令のクラスは、命
令ストリームとの同期と整列馨維持するための上記のス
タッフインク操作に部分的に反映していることに気付か
れるであろう。さてＤＲ３４のＣ０ＵＮＴ出力Ｚ参照す
ると、上記のようにＰＭ２８は各命令におけるプリフェ
ッチされたバイト数馨計数して次の命令の始めを決定す
る。以下に説明するように、ＰＭ２８はその始め、即ｂ
ｏｐコードと１命令中のバイト数とを識別すること、Ｏ
ｐコードバイトから次の命令の始めに対し指示されたバ
イト数ｔカウントダウンすることによりこのオペレーシ
ョンヲ行う。この点、ＭｏｄＲＭバイト乞有さないそれ
らの命令において、Ｃ０ＵＮＴは命令の追加の長さを完
全に規定する。

ＭｏｄＲＭバイトヲ有する命令において、Ｍ　ｏ　ｄ　
ＲＭバイトも調べられて命令の全バイト数を決定する。

上記のように、命令のＯｐコードバイＩ−ハＬＩＬ６０
又はＨＩＬ３２のど）らにもあり、それに含まれる長さ
の情報はＤＲ３４によって変換され、ＤＲＬ６８のＣ０
ＵＮＴ出力から供給される。同様に上記のように、命令
のＯｐコードバイトがＬＩＬ３０とＨＩＬ３２とのどち
らにでも常駐しているときは、もしあれば随伴ＭｏｄＲ
ＭはＬＩＬ３０かＨＩＬ３２の他方に存在する。

第３図に示されろように、ＤＲＭ３６によって行われる
バイト選択機能はＲＭフィールドマルチプレクサ（ＲＭ
Ｍ）４０の機能と並行比され、このマルチプレクサは、
ＤＲＭ３６と同様にＬＩＬ３０とＨＩＬ６２の出力から
接続されている。上記のように、ＰＭ２８は、ＬＩＬ５
０かＨＩＴ、５２のどちらが命令のｏｐコード乞含んで
いるか追跡し、ＲＯＭ　ＭＵＸ信号をＤＲＭ３６に生成
して結局ＤＲＭ３６乞介しＯｐコードバイｌ”選択する
。同様に、ＰＭ２８のマスク状態マシンは、もしあれば
Ｍｏ　ｄ　ＲＭバイトのロケーションを追跡し、ＲＭ　
ＭＵＸ信号ＹＲＭＭ４０に対して生成してＭｏｄＲＭバ
イトｖＲＭＭ４０の出力とし℃選択し、今度はそれがＲ
Ｍラッチ（ＲＭＬ）４２にラッチされる。ＲＭＬのＭ　
ｏ　ｄ　ＲＭバイト出力は今度はＲＭデコーダ（ＲＭＤ
　）　４４の入力に供給され、これはＭｏｄＲＭバイト
ヲ復号してもしあれば現在の命令にどんな追加のバイト
が含まれるか決定する。

第３図に示されるように、ＤＲＬ３８のＣ０ＵＮＴ出力
は復号されたＲＭＤ４４のＭｏｄＲＭバ（）ＹＣＯＵＮ
Ｔ／ＲＭ加算器の入力に供給するが、この加算器はこれ
ら２つの入力馨加算して現在の命令における全バイト数
を表わ丁Ｂｙｔｅ　Ｃｏｕｎｔ　（バイトカラン）　）
　（ＢＣ）出力乞供給する。

Ｃ１ＭＡ４６　　の出力から接続されているのは、ノ（
イト加算器（ＢＡ）４８　　、バイト計数ラッチ（ＢＣ
Ｌ）５０、減分バイトマルチプレクサ（ＤＢＭ）５２及
びバイトラッチマルチプレクサ（ＢＬＭ）５４からなる
従来からのアキュムレータである。ＢＡ４８は、ＢＣＬ
５０が現在のバイトカウント（Ｂｙｔｅ　Ｃｏｕｎｔ）
を記憶するために設けられている一方でＢＡ４８は現在
のバイトカウントを減分する算術演算を行５゜ＢＬＭ５
４は、新しい始めのバイトカウントがロードされるべき
ときにＣ１ＭＡ４６から、現在のノ（イトカウントがカ
ウントダウンされているときはＢＣＬ５０からＢＡ４８
へ第１の入力を供給する。

ＤＢＭ５２はＢＡ４８へと第２の入力を供給し、ＰＭ２
８のマスク状態マシンに応答して現在の）（イトカウン
トのどのような量がＵＰ１４ヘゲリフエッチされるバイ
トとして減分されるかによって選択する。

第３図に示されろように、新しい初期バイトカウントを
表わ丁ＣＦＬＭＡ４６の出力と、現在減じられているバ
イトカラン）Ｙ表わ丁ＢＣＬ５０の出力は、カウントマ
ルチプレクサ（Ｃｏｕｎ　ｔ　Ｍｕｌ　ｔ　ｉｐｌｅｘ
ｅｒ）（ＣＭ）５６の入力に供給される。ＣＭ５６の選
択された出力が今度はカウントデコーダ（ＣＤ）５８の
入力に接続され、このデコーダは現在のバイトカウント
Ｙ調べ復号して現在のバイトカウントがゼロに達する又
は達したとき即ち、命令の最後のバイトがプリフェッチ
され新しい命令が始まるときＰＭ２８のマスク状態マシ
ンに示す。この点、α東４６の現在の初期のバイトカウ
ント出力は、現在の命令がたった１つのバイトしか含ま
ない場合にＣＭ５６とＣＤ５８とを供給する。丁なわち
、Ｃ１ＭＡ４６の出力は命令の終わり乞示すためＣＤ５
８に供給され即時に復号される。

次の、条件付及び無条件飛越し命令の特別な場合？考え
ると上記のようにＰＭ２８は次の命令がいつ生ずるか決
定する１こめの飛び越し命令に関してオペレーションを
行う。同様に説明されていたように、それらのオペレー
ションは飛越し命令のオフセットバイトに規定された飛
越しの値に部分的に依る。

再び１ＭＭ４０及びＲＭＬ４２に言及すると、飛越し命
令のオフセットバイトに関するＰＭ２８のオペレーショ
ンはＭｏ　ｄ　ＲＭ　Ｙ：有する命令に関して行わレル
、ｔ−ペレーションに類似する。即ち、飛越し命令のｏ
ｐコードがＬＩＬ３０又はＨＩＬ３２に現われるときオ
フセットバイトはＬＩＬ３０又はＨＩＬ３２の他方に現
われ、ＲＭＬ４２の出力に現われろように１ＭＭ４０に
よって選択される。

第３図に示されるように、ＲＭＬ４２の出力はさらにオ
フセット・レンジ・デコーダ（ＯＲＤ）６０とオフセッ
トカウンタ（ＯＣ）６２の入力端に接続される。０ＲＤ
６０は、上記のように、条件付飛越し命令のオフセット
バイｌ’復号してＰＭ２８のマスク状態マシンに、条件
付飛越しの値が奇数であり２と７との間の範囲内、即ち
６，５又は７か否か示す。ＰＭ２８のマスク状態マシン
は上記のそのような表示に応答する。

さらに上記のよ５に、もし条件付飛越しが２乃至７の範
囲内の奇数のオフセット７有し、そのオフセットバイト
が偶数でアドレスされたバイトであるなら、ＰＭ２８は
オフセットフィールドによって規定されたバイト数をカ
ウントダウンして、ＵＰ　１４がもし条件の満１こされ
た場合には条件付飛越し命令によって規定される命令の
バイトラいつフェッチするべきか決定する。このカウン
トダウンオペレーションは０Ｃ６２によって行ワれ、０
Ｃ６２にはＲＭＬ４２かもの条件付飛越しのオフセット
直音ロードして命令バイトをＵＰ１４がブリフェッチす
るように減分されまず。第３図に示されるように０Ｃ６
２はＰＭ２８のマスク状態マシンに対して、オフセット
値がゼロに減分されたときに信号０Ｃ＝Ｏを生成しま丁
。

最後に、上記のように、ＰＭ２８は内部命令ポインタ乞
介して「押し込め」るときに命令ストリームと部分的に
同期を維持し、このポインタはＵＰ１４の期待フエツチ
ングシーケンスヲ追跡し、ＵＰ１４によるフェッチがＰ
Ｍ２８の内部命令ポインタによって指示されるようにそ
の期待フェッチに対応しないのはいつかｔ指示する。上
述のように、「シーケンス外」のｏｐコードフェッチは
、ＵＰ１４がＪＭＰ　＄命令に至って実行するとき又は
命令ストリームの次の順次的な命令ではなくて飛越しの
ような分岐馨実行したときに生ずる。

第３図に示されるように、この機能は、アドレスカウン
タ（ＡＣＴＲ）６４とアドレスコンパレータ（ＡＣ）６
６により行われる。ＡＣＴＲ６４は、ＳＡババス８から
接続され、ＵＰ１４が新しい命令シーケンスの７エツチ
？始めるとき、即ち、上記のよプにＰＭ２８が命令の始
めのｏｐコードに再び同期するときにはいつも新しい開
始アドレスをロードされる。次にＡＣＴＲ６４はＵＰ１
４による各連続的フェッチで増分され、ＵＰ１４の各フ
ェッチで、ＡＣＴＲ６４の中味の現在の値はｋＣ６６に
よってＵＰ１４からＳＡババス８に与えられた現在のア
ドレスに比較される。ｋＣ６６は上述のように、出力Ｃ
ＯＭＰ馨、ＳＡババス８に存在する現在のフェッチアド
レスにＰＭ２８の内部アドレスポインタが対応するか否
かを指示するＰＭ２８のマスタ状態マシンに供給する。

ＳＤババス６とＰＭ２８との接続についての話に戻ると
、上記の様にＰＭ２８はデータ即ちＪＭＰ　＄ツバイト
″ＥＢ’及び”ＦＥ″ｔ、上記のスタッフィングするオ
ペレーションを実行するのに要するように、ＳＤババス
６にドライブすることが必要とされる。ＰＭ２８もＳＤ
ババス６から読み出した命令ハイトラドライブしてＳＤ
ババス６に戻丁ことを必要とされ得る。このオペレーシ
ョンは、例工ば、命令のｏｐコード及びＭ　ｏ　ｄ　Ｒ
Ｍ即ちオフセットバイトが異なる語に現われるとき必要
とされる。

この場合、上述し１こよ５に、ｏｐコードバイトはＬＩ
Ｌ３０又はＨＩＬ３２のどちらでも記憶されＳＤババス
６に、ｔＪＰ１４までフェッチされる次の語における“
ＥＢ”又は”ＦＥ”のスタッフィングするバイトと共に
戻される。

まず”ＥＢ”及び”ＦＥ″バイｌ’ｓＤバス１６にスタ
ッフィングすることｔ考えると、第３図に示されるよう
に、ＰＭ２８は、低出力ドライバ（ＬＯＤ）７２　’Ｙ
介してＳＤババス６の低位ハイドに接続ｇｔｔｙ、：低
出力マルチプレクサ（ＬＯＭ）　７０と、漏出力ドライ
バ（ＨＯＤ）７６　　ン介してＳＤババス乙の高位バイ
トに接続される高出力マルチプレクサ（ＨＯＭ）７４　
　と、を有する。ＬＯＭ７０とＨＯＭ７４は、バイト”
ＥＢ”及び“ＦＥ″を表わ丁ハードワイヤード入力を各
々設けてあり、ＰＭ２８のマスク状態マシンによって供
給される対応の制御信号に応答して、スタッフインク・
オペレーションが実行されることにより必要とされるＳ
Ｄババス６の高位及び低位のバイトに”ＥＢ”及び“Ｆ
Ｅ”？押しやる。

上記“ＥＢ″及び“ＦＥ”入力に加えて、ＬＯＭ７０に
はＬＩＬ３０の出力から接続されろ第３の入力が設けら
れ、ＨＯＭ７４にはＨＩＬ３２の出力から接続された第
３の入力が設けられている。この接続によりｏｐコード
バイトはＳＤババス６に現われる語から受けられ、ＬＩ
Ｌ３０又はＨＩＬ３２のど）らに退避させられ、同じＳ
Ｄババス６に戻されそこからＵＰによる次の語のフェッ
チの間に受けられる。

最後に、第３図に示されるように、ＰＭ２８はマスク状
態マシンを備えるが、このマシンはＰＭ２８のオペレー
ションの指令とｆｆｔｌＪ　？Ｉｉｌ　’に行う。この
マスタ状Ｄマシンはマスタ状態マシンロジック（ＭＳＭ
）７８と関連するバイトフリップフロップ（ＢＦＦ）８
０とコンディションコードレジスタ（ＣＣＲ）８２とを
含む。上記のようにＭＳＭ７８はｏｐコードのブリフェ
ッチを検出し、ｏｐコードのバイトアドレスを追跡する
。この機能、即ち、現在のｏｐコードが奇数又は偶数で
アドレスされたバイトか否かの追跡がＢＦＦ８０に記憶
された情報を介して行われる。

ＣＣＲ８２は、ＭＳＭ７８のオペレーションの状態に関
する情報を記憶するために設けられる。ＭＳＭ７８の主
要な状態はＵＰ１４、即ｂ８０２８６（ｉＡＰＸ２８６
）マイクロプロセッサのＴｓ、Ｔｃ及びＴｗ状　態に対
応する。この点、ＰＭ２８のオペレーションの現状態は
次のものを含む。

ＣＣ１ｏｐコードバイｌ’捜丁か処理する；る； 最後に、ＰＭ２８はＭＥＭ１２からＵＰ１４へ命令を読
み出すことをＪＭＰ　串命令が命令ストリームに押し込
めろときに抑止すると上述した。この機能も、第３図に
おいてＭＳＭ７８からＭＥＭ１２への信号ＭＥＭＩＮＨ
ＩＢＩＴによって示されるように、ＭＳＭ７８によって
行われる。

そのようなＭＳＭ７８の設計は当該技術分野において公
知であり、当該技術分野における通常の知識乞有する者
によって上記のＰＭ２８の構造と動作の説明を読まｔ”
した後に理解されろであろうから、ここではＭＳＭ７８
についてはさらに詳しく説明はしない。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明に従うブリフェッチモニターを組み込
んだ情報処理システム乞示すブロック線図であり、 第２図は、本発明乞具体比するプリフェッチ・モニタに
よって実行されるオペレーションを示す図解であり、 第３図は、本発明を具体比するグリフエッチ・モニタの
ブロック線図である。 なお、図面において、 １０ニジステム　　　　　１２：メ　モ　リ１４：マイ
クロプロセッサ２８ニブリフエッチモニタ６４：デコー
ドＲＯＭ　　　３８：デコードＲＯＭラッチ４０；５２
；５４；５６；７０；７４：マルチプレクサ４２；５０
ニラ　ッ　チ　　　４４；５８；６０：デコーダ４６；
４８：加　算器　　６４ニアドレスカウンタ６６：コン
パレータ　　　７２；７６：ドライバ７８：マスク状態
ロジック ８０：フリップ７０ツグ。 ＩＧ　２

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １）命令を記憶するメモリ手段と、 オペレーションを行うための上記命令に応答するプロセ
   ッサ手段と、を備え、上記プロセッサ手段は実行に先立
   つて命令をフェッチし記憶する命令待ち行列手段を含み
   、さらに命令の対応シーケンスの実行を行うためのある
   命令に応答する手段と、を備える情報処理システムにお
   けるプリフェッチ・モニタ手段であつて、 命令の対応するシーケンスが実行されることとなる命令
   の検出手段と、 上記メモリ手段から上記プロセッサ手段へ後続の命令を
   読み出すことを抑止する検出手段に応答するとともに、
   上記プロセッサ手段へ空命令を読み出す上記プロセッサ
   手段の命令フェッチ動作に応答する命令置換手段と、を
   備えることを特徴とする上記プリフェッチ・モニタ手段
   。 ２）上記プロセッサ手段のフェッチ動作に応答して次の
   有効命令への実行の転送を検出する同期手段をさらに備
   え、 上記の次の有効命令でメモリ手段からプロセッサ手段へ
   命令の読み出しを再開する上記同期手段に上記置換手段
   は応答する 特許請求の範囲第１項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 ３）上記の空命令はジャンプ・ツー・セルフ命令である 特許請求の範囲第１項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 ４）対応する命令シーケンスの実行をすることとなり得
   る上記命令は、上記システムに対応する命令シーケンス
   を実行するように指示するマスク不能割込になる 特許請求の範囲第１項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 ５）対応する命令シーケンスを実行することとなり得る
   上記命令は上記システムに対して外部の命令であり、 対応するマスク不能割込は上記外部命令の実行をエミュ
   レートするルーチンの実行をする結果となる 特許請求の範囲第３項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 ６）上記同期手段は、 有効な次の命令を表示する初期フェッチアドレスを受け
   、上記プロセッサ手段のフェッチオペレーションに応答
   し、連続的命令アドレスを生成する命令ポインタ手段と
   、 上記プロセッサ手段によつて生成されたフェッチアドレ
   スと、対応する命令ポインタアドレスでシーケンス外の
   フェッチアドレスを指示する連続的命令ポインタアドレ
   スに応答する比較手段と、を備える特許請求の範囲第２
   項に記載のプリフェッチ・モニタ。 ７）実行のシーケンス外転送となる命令を検出する手段
   をさらに含み、 上記置換手段は、実行のシーケンス外転送に至る命令の
   検出に応答し、 上記メモリ手段から上記プロセッサ手段への後続の命令
   の読出しを抑止し、 上記プロセッサ手段のオペレーションをフェッチする命
   令に応答して上記プロセッサ手段に空命令を読出す 特許請求の範囲第１項に記載するプリフェッチ・モニタ
   手段。 ８）実行のシーケンス外転送ということとなる命令は条
   件付及び条件無し飛越し命令を含む 特許請求の範囲第７項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 ９）上記プロセッサ手段のフェッチ動作に応答して次の
   有効命令までの実行の転送をする同期手段を設け、 上記置換手段は上記同期手段に応答して上記メモリ手段
   から上記プロセッサ手段へ上記の次の有効命令で命令の
   読出しを再開する 特許請求の範囲第７項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 １０）実行のシーケンス外転送ということになり得る命
   令の条件付飛越し命令を含み、 上記同期手段はさらに、 条件付飛越し命令に応答して条件付で飛越す距離を決定
   する手段と、 上記プロセッサ手段のフェッチオペレーションに応答し
   て上記の飛越す距離を記憶し連続的に減分する手段と、 上記の記憶され減分された飛越す距離に応答して実行が
   転送された命令のフェッチを指示する手段と、を備え、 上記置換手段は上記同期手段に応答して上記メモリ手段
   から上記プロセッサ手段への命令の読み出しを再び行う 特許請求の範囲第９項に記載のプリフェッチ・モニタ手
   段。 １１）上記同期手段は、さらに、 上記命令に応答して１つの命令におけるバイト数を決定
   する手段と、 上記プロセッサ手段のフェッチオペレーションに応答し
   て上記命令におけるバイト数を記憶し連続的に減分する
   手段と、 記憶され減分されたバイト数は、次の命令の始めを示す
   手段と、を備え、 上記置換手段は上記同期手段に応答して上記メモリ手段
   から上記プロセッサへ上記の次の命令の始めで命令の読
   出しを再び行う 特許請求の範囲第２項に記載されたプリフェッチ・モニ
   タ手段。