JPS6297038A - プログラム実行方式 - Google Patents
プログラム実行方式Info
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- JPS6297038A JPS6297038A JP23530385A JP23530385A JPS6297038A JP S6297038 A JPS6297038 A JP S6297038A JP 23530385 A JP23530385 A JP 23530385A JP 23530385 A JP23530385 A JP 23530385A JP S6297038 A JPS6297038 A JP S6297038A
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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。
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、記憶領域内にスタック領域をもつ演算装置に
おいて、該スタック領域とは別に前記記憶領域内に作業
領域を設け、制御プログラムにより呼び出されるサブル
ーチンパッケージの実行時において、演算途中結果など
を前記作業領域に一時格納するようにした演算装置にお
けるプログラム実行方式に関するものである。
おいて、該スタック領域とは別に前記記憶領域内に作業
領域を設け、制御プログラムにより呼び出されるサブル
ーチンパッケージの実行時において、演算途中結果など
を前記作業領域に一時格納するようにした演算装置にお
けるプログラム実行方式に関するものである。
制御プログラムにより呼び出されるサブルーチンパッケ
ージの実行時において、演算の途中結果などのデータを
、一時的に記憶する方法として従来から知られているも
のには、以下の２つの方法がある。
ージの実行時において、演算の途中結果などのデータを
、一時的に記憶する方法として従来から知られているも
のには、以下の２つの方法がある。
■演算処理装置内にレジスタを用意しておき、これを利
用する方法。
用する方法。
■記憶領域内にスタック領域をもつ演算装置では、ＰＵ
ＳＨ命令（書き込み）、ＰＯＰ命令（読み出し）の実行
によって、該スタック領域にラースト・イン・ファース
ト・アウトの原則で途中結果などのデータを退避（一時
記憶）させ、或いは取り出す方法。
ＳＨ命令（書き込み）、ＰＯＰ命令（読み出し）の実行
によって、該スタック領域にラースト・イン・ファース
ト・アウトの原則で途中結果などのデータを退避（一時
記憶）させ、或いは取り出す方法。
ところが、上述の方法■の場合、処理装置内に設けるレ
ジスタの数には限りがあるために、レジスタが不足する
。さらに、足りないレジスタを有効に利用するためには
、メインプログラムによってレジスタに格納された、保
存しておきたいデータを、ＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令の実行
によりスタック領域に退避させる必要があり、そのため
のプログラミングが複雑になり、かつ、不自由であると
いう欠点があった。
ジスタの数には限りがあるために、レジスタが不足する
。さらに、足りないレジスタを有効に利用するためには
、メインプログラムによってレジスタに格納された、保
存しておきたいデータを、ＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令の実行
によりスタック領域に退避させる必要があり、そのため
のプログラミングが複雑になり、かつ、不自由であると
いう欠点があった。
また、上記方法■の場合、退避させるべきデータの数が
多くなってＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令を多数用いると、プロ
グラムが複雑になるうえに、スタック領域の先頭には、
サブルーチンパッケージの実行終了後に復帰すべき主プ
ログラム上のアドレスが復帰アドレスとして格納されて
いるために、プログラム上のミスでＰＵＳＨ命令とＰＯ
Ｐ命令の数が対応しない事態が発生したりすると、サブ
ルーチンパッケージから主プログラムに復帰する時に主
プログラム上の誤ったアドレスに復帰してしまい、プロ
グラムが暴走することがある。
多くなってＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令を多数用いると、プロ
グラムが複雑になるうえに、スタック領域の先頭には、
サブルーチンパッケージの実行終了後に復帰すべき主プ
ログラム上のアドレスが復帰アドレスとして格納されて
いるために、プログラム上のミスでＰＵＳＨ命令とＰＯ
Ｐ命令の数が対応しない事態が発生したりすると、サブ
ルーチンパッケージから主プログラムに復帰する時に主
プログラム上の誤ったアドレスに復帰してしまい、プロ
グラムが暴走することがある。
このため、プログラムの作成に際しては、プログラムに
書き込むＰＵＳＨ命令とＰＯＰ命令の数の管理に余分な
注意を必要としプログラマの負担が重くなる。また、こ
のような余分な注意を払っても、ミスは発生し勝ちであ
り、このため結果的にプログラムにおける信頼性の低下
を招きやすくなるという欠点があった。
書き込むＰＵＳＨ命令とＰＯＰ命令の数の管理に余分な
注意を必要としプログラマの負担が重くなる。また、こ
のような余分な注意を払っても、ミスは発生し勝ちであ
り、このため結果的にプログラムにおける信頼性の低下
を招きやすくなるという欠点があった。
そこで本発明においては、制御プログラムによって呼び
出されるサブルーチンパッケージの実行時において必要
となるデータの一時的記憶手段を用意するに際し、その
ために必要なプログラム上の処理すなわちプログラミン
グを簡単化し、しかもＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令の数の管理
を誤った場合に生じるプログラムの暴走などが本来的に
起り得ないようにすること、を解決すべき問題点として
いる。従って本発明は、上述のことを可能にするプログ
ラム実行方式を提供することを目的とする。
出されるサブルーチンパッケージの実行時において必要
となるデータの一時的記憶手段を用意するに際し、その
ために必要なプログラム上の処理すなわちプログラミン
グを簡単化し、しかもＰＵＳＨ，ＰＯＰ命令の数の管理
を誤った場合に生じるプログラムの暴走などが本来的に
起り得ないようにすること、を解決すべき問題点として
いる。従って本発明は、上述のことを可能にするプログ
ラム実行方式を提供することを目的とする。
〔問題点を解決するための手段および作用〕上記目的を
達成するため、本発明は、記憶領域内にスタック領域を
もつ演算装置において、該スタック領域とは別に前記記
憶領域内に設ける作業領域の先頭アドレスを格納するポ
インタレジスタ（以下、ＱＢＲレジスタと云う）を用意
しておき、制御プログラムにより呼び出されたサブルー
チンの実行に際し、前記スタック領域の先頭アドレスを
示すスタックポインタのアドレスを前記作業領域の先頭
アドレスとして前記ＱＢＲレジスタに取り込み、それと
共に、演算の途中結果などを一時記憶させるための領域
として、プログラマがプログラムにおいて指定したワー
ド数だけ、前記ＱＢＲレジスタに格納された先頭アドレ
スに続いて作業領域を確保することにより、前記スタッ
クポインタは該ワード数だけそのアドレスをずらしてお
き・前記サブルーチンの終了時には、前記作業領域を消
滅させてスタックポインタを元のアドレスに復帰させる
ようにしたことを特徴としている。
達成するため、本発明は、記憶領域内にスタック領域を
もつ演算装置において、該スタック領域とは別に前記記
憶領域内に設ける作業領域の先頭アドレスを格納するポ
インタレジスタ（以下、ＱＢＲレジスタと云う）を用意
しておき、制御プログラムにより呼び出されたサブルー
チンの実行に際し、前記スタック領域の先頭アドレスを
示すスタックポインタのアドレスを前記作業領域の先頭
アドレスとして前記ＱＢＲレジスタに取り込み、それと
共に、演算の途中結果などを一時記憶させるための領域
として、プログラマがプログラムにおいて指定したワー
ド数だけ、前記ＱＢＲレジスタに格納された先頭アドレ
スに続いて作業領域を確保することにより、前記スタッ
クポインタは該ワード数だけそのアドレスをずらしてお
き・前記サブルーチンの終了時には、前記作業領域を消
滅させてスタックポインタを元のアドレスに復帰させる
ようにしたことを特徴としている。
以下、本発明の詳細な説明する。なお、これまでサブル
ーチンパッケージという用語を用いてきたが、それと同
じ意味の実用的な用語ファンクション・モジュール（以
後、Ｆ Ｍ ＜ Ｆ ｕｎｃｔｉｏｎ Ｍｏｄｕｌｅ
）と呼ぶ）を便宜上、今後は使用して実施例を３例、以
下に示す。
ーチンパッケージという用語を用いてきたが、それと同
じ意味の実用的な用語ファンクション・モジュール（以
後、Ｆ Ｍ ＜ Ｆ ｕｎｃｔｉｏｎ Ｍｏｄｕｌｅ
）と呼ぶ）を便宜上、今後は使用して実施例を３例、以
下に示す。
但し、ここでは、主プログラムとＦＭとの間でやりとり
をするデータとしてのパラメータを、ｎ（Ｐ）と記述し
、ｎはパラメータの認識番号、（Ｐ）はパラメータであ
ることを表す記号とする。また、記憶領域にスタック領
域とは別に設ける作業領域をｍ（０）と記述し、ｍは作
業領域の認識番号、（ロ）は作業領域であることを表す
記号とする。
をするデータとしてのパラメータを、ｎ（Ｐ）と記述し
、ｎはパラメータの認識番号、（Ｐ）はパラメータであ
ることを表す記号とする。また、記憶領域にスタック領
域とは別に設ける作業領域をｍ（０）と記述し、ｍは作
業領域の認識番号、（ロ）は作業領域であることを表す
記号とする。
（１） ・・ｊ；吉言 における 施す。
第１図は本発明の一実施例におけるプログラムの説明図
である。すなわち、記憶領域にスタック領域とは別に設
けた作業領域を用いて、主プログラムからＦＭｌに渡さ
れるデータとしてのパラメータ１（Ｐ）、２（Ｐ）、３
（Ｐ）の平均をとり、その結果をパラメータ４（Ｐ）と
して書き込むという機能をもつＦＭをＦＭＩとして想定
する。
である。すなわち、記憶領域にスタック領域とは別に設
けた作業領域を用いて、主プログラムからＦＭｌに渡さ
れるデータとしてのパラメータ１（Ｐ）、２（Ｐ）、３
（Ｐ）の平均をとり、その結果をパラメータ４（Ｐ）と
して書き込むという機能をもつＦＭをＦＭＩとして想定
する。
第２図は、このＦＭＩの実行時における作業領域の処理
内容説明図である。
内容説明図である。
以下、第１図、第２図を参照して処理動作を説明する。
主プログラム上で、ＦＭＣＩ （ＦＭ番号１のＦＭを
呼び出せ、Ｃはコールの意味）という命令が発生し、Ｆ
ＭＩヘジャンプした所から説明を始める。
呼び出せ、Ｃはコールの意味）という命令が発生し、Ｆ
ＭＩヘジャンプした所から説明を始める。
１１−１）Ｆ番号１番のＦＭ内にデータを一時記憶する
ための作業領域（アドレス）を２つ（０（Ｑ） 、 １
（Ｑ） ）とるという命令（第１図■）を実行する。
ための作業領域（アドレス）を２つ（０（Ｑ） 、 １
（Ｑ） ）とるという命令（第１図■）を実行する。
なお、第１図■において、ＦＭＳとあるＳはスタートを
意味し、その次の数字１はＦＭ番号を、更に次の数字２
は作業領域の数を示す。
意味し、その次の数字１はＦＭ番号を、更に次の数字２
は作業領域の数を示す。
このとき、記憶領域におけるスタック領域の現在の先頭
アドレスであるスタックポインタのアドレスが作業領域
の先頭アドレスを格納する領域（以後、 ＱＢ Ｒ＜Ｑ
Ｂａ５ｅ Ｒｅｇｉｓｔｅｒ ＞ と呼ぶ）に格納さ
れ、スタックポインタのアドレスは、用意される作雫領
域の数だけ、つまり２だけ増加する（＋２．）（第２図
■参照）。
アドレスであるスタックポインタのアドレスが作業領域
の先頭アドレスを格納する領域（以後、 ＱＢ Ｒ＜Ｑ
Ｂａ５ｅ Ｒｅｇｉｓｔｅｒ ＞ と呼ぶ）に格納さ
れ、スタックポインタのアドレスは、用意される作雫領
域の数だけ、つまり２だけ増加する（＋２．）（第２図
■参照）。
なお、第２図において、ＩＯは作業領域の先頭アドレス
を格納する領域ＱＢＲを示し、１１はスタックポインタ
ＳＰのアドレスを格納する領域を示し、１２は記憶領域
（スタック領域と作業領域）を示し、これら各領域の内
容が、第１図におけるＦＭＩの実行経過に伴い、■−〇
・・−−０と推移してゆくのである。
を格納する領域ＱＢＲを示し、１１はスタックポインタ
ＳＰのアドレスを格納する領域を示し、１２は記憶領域
（スタック領域と作業領域）を示し、これら各領域の内
容が、第１図におけるＦＭＩの実行経過に伴い、■−〇
・・−−０と推移してゆくのである。
従って、第２図においで、■に先立つ初期状態において
は、ＱＢＲＩＯは空き、スタックポインタアドレス（以
下、ＳＰアドレスと記すこともある）格納領域１１には
、例えば９００番地が格納されており、従って記憶領域
１２の９００番地はスタックポイント（ＳＰ）であり、
以下９０１゜９０２番地とスタック領域が続いている。
は、ＱＢＲＩＯは空き、スタックポインタアドレス（以
下、ＳＰアドレスと記すこともある）格納領域１１には
、例えば９００番地が格納されており、従って記憶領域
１２の９００番地はスタックポイント（ＳＰ）であり、
以下９０１゜９０２番地とスタック領域が続いている。
第１図における命令ＦＭＩの■の実行により、第２図で
は、各領域の内容が初期状態から■へ移行することはす
でに述べた。
は、各領域の内容が初期状態から■へ移行することはす
でに述べた。
１−２）パラメータ１ （Ｐ）、 ２ （Ｐ）で示され
るデータの和を作業領域０（Ｑ）に記憶するという命令
（第１図■）を実行する。
るデータの和を作業領域０（Ｑ）に記憶するという命令
（第１図■）を実行する。
このときのＱＢＲＩＯで示される記憶領域１２のアドレ
ス（この場合、２００番地で作業領域０（Ｑ））にパラ
メータ１ （Ｐ）、２（Ｐ）の和を書き込む（第２図■
）。
ス（この場合、２００番地で作業領域０（Ｑ））にパラ
メータ１ （Ｐ）、２（Ｐ）の和を書き込む（第２図■
）。
１−３）パラメータ３（Ｐ）の示すデータと、作業領域
０ （Ｑ）内のデータの和を作業領域１ （Ｑ）に記憶
するという命令（第１図◎）を実行する。
０ （Ｑ）内のデータの和を作業領域１ （Ｑ）に記憶
するという命令（第１図◎）を実行する。
このとき、作業領域０ （Ｑ） とパラメータ３（Ｐ
）の和がＱＢＲＩＯの内容に１を加算したアドレス（作
業領域１ （Ｑ））に格納される（第２図Ｏ）。
）の和がＱＢＲＩＯの内容に１を加算したアドレス（作
業領域１ （Ｑ））に格納される（第２図Ｏ）。
１−４）作業領域１（Ｑ）で示されるデータを実数３で
徐算し、その結果を、パラメータ４（Ｐ）に書き込むと
いう命令（第１図◎）を実行する。
徐算し、その結果を、パラメータ４（Ｐ）に書き込むと
いう命令（第１図◎）を実行する。
このとき作業領域１（Ｑ）すなわち、（ＱＢＲ）＋１で
示されるアドレスに格納されているデータを３で割り、
結果をパラメータ４（Ｐ）に書き込む。
示されるアドレスに格納されているデータを３で割り、
結果をパラメータ４（Ｐ）に書き込む。
１−１−５）Ｆの終了処理を行う命令（第１図■）では
、ＦＭＩの作業領域０ （Ｑ）、 １ （Ｑ）を解放し
て元のスタック領域に戻すために、スタックポインタＳ
Ｐのアドレスを９００番地とし、ＦＭｌを呼び出す前つ
まり初期状態のスタックポインタに復帰させる。
、ＦＭＩの作業領域０ （Ｑ）、 １ （Ｑ）を解放し
て元のスタック領域に戻すために、スタックポインタＳ
Ｐのアドレスを９００番地とし、ＦＭｌを呼び出す前つ
まり初期状態のスタックポインタに復帰させる。
以上のように、この発明による作業領域を用いれば、プ
ログラマは、スタック領域を意識することなしに、一時
記憶のための作業領域を自由にプログラム上で確保でき
、ＰＵＳＨ命令やＰＯＰ命令の個数管理が必要であった
ときに比べ、間違いの少ない、効率の良いプログラムを
記述できる。
ログラマは、スタック領域を意識することなしに、一時
記憶のための作業領域を自由にプログラム上で確保でき
、ＰＵＳＨ命令やＰＯＰ命令の個数管理が必要であった
ときに比べ、間違いの少ない、効率の良いプログラムを
記述できる。
（２）ＦＭのネスティングにおける・施例。
第３図はこの発明により設けた作業領域を使ってＦＭの
ネスティングを行う場合の実施例を説明するためのプロ
グラム説明図である。
ネスティングを行う場合の実施例を説明するためのプロ
グラム説明図である。
ここでは、先の実施例で説明した平均をとるというＦＭ
を呼びだし、作業領域０ （Ｑ）、 １ （［１）、
２ （（１）。
を呼びだし、作業領域０ （Ｑ）、 １ （［１）、
２ （（１）。
３（ロ）を設けるというデータをパラメータとじて渡し
、その処理の結果をパラメータ１（Ｐ）に書き込み、復
帰する場合を例として示す。
、その処理の結果をパラメータ１（Ｐ）に書き込み、復
帰する場合を例として示す。
第４図は、第３図に示したプログラムの実行時における
作業領域の処理内容の説明図である。
作業領域の処理内容の説明図である。
以下、第３図、第４図を参照して処理動作を説明する。
２−１）前述の１−１）と同様、ＦＭ番号２番のＦＭの
実行に際し、Ｏ（Ｑ）、 １ （Ｑ）、 ２ （Ｑ）、
３ （ロ）、の４つの作業領域をとるという命令（第
３図■）を実行する。
実行に際し、Ｏ（Ｑ）、 １ （Ｑ）、 ２ （Ｑ）、
３ （ロ）、の４つの作業領域をとるという命令（第
３図■）を実行する。
このとき、領域１１に格納されている現在のスタックポ
インタＳＰのアドレス（９００番地とする）をＱＢＲＩ
Ｏに格納し、スタックポインタＳＰのアドレスを、用意
する作業領域の数つまり４だけ増加する（＋４）（第４
図■）。
インタＳＰのアドレス（９００番地とする）をＱＢＲＩ
Ｏに格納し、スタックポインタＳＰのアドレスを、用意
する作業領域の数つまり４だけ増加する（＋４）（第４
図■）。
２−２）作業領域０ （１１）に１、作業領域１（Ｑ）
に２、作業領域２（０）に３を書き込むという命令を実
行する（第３図■）。
に２、作業領域２（０）に３を書き込むという命令を実
行する（第３図■）。
２−３）前述の実施例で用いた平均を求めるＦＭｌを呼
びだし作業領域０ （Ｑ）、 １ （Ｑ）、 ２ （（
１）、 ３ （Ｑ）を設けるというデータをパラメータ
として該ＦＭ１に渡しく第３図■）、ＦＭＩにおいて、
作業領域を２つ（０（Ｑ）、 １ （Ｑ））とるという
命令（第３図■）を実行する。
びだし作業領域０ （Ｑ）、 １ （Ｑ）、 ２ （（
１）、 ３ （Ｑ）を設けるというデータをパラメータ
として該ＦＭ１に渡しく第３図■）、ＦＭＩにおいて、
作業領域を２つ（０（Ｑ）、 １ （Ｑ））とるという
命令（第３図■）を実行する。
このとき、領域１１に格納されている現在のスタックポ
インタＳＰのアドレスすなわち９０４番地をＱＢＲｌｏ
に格納し、スタックポインタＳＰのアドレスを、２つと
った作業領域の数っまり２だけ増加（＋２）する（第４
図■）。
インタＳＰのアドレスすなわち９０４番地をＱＢＲｌｏ
に格納し、スタックポインタＳＰのアドレスを、２つと
った作業領域の数っまり２だけ増加（＋２）する（第４
図■）。
２−２−４）Ｆ内の平均値を求める処理を実行する（第
３図■）と先の実施例で説明したように、パラメータ４
（Ｐ）、すなわち作業領域３（Ｑ）に平均をとった結果
、（＝２）が書き込まれる（第４図■）。
３図■）と先の実施例で説明したように、パラメータ４
（Ｐ）、すなわち作業領域３（Ｑ）に平均をとった結果
、（＝２）が書き込まれる（第４図■）。
２−２−５）Ｆの処理が終わると（第３図■）、ＦＭＩ
の作業領域０（０）を解放するため、スタックポインタ
ＳＰのアドレスを９０４番地とし、ＱＢＲＩＯにＦＭ２
の作業領域の先頭アドレスすなわち９００番地を再び格
納する。こうすることによってＦＭＩを呼び出す前のス
タックポインタに復帰する（第４図■）。
の作業領域０（０）を解放するため、スタックポインタ
ＳＰのアドレスを９０４番地とし、ＱＢＲＩＯにＦＭ２
の作業領域の先頭アドレスすなわち９００番地を再び格
納する。こうすることによってＦＭＩを呼び出す前のス
タックポインタに復帰する（第４図■）。
２−６）作業領域３（Ｑ）で示されるデータすなわち２
をパラメータ１（Ｐ）に書き込む（第３図■）。
をパラメータ１（Ｐ）に書き込む（第３図■）。
２−２−７）Ｆの処理が終わると（第３図■）、ＦＭ２
の作業領域を解放するためにスタックポインタＳＰのア
ドレスを９００番地とし、ＦＭ２を呼び出す前のスタッ
クポインタに復帰する（第４図■）。
の作業領域を解放するためにスタックポインタＳＰのア
ドレスを９００番地とし、ＦＭ２を呼び出す前のスタッ
クポインタに復帰する（第４図■）。
以上のように、ＦＭのネスティングが何段も続く場合に
も、この発明により設けた作業領域を用いると、プログ
ラムを複雑化することなく、容易にデータを保持できる
という利点が得られる。
も、この発明により設けた作業領域を用いると、プログ
ラムを複雑化することなく、容易にデータを保持できる
という利点が得られる。
（３）ビット処理における実施例。
この発明により、ＦＭの実行用に設けた作業領域を用い
て、ビット処理を行う場合の実施例として、パラメータ
１ （Ｐ） 、 ２ （Ｐ）で示されるデータを比較し
て、１（Ｐ）と２（Ｐ）が等しければパラメータ３（Ｐ
）にＯを、■（Ｐ）が２（Ｐ）より大きければパラメー
タ３（Ｐ）に−１を、１（Ｐ）が２（Ｐ）より小さけれ
ばパラメータ３（Ｐ）に１を、書き込む処理のプログラ
ム例を第５図に示す。
て、ビット処理を行う場合の実施例として、パラメータ
１ （Ｐ） 、 ２ （Ｐ）で示されるデータを比較し
て、１（Ｐ）と２（Ｐ）が等しければパラメータ３（Ｐ
）にＯを、■（Ｐ）が２（Ｐ）より大きければパラメー
タ３（Ｐ）に−１を、１（Ｐ）が２（Ｐ）より小さけれ
ばパラメータ３（Ｐ）に１を、書き込む処理のプログラ
ム例を第５図に示す。
ここで、Ｑ７は作業領域０ （Ｑ）のｎ番目のビットを
示す。
示す。
第６図は第５図のプログラム処理時における作業領域の
処理内容説明図である。
処理内容説明図である。
第５図、第６図を参照して処理動作を説明する。
３−１）第５図■の命令を実行し、作業領域０（０）を
とる。従って第６図において、ＱＢＲＩＯにそれまでの
スタックポインタＳＰのアドレス９００番地を格納し、
とった作業領域は１つであるから、領域１１に格納され
るスタックポインタＳＰのアドレスは９０１番地となる
。
とる。従って第６図において、ＱＢＲＩＯにそれまでの
スタックポインタＳＰのアドレス９００番地を格納し、
とった作業領域は１つであるから、領域１１に格納され
るスタックポインタＳＰのアドレスは９０１番地となる
。
３−２）第５図■の命令を実行しくなお、ＣＥはＣｏｍ
ｐａｒｅ Ｅｑｕａｌを意味する）、もし、パラメー
タ１（Ｐ）と２（Ｐ）が等しいと、第６図の作業領域０
（Ｑ）の０ビツト目、すなわちＱｏに１を書き込む。
ｐａｒｅ Ｅｑｕａｌを意味する）、もし、パラメー
タ１（Ｐ）と２（Ｐ）が等しいと、第６図の作業領域０
（Ｑ）の０ビツト目、すなわちＱｏに１を書き込む。
３−３）第５図◎の命令を実行しくなおＣＨはＣｏｍｐ
ａｒｅ Ｈｉｇｈを意味する）、もし、パラメータ１
（Ｐ）が２（Ｐ）より大なら、第６図の作業領域０
（Ｑ）の１ビット目すなわちＱ、に１を書き込む。
ａｒｅ Ｈｉｇｈを意味する）、もし、パラメータ１
（Ｐ）が２（Ｐ）より大なら、第６図の作業領域０
（Ｑ）の１ビット目すなわちＱ、に１を書き込む。
３−４）第５図◎の命令を実行しくなおＣＬはＣｏｍｐ
ａｒｅ Ｌ ｏｈを意味する）、もし、パラメータ１
（Ｐ）が２（Ｐ）より小なら、第６図の作業領域０（Ｑ
）の２ビット目すなわちＱ２に１を書き込む。
ａｒｅ Ｌ ｏｈを意味する）、もし、パラメータ１
（Ｐ）が２（Ｐ）より小なら、第６図の作業領域０（Ｑ
）の２ビット目すなわちＱ２に１を書き込む。
３−５）第５図■の命令を実行すると、第６図の作業領
域Ｑ （Ｑ）の０ビ・２ト目が１なら、パラメータ３（
Ｐ）にＯを書き込む。
域Ｑ （Ｑ）の０ビ・２ト目が１なら、パラメータ３（
Ｐ）にＯを書き込む。
３−６）第５図■の命令を実行すると、第６図の作業領
域０ （Ｑ）の１ビット目が１なら、パラメータ３（Ｐ
）に−１を書き込む。
域０ （Ｑ）の１ビット目が１なら、パラメータ３（Ｐ
）に−１を書き込む。
３−７）第５図■の命令を実行すると、第６図の作業領
域０ （Ｑ）の２ビット目が１なら、パラメータ３（Ｐ
）に１を書き込む。
域０ （Ｑ）の２ビット目が１なら、パラメータ３（Ｐ
）に１を書き込む。
このように、ＦＭＩの呼び出し元では、パラメータ３（
Ｐ）を参照することにより、パラメータ１（Ｐ） 、
２ （Ｐ）の大小を判断できる。
Ｐ）を参照することにより、パラメータ１（Ｐ） 、
２ （Ｐ）の大小を判断できる。
以上のように、制御プログラムに欠くことのできない、
ビット処理においても、この発明により設けた作業領域
は有効である。
ビット処理においても、この発明により設けた作業領域
は有効である。
以上説明したように、本発明によれば、スタック領域と
は別に、ファンクションモジュールＦＭ（サブルーチン
パッケージ）毎に必要な数だけの作業領域を設けて演算
途中結果の一時記憶を行わせ、該ＦＭの実行終了と共に
作業領域を解放するようにして、該ＦＭの実行前と実行
後ではスタックポインタは動かないようにしたので、プ
ログラムの暴走は起こり得す、またＰＵＳＨ，ＰＯＰ命
令はＦＭ実行という目的のためには使用しないので、そ
の使用個数の管理も不要となり、プログラマのプログラ
ミング時の負担が軽減し、プログラミングが簡単化する
という利点がある。
は別に、ファンクションモジュールＦＭ（サブルーチン
パッケージ）毎に必要な数だけの作業領域を設けて演算
途中結果の一時記憶を行わせ、該ＦＭの実行終了と共に
作業領域を解放するようにして、該ＦＭの実行前と実行
後ではスタックポインタは動かないようにしたので、プ
ログラムの暴走は起こり得す、またＰＵＳＨ，ＰＯＰ命
令はＦＭ実行という目的のためには使用しないので、そ
の使用個数の管理も不要となり、プログラマのプログラ
ミング時の負担が軽減し、プログラミングが簡単化する
という利点がある。
第１図は本発明の一実施例におけるプログラム（ＦＭＩ
）の説明図、第２図はＦＭＩ実行時における作業領域の
処理内容説明図、第３図はこの発明の別の実施例におけ
るプログラム（ＦＭ２）説明図、第４図はＦＭ２実行時
における作業領域の処理内容説明図、第５図は本発明の
更に他の実施例におけるプログラムの説明図、第６図は
第５図のプログラム処理時における作業領域の処理内容
の説明図、である。 符号の説明 １０・・・ＱＢＲ（作業領域の先頭アドレス格納領域）
、１１・・・スタックポインタアドレス格納領域、１２
・・・記憶領域（スタック領域、作業領域）代理人 弁
理士 並 木 昭 夫 代理人 弁理士 松 崎 清 Ｍ ２ 図 １゜
）の説明図、第２図はＦＭＩ実行時における作業領域の
処理内容説明図、第３図はこの発明の別の実施例におけ
るプログラム（ＦＭ２）説明図、第４図はＦＭ２実行時
における作業領域の処理内容説明図、第５図は本発明の
更に他の実施例におけるプログラムの説明図、第６図は
第５図のプログラム処理時における作業領域の処理内容
の説明図、である。 符号の説明 １０・・・ＱＢＲ（作業領域の先頭アドレス格納領域）
、１１・・・スタックポインタアドレス格納領域、１２
・・・記憶領域（スタック領域、作業領域）代理人 弁
理士 並 木 昭 夫 代理人 弁理士 松 崎 清 Ｍ ２ 図 １゜
Claims (1)
- １）記憶領域内にスタック領域をもつ演算装置において
、該スタック領域とは別に前記記憶領域内に設ける作業
領域の先頭アドレスを格納するポインタレジスタ（以下
、ＱＢＲレジスタと云う）を用意しておき、制御プログ
ラムにより呼び出されたサブルーチンの実行に際し、前
記スタック領域の先頭アドレスを示すスタックポインタ
のアドレスを前記作業領域の先頭アドレスとして前記Ｑ
ＢＲレジスタに取り込み、それと共に、演算の途中結果
などを一時記憶させるための領域として、プログラマが
プログラムにおいて指定したワード数だけ、前記ＱＢＲ
レジスタに格納された先頭アドレスに続いて作業領域を
確保することにより、前記スタックポインタは該ワード
数だけそのアドレスをずらしておき、前記サブルーチン
の終了時には、前記作業領域を消滅させてスタックポイ
ンタを元のアドレスに復帰させるようにしたことを特徴
とするプログラム実行方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP23530385A JPS6297038A (ja) | 1985-10-23 | 1985-10-23 | プログラム実行方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP23530385A JPS6297038A (ja) | 1985-10-23 | 1985-10-23 | プログラム実行方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6297038A true JPS6297038A (ja) | 1987-05-06 |
Family
ID=16984115
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP23530385A Pending JPS6297038A (ja) | 1985-10-23 | 1985-10-23 | プログラム実行方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6297038A (ja) |
Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5474653A (en) * | 1977-11-28 | 1979-06-14 | Toshiba Corp | Stack control system |
| JPS5843043A (ja) * | 1981-09-08 | 1983-03-12 | Oki Electric Ind Co Ltd | デ−タ処理装置の呼び出し命令方式 |
| JPS59135551A (ja) * | 1983-01-21 | 1984-08-03 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 高機能命令計算機 |
| JPS6074036A (ja) * | 1983-09-30 | 1985-04-26 | Fujitsu Ltd | スタツク計算機 |
-
1985
- 1985-10-23 JP JP23530385A patent/JPS6297038A/ja active Pending
Patent Citations (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS5474653A (en) * | 1977-11-28 | 1979-06-14 | Toshiba Corp | Stack control system |
| JPS5843043A (ja) * | 1981-09-08 | 1983-03-12 | Oki Electric Ind Co Ltd | デ−タ処理装置の呼び出し命令方式 |
| JPS59135551A (ja) * | 1983-01-21 | 1984-08-03 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 高機能命令計算機 |
| JPS6074036A (ja) * | 1983-09-30 | 1985-04-26 | Fujitsu Ltd | スタツク計算機 |
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