JP3035828B2 - 情報処理装置 - Google Patents
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR 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
- G06F9/30—Arrangements for executing machine instructions, e.g. instruction decode
- G06F9/38—Concurrent instruction execution, e.g. pipeline or look ahead
- G06F9/3867—Concurrent instruction execution, e.g. pipeline or look ahead using instruction pipelines
- G06F9/3869—Implementation aspects, e.g. pipeline latches; pipeline synchronisation and clocking
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- General Physics & Mathematics (AREA)
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Description
関し、特に、複数の命令を並列に実行する情報処理装置
に関する。
は、命令制御回路を備えている。命令制御回路における
命令の実行指示は、情報処理装置の種々の資源の確認
(例えば、レジスタの干渉条件のチェックや汎用レジス
タへの書込みパス競合など)を行って、全ての実行条件
が整ったときになされている。この時、実行指示条件が
多岐にわたり、実行指示チェックの終了まで多数の論理
回路を通る。従って、実行指示チェックの終了まで長時
間かかっている。
ングを判定するのに上記命令実行指示を実行するうえで
必要とされるような複雑な論理回路を必要としないの
で、短時間で済む。
ラインで動作可能な独立した機能の異なる複数の演算器
を備えている。そして、同じ種類の演算を実行する場合
には、その演算を実行するための特定の1つの演算器に
対して連続してオペランドを送り込んでパイプライン処
理を行っている。一方、異なった演算を実行する場合に
は、それぞれの演算を実行するための異なった演算器に
対してオペランドを送り込んで、並列に処理に行ってい
る。
を処理するメモリアクセス処理装置からのメモリアクセ
ス処理結果は、汎用レジスタへの書込みパス上で競合が
起きなければ、1マシンサイクル毎に1命令の実行起動
がなされる。
するメモリアクセス処理装置からのメモリアクセス処理
結果と複数の演算器からの演算結果データは、しばし
ば、汎用レジスタへの書込みパス上で同一タイミングに
なり、競合することがある。これは、メモリアクセス処
理装置や演算器への実行指示タイミングや、メモリアク
セス処理装置や演算器からの結果の得られるタイミング
が違うためである。そこで、書込みタイミングが競合す
る2つの命令をチェックする競合チェック回路を設け、
それら2つの命令の後ろの命令の実行起動を、競合が起
こらないタイミングまで遅らせている。
置は、データ・バッファ(キャッシュメモリ)を備えて
いる。従って、目的のデータがデータ・バッファに存在
すれば、即ち、キャッシュヒットすれば、所定時間で汎
用レジスタにメモリアクセス処理結果を書込むことが出
来る。しかしながら、目的のデータがデータ・バッファ
に存在しなければ、キャッシュミスヒットとして扱わ
れ、メモリアクセス処理結果が所定時間では得られなく
なる。そこで、従来の命令制御回路は、競合チェック回
路にメモリアクセス命令用競合チェック回路を付加え、
キャッシュミスヒットしたデータを主記憶装置から採取
してきた時点で書込みパスを確保しにいき、そのデータ
を汎用レジスタに格納している。
ータの履歴を保証する為、与えられた命令の順にしか汎
用レジスタへのデータ供給ができないようになってい
る。
である。乗算回路1、加減算回路2、及び論理演算回路
3は、それぞれ各段が1マシンサイクルで動作するパイ
プラインで動作可能な演算器である。乗算回路1、加減
算回路2、及び論理演算回路3の各々は、1マシンサイ
クル毎に異なったオペランドの演算をパイプライン形式
で処理することができる。この例では、乗算回路1、加
減算回路2、及び論理演算回路3は、7段、4段、及び
2段の演算処理ステージを備えている。各演算に必要な
オペランドは、汎用レジスタである演算レジスタ5から
入力オペランドパス101、102を介して与えられる。演算
起動信号が起動制御回路10より送られると、乗算回路
1、加減算回路2、及び論理演算回路3は、それぞれ、
その時点から7マシンサイクル、4マシンサイクル、及
び2マシンサイクル後に演算結果データを出力すること
ができる。
主記憶装置12内のデータを高速に供給する為に、データ
・バッファ(キャッシュメモリと呼ぶ)を備えている。
メモリアクセス処理装置4は、メモリアクセス命令に応
答して主記憶装置12から演算レジスタ5にデータを格納
する。この場合、目的のデータがキャッシュメモリに存
在すれば、メモリアクセス命令を受けた時点から、所定
時間(例えば、4マシンサイクル)で演算レジスタ5に
データが格納される。一方、目的のデータがキャッシュ
メモリに存在しなければ、主記憶装置12からデータを採
集してからメモリアクセス処理装置4を経由して演算レ
ジスタ5にそのデータが格納される。従って、所定時間
では、メモリアクセスデータが演算レジスタ5に格納さ
れない。
憶装置12からデータを採集してきたとき、そのデータを
そのまま演算レジスタ5に書込んだのでは書込みパス10
3上で競合が生じる場合がある。そのタイミング合せの
ためにバッファ・レジスタがメモリアクセス処理装置4
の出力に設けられている。尚、メモリアクセス命令のメ
モリアクセス処理結果は最大6マシンサイクル遅らせる
ことがある。従って、バッファ・レジスタとして6段の
バッファ・レジスタ14−1〜14−6を設けている。
6段のバッファ・レジスタ14−1〜14−6の出力のうち
のいずれか1つを書込み制御回路11からの第1の選択制
御信号により選択し、第1の選択結果を切替回路6′に
送出する。
7′からの出力のうちのいずれか1つを書込み制御回路
11からの第2の選択制御信号により選択し、第2の選択
結果を信号線103を介して演算レジスタ5に供給する。
4においてキャッシュミスヒットして、主記憶装置12か
ら採集したデータを演算レジスタ5に書込む場合の動作
について説明する。
れ、ここで必要な情報がデコードされる。このデコード
された情報の中で、メモリアクセス処理回路4の処理所
要時間(目的のデータがキャッシュメモリ内に存在する
と仮定した場合の時間)の情報が命令解読回路8から競
合チェック回路9に供給される。メモリアクセス命令の
実行起動をしても競合が起きないときは、チェック完了
の信号が競合チェック回路9から起動制御回路10に供給
されると同時に起動信号が起動制御回路10からメモリア
クセス処理装置4に送出される。
結果である目的のデータがメモリアクセス処理装置4内
のキャッシュメモリに存在しなければ、メモリアクセス
処理装置4は主記憶装置12へ採集にいく。そして、採集
してきた時点で、メモリアクセス処理装置4はメモリア
クセス命令用競合チェック回路13へ採集完了情報を送出
する。メモリアクセス命令用競合チェック回路13は、こ
の採集完了情報に応答して、競合チェック回路9内の情
報を基に採集したデータを演算レジスタ5に書込めるタ
イミングを探し求める。この書込めるタイミングで、書
込み制御回路11は書込みパス103を確保しにいく。
あると仮定しよう。この場合、メモリアクセス処理装置
4の出力をバッファ・レジスタ14−1、14−2で2マシ
ンサイクルの間持ち廻った後、書込み制御回路11からの
第1及び第2の選択制御信号により、切替回路7′がバ
ッファ・レジスタ14−2の出力を、切替回路6′が切替
回路7′の出力を選択するように制御して、演算レジス
タ5にメモリアクセス命令のメモリアクセス処理結果を
格納する。
置の動作を説明するための命令列の例を示す。第3図は
メモリアクセス命令について目的のデータがキャッシュ
メモリ上に存在する場合、第5図はキャッシュメモリ上
に存在しない場合である。
算レジスタR2の内容とを乗算し、乗算結果を演算レジス
タR3に格納することを指示する乗算命令である。命令
は演算レジスタR4の内容と演算レジスタR5の内容とを乗
算し、乗算結果を演算レジスタR6に格納することを指示
する乗算命令である。命令は演算レジスタR7の内容と
演算レジスタR8の内容との論理積演算を実行し、論理積
結果を演算レジスタR9に格納することを指示する論理積
命令である。命令は、主記憶装置の100番のアドレス
にあるデータM(100)を読み出し、その読み出された
データM(100)を演算レジスタR9に格納することを指
示するメモリアクセス命令である。命令は演算レジス
タR11の内容と演算レジスタR12の内容との論理積演算を
実行し、論理積結果を演算レジスタR13に格納すること
を指示する論理積命令である。
が第3図に示された命令列を実行した場合のタイムチャ
ートを示す。命令の実行起動がマシンサイクル毎に1命
令で、与えられた命令列順にのみ行なえるとする。
は、1マシンサイクルずれで乗算回路1,乗算回路1,論理
演算回路3に演算実行を指示する。その結果、命令〜
に対して、7マシンサイクル目、7マシンサイクル
目、2マシンサイクル目に演算結果が求まる。これら演
算結果が求まる次マシンサイクルで、書込み制御回路11
は、命令、命令、及び命令の演算結果の順に、演
算レジスタ5への書込みを切替回路6′を制御して書込
みパス103を介して行わせる。
は、第4−A図の点線に示されるように、タイミング4
から実行起動させると、そのメモリアクセス処理結果が
4マシンサイクル後のタイミング7で求まり、タイミン
グ8で書込みが行われる。このタイミング8は、命令
の演算結果が書込まれるタイミングと一致する。命令
をタイミング5から実行起動させた場合にも、そのメモ
リアクセス処理結果の書込みタイミングが命令の演算
結果が書込まれるタイミング9と一致する。従って、命
令に対する実行開始を2マシンサイクル遅らせ、第4
−A図の実線に示されるように、タイミング6から命令
の演算実行を行わせることによって、書込みパス103
の競合を避けるようにしている。
サイクル遅らせたタイミング9で実行起動させる。
書込みパス103において競合が生じる場合、競合が生じ
る後続命令の実行起動を遅らせている。
レスにあるデータM(100)を読み出し、その読み出さ
れたデータM(100)を演算レジスタR1に格納すること
を指示するメモリアクセス命令である。命令は演算レ
ジスタR2の内容と演算レジスタR3の内容との論理積演算
を実行し、論理積結果を演算レジスタR4に格納すること
を指示する論理積命令である。命令は演算レジスタR5
の内容と演算レジスタR6の内容との論理積演算を実行
し、論理積結果を演算レジスタR7に格納することを指示
する論理積命令である。命令は演算レジスタR8の内容
と演算レジスタR9の内容とを乗算し、乗算結果を演算レ
ジスタR10に格納することを指示する乗算命令である。
命令は演算レジスタR11の内容と演算レジスタR12の内
容とを乗算し、乗算結果を演算レジスタR13に格納する
ことを指示する乗算命令である。
が第5図に示された命令列を実行した場合のタイムチャ
ートを示す。この例においても命令の実行起動がマシン
サイクル毎に1命令で、与えられた命令列順にのみ行な
えるとする。
目的のデータがキャッシュメモリ上に存在しない(キャ
ッシュミスヒットした)ので、第6−A図の点線で示さ
れたタイミング5で書込みができない。従って、メモリ
アクセス処理装置4は、主記憶装置12からデータを採集
する。その採集できたタイミングがタイミング11である
とする。メモリアクセス命令用競合チェック回路13は、
タイミング11の次のタイミング12で書込みパス103を確
保できるか否かのチェッックを行う。この例では、メモ
リアクセス命令より後続命令である乗算命令及び
の書込みがそれぞれタイミング12及び13で行われる。こ
の為、メモリアクセス命令のメモリアクセス処理結果
をそのまま書込むとタイミング12で書込みパス103の競
合が生じる。そこで、競合が生じないように、書込める
タイミングを確保し、書込めるタイミングまでメモリア
クセス処理結果をバッファ・レジスタで持ち廻る。この
場合、タイミング14で書込みタイミングを確保し、2マ
シンサイクルの間、データを持ち廻るので、バッファ・
レジスタ14−1、14−2を使用する。
ュミスヒットしているので、タイミング5で書込みの競
合が起こらず、タイミング3で起動させることができ
る。しかし、タイミング3ではメモリアクセス命令が
キャッシュミスヒットするかどうかがわからないので、
書込みが競合しないように、1マシンサイクル遅らせ、
タイミング4で実行起動するようにしている。
ュミスヒットしたメモリアクセス命令のメモリアクセス
処理結果が所定時間では得られないので、競合チェック
回路にメモリアクセス命令用競合チェック回路を付け加
え、主記憶装置から採取したキャッシュミスヒットした
データを持ち廻るためのバッファ・レジスタを設けてい
る。そのため、回路規模が大きくなり、制御も複雑にな
るという欠点がある。
報処理装置を提供することにある。
異なる複数の演算器と、主記憶装置をアクセスするメモ
リアクセス処理装置と、前記複数の演算器から所定時間
で得られる演算結果と前記メモリアクセス処理装置から
不定時間で得られるメモリアクセス処理結果とが書き込
まれる複数の汎用レジスタと、前記複数の汎用レジスタ
への書込みサイクルを半マシンサイクルで行い、各1マ
シンサイクル中の前半の半マシンサイクル又は後半の半
マシンサイクルのどちらか一方を前記演算結果の書込み
サイクルとし、他方を前記メモリアクセス処理結果の書
込みサイクルとする書込み制御手段とを含んでいる。
スタの書込み時間が短いという点に着目した。汎用レジ
スタへの書込みサイクルを半マシンサイクルで行う。メ
モリアクセス命令を実行してからキャッシュミスヒット
等による結果が得られるまでの時間が不定のメモリアク
セス命令のメモリアクセス処理結果と、演算命令の実行
を開始した時点から所定時間で結果が得られる演算命令
の演算結果との汎用レジスタへの書込みを半マシンサイ
クル毎に交互に行う。これにより、メモリアクセス命令
用競合チェック回路と、主記憶装置から採取したキャッ
シュミスヒットしたデータを持ち廻るためのバッファ・
レジスタが不要になる。
る。
を示すブロック図である。
付し、それらの説明については省略する。
れか1つを書込み制御回路11からの選択制御信号により
選択し、その選択結果を切替回路7に供給する。
イクルでは切替回路6の選択結果を選択し、後半の半マ
シンサイクルではメモリアクセス処理装置4の出力を選
択し、その選択結果を信号線103を介して演算レジスタ
5に格納する。
く。命令には、演算命令とメモリアクセス命令とがあ
る。
が命令解読回路8に供給される。命令解読回路8は、そ
の演算命令をデコードして、演算パイプライン所要時間
の情報を競合チェック回路9に送出する。競合チェック
回路9は、この演算命令を実行起動しても競合が起きな
いとき、チェック完了信号を起動制御回路10へ送出す
る。このチェック完了信号に応答して、起動制御回路10
は、起動信号を演算命令に対応する演算器へ供給する。
この時、起動制御回路10は起動信号を競合チェック回路
9へも送る。また、起動信号は、書込み制御回路11へも
供給される。この起動信号に応答して、書込み制御回路
11は、演算命令の演算結果が得られるタイミングで切替
回路6に対してその演算結果が得られる演算器を選択さ
せる。
クセス命令は命令解読回路8に供給される。上述したよ
うに、切替回路7は1マシンサイクルの前半の半マシン
サイクルは切替回路6の結果を選択し、後半の半マシン
サイクルはメモリアクセス処理装置4の出力結果を選択
して演算レジスタ5に書込む。この為、メモリアクセス
命令のメモリアクセス処理結果と演算命令の演算結果
は、切替回路7での処理サイクルが異なるので、演算レ
ジスタ5への書込みタイミング競合は発生しない。従っ
て、演算結果とメモリアクセス処理結果との間では演算
レジスタ5への書込みパス103上での競合が起こらな
い。よって、本発明では、第1図に示すように、第2図
に示したメモリアクセス命令用競合チェック回路13によ
る競合チェックは不要である。すなわち、本発明では、
第2図中のメモリアクセス命令用競合チェック回路13と
バッファ・レジスタ14−1〜14−6とが不要である。
尚、本発明でも、書込みタイミングが競合する2つの演
算命令をチェックするための競合チェック回路9は必要
であることに注意願います。これ故に、命令解読回路8
は起動指示の情報を起動制御回路10へ送出する。この起
動指示の情報に応答して、起動制御回路10は起動信号を
メモリアクセス処理装置4へ送る。
ッシュメモリのヒット・ミスヒットに関係なく、与えら
れた命令順に書込みパス103を介して演算レジスタ5へ
データが戻ってくる。
装置が第3図に示された命令列を実行した場合のタイム
チャートを示す。命令の実行起動がマシンサイクル毎に
1命令で、与えられた命令列順にのみ行なえるとする。
は、1マシンサイクルずれで乗算回路1,乗算回路1,論理
演算回路3に演算実行を指示する。その結果、命令〜
に対して、7マシンサイクル目、7マシンサイクル
目、2マシンサイクル目に演算結果が求まる。これら演
算結果が求まる次マシンサイクルで、書込み制御回路11
は、命令、命令、及び命令の演算結果の順に、演
算レジスタ5への書込みを切替回路6を制御して切替回
路7及び書込みパス103を介して行わせる。
令順が変わっても何等問題ない。
令の演算結果の書込みタイミングが半マシンサイクル
で分れているので、タイミング4から実行起動させて
も、演算レジスタ5への書込みパス103で競合が生じな
い。従って、後続命令は、実行起動が遅れることなく、
マシンサイクル毎に1命令づつ実行起動がなされる。
装置が第5図に示された命令列を実行した場合のタイム
チャートを示す。この例においても命令の実行起動がマ
シンサイクル毎に1命令で、与えられた命令列順にのみ
行なえるとする。
目的のデータがキャッシュメモリ上に存在しない(キャ
ッシュミスヒットした)ので、メモリアクセス処理装置
4は、主記憶装置12からデータを採集する。
と書込みタイミングが半マシンサイクルで分れているの
で、演算レジスタ5への書込みパス103で競合が生じな
い。従って、従来のようにバッファ・レジスタでデータ
を持ち廻ることなく、タイミング11で書込みが行なえ
る。
書込みタイミングが半マシンサイクルで分れているの
で、演算レジスタ5への書込みパス103で競合が生じな
い。従って、演算命令をタイミング3で起動させるこ
とができる。
とパイプライン化した機能の異なる複数の演算器とメモ
リアクセス処理装置を有する情報処理装置に於いて、複
数の演算器の各々において、演算を実行するのに必要な
パイプライン段数が異なる場合、各演算器からの演算結
果を書込み制御回路からの信号で選択できる第1の切替
回路と、この第1の切替回路の選択結果かメモリアクセ
ス処理装置のメモリアクセス処理結果を半マシンサイク
ルで交互に選択する第2の切替回路とを備えることによ
り、演算器からの演算結果とメモリアクセス処理装置か
らのメモリアクセス処理結果の汎用レジスタへの書込み
パス上での競合がなくなる。これにより、従来の情報処
理装置において必要であった、メモリアクセス命令用競
合チェック回路と主記憶装置から採取したキャッシュミ
スヒットしたデータを持ち廻るためのバッファ・レジス
タが不要になるという効果がある。
示すブロック図、第2図は従来の情報処理装置の構成を
示すブロック図、第3図はメモリアクセス命令がキャッ
シュヒットしたと仮定した命令列を示す図、第4−A図
は第3図の命令列を第2図の従来の情報処理装置で実行
した場合のタイムチャート、第4−B図は第3図の命令
列を第1図の本発明の情報処理装置で実行した場合のタ
イムチャート、第5図はメモリアクセス命令がキャッシ
ュミスヒットしたと仮定した命令列を示す図、第6−A
図は第5図の命令列を第2図の従来の情報処理装置で実
行した場合のタイムチャート、第6−B図は第5図の命
令列を第1図の本発明の情報処理装置で実行した場合の
タイムチャートである。 1……乗算回路、2……加減算回路、3……論理演算回
路、4……メモリアクセス処理回路、5……演算レジス
タ、6,7……切替回路、8……命令解読回路、9……競
合チェック回路、10……起動制御回路、11……書込み制
御回路、12……主記憶装置、102,102……オペランド供
給パス、103……結果格納パス(書込みパス)。
Claims (2)
- 【請求項1】パイプライン化した機能の異なる複数の演
算器と、 主記憶装置をアクセスするメモリアクセス処理装置と、 前記複数の演算器から所定時間で得られる演算結果と前
記メモリアクセス処理装置から不定時間で得られるメモ
リアクセス処理結果とが書き込まれる複数の汎用レジス
タと、 前記複数の汎用レジスタへの書込みサイクルを半マシン
サイクルで行い、各1マシンサイクル中の前半の半マシ
ンサイクル又は後半の半マシンサイクルのどちらか一方
を前記演算結果の書込みサイクルとし、他方を前記メモ
リアクセス処理結果の書込みサイクルとする書込み制御
手段とを含むことを特徴とする情報処理装置。 - 【請求項2】前記複数の演算器からの演算結果の一つを
前記書込み制御手段からの選択制御信号で選択して出力
する第1の切替回路と、 この第1の切替回路の出力及び前記メモリアクセス処理
結果の何れかを半マシンサイクルで交互に選択して前記
汎用レジスタへ供給する第2の切替回路とをさらに含む
ことを特徴とする請求項1記載の情報処理装置。
Priority Applications (4)
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