JP3102594B2 - キャッシュメモリ装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、命令列とデータとの双
方が格納されるキャッシュメモリ装置に関するものであ
る。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムにおいて、命令フ
ェッチのためのアクセスとデータアクセスとの高速化を
目的としてキャッシュメモリ装置が使用される。

【０００３】ある種のキャッシュメモリ装置は、プロセ
ッサにより実行されるべき命令列が格納された命令キャ
ッシュとして使用されるだけでなく、データの格納のた
めのデータキャッシュとしても使用される。このタイプ
のキャッシュメモリ装置は、アプリケーションプログラ
ムに応じて命令列とデータとの間で容量配分の最適化が
図れる利点があるものの、従来はシングルポートメモリ
アレイで構成されていたので、命令フェッチのためのア
クセス要求とデータアクセス要求とを同時には処理する
ことができない構成であった。

【０００４】また、命令キャッシュとデータキャッシュ
とを分離したタイプのキャッシュメモリ装置も使用に供
されている。このタイプのキャッシュメモリ装置は、命
令フェッチのためのアクセス要求とデータアクセス要求
とを同時に処理できる利点があるものの、従来は命令キ
ャッシュとデータキャッシュとの各々がシングルポート
メモリアレイで構成されていたので、命令フェッチのた
めの複数のアクセス要求を同時には処理することができ
ず、また複数のデータアクセス要求を同時には処理する
ことができない構成であった。

【０００５】さて、マイクロプロセッサを用いたコンピ
ュータシステムにおいて、命令を実行するためのマイク
ロプロセッサに命令縮小型コンピュータ（ＲＩＳＣ）の
アーキテクチャが採用される場合がある。以下、この種
のマイクロプロセッサをＲＩＳＣマイクロプロセッサと
いう。ＲＩＳＣマイクロプロセッサの命令セットは基本
的に１サイクルで実行できる命令に限定されており、該
マイクロプロセッサは１サイクル毎に次々と命令を実行
していく。しかも、メモリアクセス命令は、例えばロー
ド命令とストア命令との２種類に限られている。

【０００６】ＲＩＳＣマイクロプロセッサとキャッシュ
メモリ装置とが内部バスを介して接続された構成を有す
るプロセッサユニットでは、ＲＩＳＣマイクロプロセッ
サからキャッシュメモリ装置へ、命令フェッチのために
プログラムカウンタのインクリメントにより順次生成さ
れる命令アドレスと、ロード命令及びストア命令に基づ
いてデータアクセスのために生成されるデータアドレス
とが各々アクセス要求アドレスとして与えられることと
なる。更に、命令実行シーケンスの変更を要求する命令
すなわち無条件分岐命令、条件分岐命令等のシーケンス
変更命令を該マイクロプロセッサが実行する際には、分
岐先の命令フェッチのための分岐先アドレスが他のアク
セス要求アドレスとしてキャッシュメモリ装置に与えら
れる。

【０００７】一方、共通のシステムバス（外部バス）に
複数のプロセッサユニットを接続してなるマルチプロセ
ッサ構成のコンピュータシステムでは、各プロセッサユ
ニットにバス監視装置を設けることが一般的になってい
る。例えば、あるプロセッサユニット内のキャッシュメ
モリ装置のデータが一部書き換えられた場合、キャッシ
ュプロトコルの定義に従ってデータの整合性すなわちコ
ヒーレンシーを維持するように、他のプロセッサユニッ
ト内のキャッシュメモリ装置の同一アドレスのデータを
無効化する必要がある。外部バスに接続された共通の外
部メモリ装置のデータが一部書き換えられた場合も、同
様の操作を施す必要がある。そこで、各バス監視装置
は、外部バスから供給された物理アドレスのデータをキ
ャッシュメモリ装置が保持しているかどうかを調べるの
である。つまり、キャッシュメモリ装置へは、バス監視
装置からデータの整合性を管理するための物理アドレス
が更に他のアクセス要求アドレスとして与えられる。な
お、マルチプロセッサ構成におけるキャッシュメモリ装
置のコヒーレンシーについては、J.Archibald and J.L.
Baer：“Cache Coherence Protocols ：Evaluation Usi
nga MultiprocessorSimulation Model”（ACM Trans. o
n Computer Systems，Vol.4,No.4,Nov.1986,pp.273-29
8）等に詳細な記述がある。

【０００８】

【発明が解決しようとする課題】上記命令アドレス、分
岐先アドレス、データアドレス及び物理アドレスの各々
に係るアクセス要求は、互いに独立に生起する。したが
って、最大４種類のアクセス要求が同時に生起する可能
性がある。

【０００９】ところが、前記のとおり命令キャッシュと
データキャッシュとを分離しないタイプの従来のキャッ
シュメモリ装置は、命令フェッチのためのアクセス要求
（命令アドレス及び分岐先アドレスに係るアクセス要
求）とデータアクセス要求（データアドレス及び物理ア
ドレスに係るアクセス要求）とを同時には処理できない
構成であったので、両者が同時に生起した場合には一方
のアクセス要求を優先的に処理することとなる。したが
って、例えば命令フェッチのためのアクセスを優先させ
る場合には、データアクセス要求が処理待ち状態となっ
てペナルティが発生する。

【００１０】また、命令キャッシュとデータキャッシュ
とを分離したタイプの従来のキャッシュメモリ装置は、
特にマルチプロセッサ構成をサポートするＲＩＳＣマイ
クロプロセッサに適用される場合、例えば条件分岐命令
の実行やメモリアクセス命令の実行に際し、次のような
問題があった。

【００１１】まず、ＲＩＳＣマイクロプロセッサがある
命令の実行と並行して条件分岐命令の条件の成立・不成
立の判断をしている間にキャッシュメモリ装置が該プロ
セッサからの命令アドレスに係るアクセス要求を処理す
る構成を採用すれば、分岐条件不成立の場合に次に実行
すべき命令がプログラムカウンタに従って予めフェッチ
されるので、分岐条件の不成立が判明した時点で該プロ
セッサは次の命令を直ちに実行することができる。とこ
ろが、従来のキャッシュメモリ装置は、命令アドレスに
係るアクセス要求と分岐先アドレスに係るアクセス要求
とを同時には処理できない構成であったので、前記分岐
条件の成立・不成立の判断と命令アドレスに係るアクセ
ス要求の処理とが完了した後でなければ分岐先の命令を
フェッチすることができない。つまり、分岐先の命令フ
ェッチのためのアクセスについてペナルティが発生する
のである。

【００１２】また、同命令キャッシュとデータキャッシ
ュとを分離したタイプの従来のキャッシュメモリ装置
は、ロード命令及びストア命令に基づくデータアドレス
に係るアクセス要求とデータの整合性を管理するための
物理アドレスに係るアクセス要求とを同時には処理でき
ない構成であったので、両者が同時に生起した場合には
一方のアクセス要求を優先的に処理することとなる。し
たがって、例えば物理アドレスに係るアクセスを優先さ
せる場合には、データアドレスに係るアクセス要求が処
理待ち状態となってペナルティが発生する。

【００１３】本発明の目的は、命令キャッシュとデータ
キャッシュとを分離しないタイプのキャッシュメモリ装
置において、命令フェッチのための複数のアクセス要求
と複数のデータアクセス要求との中から任意に選択され
た少なくとも２つのアクセス要求を同時に処理できるよ
うにすることにあり、特にＲＩＳＣマイクロプロセッサ
を含んだマルチプロセッサ構成のプロセッサユニットの
各々に好適に使用されるアクセス効率の良いキャッシュ
メモリ装置を提供することにある。

【００１４】

【課題を解決するための手段】上記の目的を達成するた
めに、本発明は、命令キャッシュとデータキャッシュと
を分離しないタイプのキャッシュメモリ装置に互いに独
立した２つのポートを有するデュアルポートメモリアレ
イを導入し、命令フェッチのための２つのアクセス要求
の同時処理、命令フェッチのためのアクセス要求とデー
タアクセス要求との同時処理、及び、２つのデータアク
セス要求の同時処理をいずれも可能にしたものである。

【００１５】具体的には、請求項１の発明は、命令フェ
ッチのためのアクセスに使用されるべき複数のアドレス
とデータアクセスに使用されるべき複数のアドレスとか
らなるアドレス群の中の３つ以上のアドレスがアクセス
要求アドレスとして同時に与えられるキャッシュメモリ
装置において、与えられた３つ以上のアクセス要求アド
レスの中から命令フェッチのためのアクセスに使用され
るべき２つのアドレス、データアクセスに使用されるべ
き２つのアドレス、及び、命令フェッチのためのアクセ
スに使用されるべき１つのアドレスとデータアクセスに
使用されるべき１つのアドレスという２つのアドレスの
複数の組み合わせのうちの１つを選択するためのアドレ
ス選択手段と、命令列とデータとが格納されかつ前記ア
ドレス選択手段で選択された２つのアドレスによりそれ
ぞれ独立にアクセスされる記憶手段とを備えた構成を採
用したものである。

【００１６】請求項２の発明は、ＲＩＳＣマイクロプロ
セッサを含んだマルチプロセッサ構成のプロセッサユニ
ットへの対応を可能にしたものであって、命令フェッチ
のためにプログラムカウンタのインクリメントにより順
次生成される第１のアドレスとしての命令アドレスと、
命令実行シーケンスの変更を要求するシーケンス変更命
令に基づいて分岐先の命令フェッチのために生成される
第２のアドレスとしての分岐先アドレスと、メモリアク
セス命令に基づいてデータアクセスのために生成される
第３のアドレスとしてのデータアドレスと、他のメモリ
装置との間のデータの整合性を管理するための第４のア
ドレスとしてのデータアクセス用の物理アドレスとの４
種類のアドレスからなるアドレス群に属する３つ以上の
アドレスがアクセス要求アドレスとして同時に与えられ
るキャッシュメモリ装置において、次のような制御装置
と、第１及び第２のアドレス選択器と、記憶装置とを備
えた構成を採用したものである。すなわち、制御装置
は、与えられた３つ以上のアクセス要求アドレスの中か
ら、命令アドレスと分岐先アドレス、命令アドレスとデ
ータアドレス、命令アドレスと物理アドレス、分岐先ア
ドレスとデータアドレス、分岐先アドレスと物理アドレ
ス、データアドレスと物理アドレス、及び、２つのデー
タアドレスという２つのアドレスの複数の組み合わせの
うちの１つを各々第１及び第２の被選択アドレスとして
指定するものである。また、第１のアドレス選択器は、
前記制御装置により第１の被選択アドレスとして指定さ
れたアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求
アドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレ
スを出力するものである。第２のアドレス選択器は、前
記制御装置により第２の被選択アドレスとして指定され
たアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求ア
ドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレス
を出力するものである。そして、記憶装置は、命令列と
データとが格納され、かつ前記第１及び第２のアドレス
選択器から各々出力されたアドレスによりそれぞれ独立
にアクセスされるものである。

【００１７】また、請求項３の発明では、前記制御装置
は、前記与えられた３つ以上のアクセス要求アドレスの
うち、前記第１〜第３の３種類のアドレスの中から１つ
のアドレスを前記第１の被選択アドレスとして指定し、
かつ前記第２〜第４の３種類のアドレスの中から他の１
つのアドレスを前記第２の被選択アドレスとして指定す
ることとした。

【００１８】請求項４の発明では、前記制御装置は、前
記第３及び第４のアドレスに比べて前記第１及び第２の
アドレスを優先させ、かつ前記第３のアドレスに比べて
前記第４のアドレスを優先させるという優先ルールに従
って前記第１及び第２の被選択アドレスの指定を行い、
かつ前記与えられた３つ以上のアクセス要求アドレスの
うち前記第１及び第２の被選択アドレスとして指定され
たアドレス以外のアドレスを処理待ち状態とすることと
した。

【００１９】また、請求項５の発明では、前記制御装置
は、前記処理待ち状態のアクセス要求アドレスに加えて
２つ以上のアクセス要求アドレスが新たに与えられた場
合には、前記第１及び第２の被選択アドレスの指定に際
し、前記処理待ち状態のアクセス要求アドレスを最優先
とすることとした。

【００２０】請求項６の発明では、前記記憶装置は、次
のような第１及び第２のデュアルポートメモリアレイ
と、第１及び第２の比較器とを備えることとした。すな
わち、第１のデュアルポートメモリアレイは、互いに独
立した第１及び第２のポートを有し、かつ前記第１のア
ドレス選択器から出力されたアドレスのうちの特定の部
分により前記第１のポートから第１のタグアドレスが読
み出され、かつ前記第２のアドレス選択器から出力され
たアドレスのうちの特定の部分により前記第２のポート
から第２のタグアドレスが読み出されるものである。ま
た、第１の比較器は、前記第１のアドレス選択器から出
力されたアドレスのうちの他の特定の部分と前記第１の
デュアルポートメモリアレイの第１のポートから読み出
された第１のタグアドレスとが一致した場合には第１の
ヒット信号を出力するものである。第２の比較器は、前
記第２のアドレス選択器から出力されたアドレスのうち
の他の特定の部分と前記第１のデュアルポートメモリア
レイの第２のポートから読み出された第２のタグアドレ
スとが一致した場合には第２のヒット信号を出力するも
のである。そして、第２のデュアルポートメモリアレイ
は、命令列とデータとが格納され、かつ互いに独立した
第１及び第２のメモリポートを有し、かつ前記第１の比
較器から第１のヒット信号が出力された場合には前記第
１のアドレス選択器から出力されたアドレスにより前記
第１のメモリポートを通してアクセスされ、かつ前記第
２の比較器から第２のヒット信号が出力された場合には
前記第２のアドレス選択器から出力されたアドレスによ
り前記第２のメモリポートを通してアクセスされるもの
である。

【００２１】また、請求項７の発明では、前記記憶装置
は、前記第１のアドレスによりアクセスされる毎に前記
格納された命令列のうちの連続した少なくとも２つの命
令が一度にフェッチされることとした。

【００２２】

【作用】請求項１の発明によれば、アドレス選択手段に
より命令フェッチのための１つのアドレスとデータアク
セスのための１つのアドレスとが選択される場合だけで
なく、同アドレス選択手段により命令フェッチのための
２つのアドレスが選択される場合や、データアクセスの
ための２つのアドレスが選択される場合もある。命令列
とデータとの双方が格納された記憶手段は、これら各々
の場合に応じて、アドレス選択手段で選択された２つの
アドレスによりそれぞれ独立にアクセスされる。つま
り、命令キャッシュとデータキャッシュとを分離しない
構成でありながら、命令フェッチのための２つのアクセ
ス要求の同時処理、命令フェッチのためのアクセス要求
とデータアクセス要求との同時処理、及び、２つのデー
タアクセス要求の同時処理がいずれも可能である。

【００２３】次に、請求項２の発明によれば、やはり命
令キャッシュとデータキャッシュとを分離しない構成で
ありながら、命令フェッチのためのアクセス要求（命令
アドレス又は分岐先アドレスに係るアクセス要求）とデ
ータアクセス要求（データアドレス又は物理アドレスに
係るアクセス要求）とを同時に処理できるだけでなく、
命令フェッチのための２つのアクセス要求（命令アドレ
ス及び分岐先アドレスに係るアクセス要求）の同時処理
や、２つのデータアクセス要求（データアドレス及び物
理アドレスに係るアクセス要求）の同時処理が可能であ
る。しかも、制御装置によって第１及び第２の被選択ア
ドレスとして指定される２つのアドレスの組み合わせの
中には、ＲＩＳＣマイクロプロセッサを含んだマルチプ
ロセッサ構成のプロセッサユニットへの対応にとって必
要なアドレスの組み合わせ、すなわち(1) 命令アドレス
と分岐先アドレス、(2) 命令アドレスとデータアドレ
ス、(3) 命令アドレスと物理アドレス、(4) 分岐先アド
レスとデータアドレス、(5)分岐先アドレスと物理アド
レス、及び、(6) データアドレスと物理アドレスの６種
類の組み合わせが全て含まれている。また、１サイクル
に複数の命令を同時に実行できるスーパースケーラ型の
アーキテクチャを採用したマイクロプロセッサへの対応
の場合に必要となる他のアドレスの組み合わせ、すなわ
ち２つのデータアドレスの組み合わせも許容される。

【００２４】また、請求項３の発明によれば、制御装置
による第１及び第２の被選択アドレスの指定の範囲が制
限されているにもかかわらず、該制限を設けない場合と
同様に、ＲＩＳＣマイクロプロセッサを含んだマルチプ
ロセッサ構成のプロセッサユニットへの対応にとって必
要な前記６種類のアドレスの組み合わせはいずれも許容
される。また、スーパースケーラ型のアーキテクチャを
採用したマイクロプロセッサへの対応にとって必要な２
つのデータアドレス等の組み合わせも許容される。

【００２５】また、請求項４の発明によれば、例えば第
１〜第４のアドレスの各々に係る４つのアクセス要求が
同時に与えられた場合、データアドレス（第３アドレ
ス）及び物理アドレス（第４のアドレス）に係るデータ
アクセス要求に比べて、命令アドレス（第１アドレス）
及び分岐先アドレス（第２のアドレス）に係る命令フェ
ッチのためのアクセス要求が優先的に処理される。ま
た、同じデータアクセス要求の中でもデータアドレス
（第３アドレス）に係るアクセス要求に比べて物理アド
レス（第４のアドレス）に係るアクセス要求が優先的に
処理される。

【００２６】また、請求項５の発明によれば、例えば３
つのアクセス要求が同時に与えられた場合、該３つのア
クセス要求のうちの処理待ち状態とされた１つのアクセ
ス要求は次の機会には必ず処理される。また、４つのア
クセス要求が同時に与えられた場合でも、該４つのアク
セス要求のうちの処理待ち状態とされた２つのアクセス
要求は次の機会には必ず処理される。

【００２７】請求項６の発明によれば、命令列とデータ
との双方が第２のデュアルポートメモリアレイに格納さ
れ、該第２のデュアルポートメモリアレイのエントリの
タグアドレスが第１のデュアルポートメモリアレイに格
納される。そして、第１のアドレス選択器から出力され
たアドレスは、ヒットしたか否かが第１のデュアルポー
トメモリアレイと第１の比較器とにより調べられ、ヒッ
トした場合には第２のデュアルポートメモリアレイへの
アクセスに使用される。これと並行して、第２のアドレ
ス選択器から出力されたアドレスは、ヒットしたか否か
が第１のデュアルポートメモリアレイと第２の比較器と
により調べられ、ヒットした場合には同じく第２のデュ
アルポートメモリアレイへのアクセスに使用される。

【００２８】また、請求項７の発明によれば、命令列の
うちの連続した少なくとも２つの命令が記憶装置から一
度にフェッチされる。したがって、第１のアドレスに係
るアクセス頻度が低減する一方、第２〜第４のアドレス
に係るアクセス要求が即時に処理される可能性が増大す
る。

【００２９】

【実施例】以下、本発明の実施例を図面に基づいて説明
する。

【００３０】図１は、ＲＩＳＣマイクロプロセッサを含
んだマルチプロセッサ構成のプロセッサユニットに適し
た本発明の一実施例に係るキャッシュメモリ装置の構成
を示すブロック図である。同図に示すキャッシュメモリ
装置へは、４つのアドレスＩＡ，ＢＡ，ＤＡ，ＰＡのう
ちの１つ又は複数のアドレスがアクセス要求アドレスと
して与えられる。第１のアクセス要求信号ＩＡＧととも
に与えられる第１のアドレスＩＡは、命令フェッチのた
めにプログラムカウンタのインクリメントにより順次生
成される命令アドレスである。第２のアクセス要求信号
ＢＡＧとともに与えられる第２のアドレスＢＡは、無条
件分岐命令、条件分岐命令等のシーケンス変更命令に基
づいて分岐先の命令フェッチのために生成される分岐先
アドレスである。第３のアクセス要求信号ＤＡＧととも
に与えられる第３のアドレスＤＡは、メモリアクセス命
令に基づいてデータアクセスのために生成されるデータ
アドレスである。そして、第４のアクセス要求信号ＰＡ
Ｇとともに与えられる第４のアドレスＰＡは、他のメモ
リ装置との間のデータの整合性を管理するためのデータ
アクセス用の物理アドレスである。

【００３１】図１中の２０は、表１及び表２に示すよう
に、入力信号としての第１〜第４のアクセス要求信号Ｉ
ＡＧ，ＢＡＧ，ＤＡＧ，ＰＡＧの状態の組み合わせに応
じて第１及び第２の指定信号Ｓ１，Ｓ２を出力するため
の一種のステートマシンとしての制御装置である。第１
の指定信号Ｓ１は、アクセス要求アドレスとしての第１
〜第４のアドレスＩＡ，ＢＡ，ＤＡ，ＰＡの中から１つ
のアドレスを第１の被選択アドレスとして指定するため
の信号である。また、第２の指定信号Ｓ２は、同じくア
クセス要求アドレスとしての第１〜第４のアドレスＩ
Ａ，ＢＡ，ＤＡ，ＰＡの中から他のアドレスを第２の被
選択アドレスとして指定するための信号である。ただ
し、表１，２に示した第１及び第２の指定信号Ｓ１，Ｓ
２による被選択アドレスの指定は、互いの間で交換可能
である。図１中のＳ０は、両指定を伝達するために制御
装置２０から出力される他の信号である。

【００３２】

【表１】

【００３３】

【表２】

【００３４】制御装置２０は、表２に示すように３つ以
上のアクセス要求信号が同時に与えられた場合には、第
３及び第４のアドレスＤＡ，ＰＡに比べて第１及び第２
のアドレスＩＡ，ＢＡを優先させ、かつ第３のアドレス
ＤＡに比べて第４のアドレスＰＡを優先させるという優
先ルールに従って第１及び第２の指定信号Ｓ１，Ｓ２を
出力する。この際、指定を受けなかったアクセス要求ア
ドレスは、例えば表２中の番号１９の行に示す物理アド
レス（第４のアドレス）ＰＡのように処理待ち状態とさ
れる。表２では、このようにして処理待ち状態とされた
アドレスに係るアクセス要求信号は、論理値“１”に記
号“＊”を付した表示となっている。制御装置２０は、
処理待ち状態のアクセス要求信号に加えて２つ以上のア
クセス要求信号が同時に与えられた場合（例えば表２中
の番号２２の行）には、第１及び第２の被選択アドレス
の指定に際し、該処理待ち状態のアクセス要求信号に係
るアドレスを最優先とする。

【００３５】図１中の１０は、第１の指定信号Ｓ１によ
り第１の被選択アドレスとして指定されたアドレスを前
記第１〜第４のアドレスＩＡ，ＢＡ，ＤＡ，ＰＡの中か
ら選択し、かつ該選択したアドレスを第１の選択アドレ
スＳＡ１として出力するための第１のアドレス選択器で
ある。１２は、第２の指定信号Ｓ２により第２の被選択
アドレスとして指定されたアドレスを同じく前記第１〜
第４のアドレスＩＡ，ＢＡ，ＤＡ，ＰＡの中から選択
し、かつ該選択したアドレスを第２の選択アドレスＳＡ
２として出力するための第２のアドレス選択器である。

【００３６】メモリ部分は、第１及び第２の選択アドレ
スＳＡ１，ＳＡ２によりそれぞれ独立にアクセスされ得
るように、第１及び第２のデュアルポートメモリアレイ
１４，２４、第１及び第２の比較器１６，１８、ヒット
信号生成器２２、並びに、読み出し／書き込み回路２６
で構成されている。

【００３７】このうち、第１のデュアルポートメモリア
レイ１４は、各々第１及び第２のアドレスデコーダ１４
ａ，１４ｂを有しかつ互いに独立した２つのポートを備
え、第１の選択アドレスＳＡ１の下位ビットにより第１
のタグアドレスＴＡ１が読み出され、かつこれと並行し
て第２の選択アドレスＳＡ２の下位ビットにより第２の
タグアドレスＴＡ２が読み出されるものである。第１の
比較器１６は、第１の選択アドレスＳＡ１の上位ビット
と第１のタグアドレスＴＡ１とを比較し、両者が一致し
た場合には第１のヒット信号Ｈ１を出力するものであ
る。第２の比較器１８は、これと並行して第２の選択ア
ドレスＳＡ２の上位ビットと第２のタグアドレスＴＡ２
とを比較し、両者が一致した場合には第２のヒット信号
Ｈ２を出力するものである。

【００３８】ヒット信号生成器２２は、第１のヒット信
号Ｈ１の入力を受けた場合には第１の制御信号ＥＮ１を
出力し、かつ第２のヒット信号Ｈ２の入力を受けた場合
には第２の制御信号ＥＮ２を出力するとともに、制御装
置２０との間の交信を行いながらヒットアドレスに応じ
て命令キャッシュヒットＩＨ、分岐先ヒットＢＨ、デー
タキャッシュヒットＤＨ及びバス監視ヒットＰＨの各キ
ャッシュヒット信号を生成するものである。

【００３９】第２のデュアルポートメモリアレイ２４
は、各々第１及び第２のアドレスデコーダ２４ａ，２４
ｂを有しかつ互いに独立した２つのメモリポートを備
え、命令列とデータとの双方が格納されるものである。
そして、読み出し／書き込み回路２６は、ヒット信号生
成器２２からの第１及び第２の制御信号ＥＮ１，ＥＮ２
を受け取って、第２のデュアルポートメモリアレイ２４
への並行アクセスを実行するものである。つまり、第２
のデュアルポートメモリアレイ２４は、第１の比較器１
６によって第１の選択アドレスＳＡ１のヒットが検出さ
れた場合には該第１の選択アドレスＳＡ１によりアクセ
スされ、かつこれと並行して第２の比較器１８によって
第２の選択アドレスＳＡ２のヒットが検出された場合に
は該第２の選択アドレスＳＡ２によりアクセスされるも
のである。

【００４０】第１のデュアルポートメモリアレイ１４に
は、第２のデュアルポートメモリアレイ２４のエントリ
のタグアドレス等の情報が格納される。そして、第１の
アドレス選択器１０からの第１の選択アドレスＳＡ１
は、第１のデュアルポートメモリアレイ１４からの第１
のタグアドレスＴＡ１に基づいて、ヒットしたか否かが
第１の比較器１６により調べられ、ヒットした場合には
第２のデュアルポートメモリアレイ２４へのアクセスに
使用される。これと並行して、第２のアドレス選択器１
２からの第２の選択アドレスＳＡ２は、第１のデュアル
ポートメモリアレイ１４からの第２のタグアドレスＴＡ
２に基づいて、ヒットしたか否かが第２の比較器１８に
より調べられ、ヒットした場合には同じく第２のデュア
ルポートメモリアレイ２４へのアクセスに使用される。
しかも、ヒット信号生成器２２からは、ヒットアドレス
に応じたキャッシュヒット信号ＩＨ，ＢＨ，ＤＨ，ＰＨ
が出力されるのである。

【００４１】さて、図２に示すように、以上の構成を有
するキャッシュメモリ装置３０は、例えばＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４を備えたプロセッサユニット３２に
内蔵される。キャッシュメモリ装置３０とＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４とは各々内部バス４０に接続されて
おり、該内部バス４０はバス制御装置３８を介してシス
テムバス（外部バス）４２に接続されている。ＲＩＳＣ
マイクロプロセッサ３４は、前記命令アドレス（第１の
アドレス）ＩＡ、分岐先アドレス（第２のアドレス）Ｂ
Ａ及びデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡを第１〜
第３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＢＡＧ，ＤＡＧととも
にキャッシュメモリ装置３０へ与えるための３つのアド
レス生成器２，４，６を備えている。このプロセッサユ
ニット３２にはシステムバス４２からのアドレスを受け
取るバス監視装置３６が更に設けられており、該バス監
視装置３６は、前記物理アドレス（第４のアドレス）Ｐ
Ａを第４のアクセス要求信号ＰＡＧとともにキャッシュ
メモリ装置３０へ与えるためのアドレス付与器８を備え
ている。

【００４２】図３に示すように、以上の構成を有するプ
ロセッサユニット３２は、システムバス４２を介して、
同様の構成を有する他のプロセッサユニット４４や共通
の外部メモリ装置（図示せず）等に接続される。このよ
うなマルチプロセッサ構成のコンピュータシステムで
は、例えばあるプロセッサユニット４４内のキャッシュ
メモリ装置のデータが一部書き換えられた場合、他のプ
ロセッサユニット３２内のキャッシュメモリ装置３０
（図２参照）の同一アドレスのデータを無効化する必要
がある。そこで、該プロセッサユニット３２内に設けら
れたバス監視装置３６は、システムバス４２から供給さ
れた物理アドレスＰＡのデータをキャッシュメモリ装置
３０が保持しているかどうかを調べるのである。

【００４３】以下、図４〜図７を参照しながら、図１の
構成を有するキャッシュメモリ装置３０の動作を説明す
る。ただし、説明の便宜上、次の諸点を前提として説明
を進める。すなわち、キャッシュメモリ装置３０に格納
された命令列を構成する各命令は、４バイトの固定長で
ある。該命令列は、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４か
らの命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡにより一度に
２命令づつフェッチされる。また、ＲＩＳＣマイクロプ
ロセッサ３４は、１サイクル毎に１つの命令を実行する
ものとする。

【００４４】図４は、命令アドレス（第１のアドレス）
ＩＡに係るアクセス要求と分岐先アドレス（第２のアド
レス）ＢＡに係るアクセス要求との同時生起の例（サイ
クルｔ３）を示すタイミングチャート図である。

【００４５】同図中のサイクルｔ１では、ＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４中のプログラムカウンタのインクリ
メントにより生成された命令アドレス（第１のアドレ
ス）ＩＡ＝（ｎ）が、第１のアクセス要求信号ＩＡＧと
ともにキャッシュメモリ装置３０に与えられている。こ
れを受けた制御装置２０は、表１中の番号２の行に示す
ように、第１の指定信号Ｓ１を出力することによって該
命令アドレスＩＡを第１の被選択アドレスとして指定す
る。第１のアドレス選択器１０は、該命令アドレスＩＡ
を第１の選択アドレスＳＡ１として出力する。この第１
の選択アドレスＳＡ１によって、第２のデュアルポート
メモリ２４から条件分岐命令とロード命令との２命令が
一度にフェッチされたものとする。

【００４６】サイクルｔ２では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちの条件分岐命令がＲＩＳＣマイク
ロプロセッサ３４により実行される。

【００４７】サイクルｔ３では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちのロード命令の実行と並行して条
件分岐命令の条件の成立・不成立の判断がＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４によって行われている間に、キャッ
シュメモリ装置３０へは該ＲＩＳＣマイクロプロセッサ
３４からプログラムカウンタのインクリメントにより生
成された命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｎ＋
８）と、条件分岐命令に基づいて計算された分岐先アド
レス（第２のアドレス）ＢＡ＝（ｍ）とが、第１及び第
２のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＢＡＧとともに同時に与
えられる。これを受けた制御装置２０は、表１中の番号
６の行に示すように、第１の指定信号Ｓ１を出力するこ
とによって該命令アドレスＩＡを第１の被選択アドレス
として指定するとともに、第２の指定信号Ｓ２を出力す
ることによって該分岐先アドレスＢＡを第２の被選択ア
ドレスとして指定する。第１のアドレス選択器１０は該
命令アドレスＩＡを第１の選択アドレスＳＡ１として出
力する一方、第２のアドレス選択器１２は該分岐先アド
レスＢＡを第２の選択アドレスＳＡ２として出力する。
つまり、第２のデュアルポートメモリ２４からは、条件
分岐命令の条件不成立の場合に次に実行すべき２命令
と、条件成立の場合に次に実行すべき２命令との双方が
同時にフェッチされる。この結果、ＲＩＳＣマイクロプ
ロセッサ３４は、フェッチした２アドレスの命令のうち
のいずれのアドレスの命令を次に実行すべきかを分岐条
件の成立の如何に応じて選択し、該選択した命令を次サ
イクルｔ４で直ちに実行できる。

【００４８】この例では分岐条件が成立し、サイクルｔ
４では分岐先アドレスＢＡ＝（ｍ）によりフェッチされ
た２命令のうちの１番目の命令がＲＩＳＣマイクロプロ
セッサ３４によって選択・実行されたものとする。この
ように分岐条件が成立した場合には、ＲＩＳＣマイクロ
プロセッサ３４中のプログラムカウンタは、（ｎ＋８）
から（ｍ）に変更される。また、同サイクルｔ４では、
サイクルｔ３のロード命令に基づくデータアドレス（第
３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ）が、第３のアクセス要求
信号ＤＡＧとともにＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４か
らキャッシュメモリ装置３０に与えられる。この結果、
表１中の番号４の行に示す制御装置２０の機能に基づい
て該データアドレスＤＡが第１の選択アドレスＳＡ１と
して選択され、第２のデュアルポートメモリ２４から所
望のデータが読み出される。

【００４９】サイクルｔ５では、分岐先アドレスＢＡ＝
（ｍ）によりフェッチされた２命令のうちの２番目の命
令がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４によって実行され
るとともに、プログラムカウンタのインクリメントによ
り生成された命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝
（ｍ＋８）が、第１のアクセス要求信号ＩＡＧとともに
キャッシュメモリ装置３０に与えられる。この結果、該
命令アドレスＩＡが第１の選択アドレスＳＡ１として選
択され、第２のデュアルポートメモリ２４から次の２命
令がフェッチされる。そして、サイクルｔ６では、サイ
クルｔ５でフェッチされた２命令のうちの１番目の命令
が実行されることになる。

【００５０】以上のとおり、本実施例によれば、条件分
岐命令の条件不成立の場合に次に実行すべき命令と条件
成立の場合に次に実行すべき命令との同時フェッチが可
能であるので、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４は、条
件不成立の場合はもちろん、図４に例示した条件成立の
場合でも１サイクル毎に次々と命令を実行できる。な
お、以上の説明では条件分岐命令の条件が成立したもの
としているので、該条件分岐命令とともにフェッチされ
たロード命令の実行結果、すなわちサイクルｔ４におい
て読み出されたデータは、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ
３４側で無効化される。

【００５１】図５は、(1) 命令アドレス（第１のアドレ
ス）ＩＡに係るアクセス要求と物理アドレス（第４のア
ドレス）ＰＡに係るアクセス要求との同時生起の例（サ
イクルｔ１）と、(2) 命令アドレス（第１のアドレス）
ＩＡに係るアクセス要求とデータアドレス（第３のアド
レス）ＤＡに係るアクセス要求との同時生起の例（サイ
クルｔ３及びｔ５）とを示すタイミングチャート図であ
る。

【００５２】サイクルｔ１では、ＲＩＳＣマイクロプロ
セッサ３４によってロード命令が実行されている間に、
プログラムカウンタのインクリメントにより生成された
命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｎ）が、該Ｒ
ＩＳＣマイクロプロセッサ３４から第１のアクセス要求
信号ＩＡＧとともにキャッシュメモリ装置３０に与えら
れる。これと同時に、データの整合性を管理するための
物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡ＝（ｐａ）が、バ
ス監視装置３６から第４のアクセス要求信号ＰＡＧとと
もに同キャッシュメモリ装置３０に与えられたものとす
る。この結果、表１中の番号８の行に示す制御装置２０
の機能によって、該命令アドレスＩＡ及び物理アドレス
ＰＡが第１及び第２の選択アドレスＳＡ１，ＳＡ２とし
て選択される。つまり、次に実行すべき２命令が第２の
デュアルポートメモリ２４からフェッチされるのと並行
して、該物理アドレスＰＡのデータをキャッシュメモリ
装置３０が保持しているかどうかが調べられることとな
る。この例では、該命令アドレスＩＡ＝（ｎ）によっ
て、ロード命令とストア命令との２命令がフェッチされ
たものとする。

【００５３】サイクルｔ２では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちのロード命令がＲＩＳＣマイクロ
プロセッサ３４により実行される一方、サイクルｔ１の
ロード命令に基づくデータアドレス（第３のアドレス）
ＤＡ＝（ｄａ０）が、第３のアクセス要求信号ＤＡＧと
ともにＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュ
メモリ装置３０に与えられる。この結果、表１中の番号
４の行に示す制御装置２０の機能により該データアドレ
スＤＡが第１の選択アドレスＳＡ１として選択され、第
２のデュアルポートメモリ２４から所望のデータが読み
出される。

【００５４】サイクルｔ３では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちのストア命令の実行と並行して、
ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュメモリ
装置３０へ、プログラムカウンタのインクリメントによ
り生成された命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝
（ｎ＋８）と、サイクルｔ２のロード命令に基づくデー
タアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ１）とが、
第１及び第３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＤＡＧととも
に同時に与えられる。この結果、表１中の番号７の行に
示す制御装置２０の機能によって、該命令アドレスＩＡ
及びデータアドレスＤＡが第１及び第２の選択アドレス
ＳＡ１，ＳＡ２として選択される。つまり、第２のデュ
アルポートメモリ２４からは、次に実行すべき２命令と
所望のデータとが同時に読み出されることとなる。この
例では、命令アドレスＩＡ＝（ｎ＋８）によって、２つ
のストア命令がフェッチされたものとする。

【００５５】サイクルｔ４では、サイクルｔ３でフェッ
チされた２命令のうちの第１のストア命令がＲＩＳＣマ
イクロプロセッサ３４により実行されると同時に、サイ
クルｔ３のストア命令に基づくデータアドレス（第３の
アドレス）ＤＡ＝（ｄａ２）が、第３のアクセス要求信
号ＤＡＧとともにＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４から
キャッシュメモリ装置３０に与えられる。この結果、該
データアドレスＤＡが第１の選択アドレスＳＡ１として
選択され、第２のデュアルポートメモリ２４へ所定のデ
ータが書き込まれる。

【００５６】サイクルｔ５では、サイクルｔ３でフェッ
チされた２命令のうちの第２のストア命令の実行と並行
して、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュ
メモリ装置３０へ、命令アドレス（第１のアドレス）Ｉ
Ａ＝（ｎ＋１６）と、サイクルｔ４のストア命令に基づ
くデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ３）
とが、第１及び第３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＤＡＧ
とともに同時に与えられる。この結果、該命令アドレス
ＩＡ及びデータアドレスＤＡが第１及び第２の選択アド
レスＳＡ１，ＳＡ２として選択され、次に実行すべき２
命令が第２のデュアルポートメモリ２４からフェッチさ
れると同時に、同第２のデュアルポートメモリ２４へ所
定のデータが書き込まれる。

【００５７】サイクルｔ６では、サイクルｔ５のストア
命令に基づくデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝
（ｄａ４）が、第３のアクセス要求信号ＤＡＧとともに
ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュメモリ
装置３０に与えられる。この結果、該データアドレスＤ
Ａが第１の選択アドレスＳＡ１として選択され、第２の
デュアルポートメモリ２４へ所定のデータが書き込まれ
る。

【００５８】以上のとおり、本実施例によれば、命令ア
ドレスＩＡに係るアクセス要求とマルチプロセッサ構成
への対応のための物理アドレスＰＡに係るアクセス要求
との同時処理が可能であって、従来と比べてペナルティ
が抑制される。また、命令アドレスＩＡに係るアクセス
要求とデータアドレスＤＡに係るアクセス要求との同時
処理が可能であるので、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３
４が連続したメモリアクセス命令（ロード命令及びスト
ア命令）を実行する場合でも、キャッシュメモリ装置３
０がヒットするかぎりペナルティなしの命令フェッチ及
びデータアクセスを実現できる。

【００５９】図６は、(1) 分岐先アドレス（第２のアド
レス）ＢＡに係るアクセス要求と物理アドレス（第４の
アドレス）ＰＡに係るアクセス要求との同時生起の例
（サイクルｔ２）と、(2) 命令アドレス（第１のアドレ
ス）ＩＡに係るアクセス要求とデータアドレス（第３の
アドレス）ＤＡに係るアクセス要求との同時生起の例
（サイクルｔ５）と、(3) データアドレス（第３のアド
レス）ＤＡに係るアクセス要求と物理アドレス（第４の
アドレス）ＰＡに係るアクセス要求との同時生起の例
（サイクルｔ６）とを示すタイミングチャート図であ
る。

【００６０】サイクルｔ１では、ＲＩＳＣマイクロプロ
セッサ３４によって条件分岐命令が実行されている間
に、プログラムカウンタのインクリメントにより生成さ
れた命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｎ）が、
該ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４から第１のアクセス
要求信号ＩＡＧとともにキャッシュメモリ装置３０に与
えられたものとする。これにより、該命令アドレスＩＡ
が第１の選択アドレスＳＡ１として選択され、第２のデ
ュアルポートメモリ２４から２命令がフェッチされる。

【００６１】サイクルｔ２では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちの１番目の命令の実行と並行して
サイクルｔ１の条件分岐命令の条件の成立・不成立の判
断がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４によって行われて
いる間に、該条件分岐命令に基づいて計算された分岐先
アドレス（第２のアドレス）ＢＡ＝（ｍ）が、該ＲＩＳ
Ｃマイクロプロセッサ３４から第２のアクセス要求信号
ＢＡＧとともにキャッシュメモリ装置３０に与えられ
る。これと同時に、データの整合性を管理するための物
理アドレス（第４のアドレス）ＰＡ＝（ｐａ０）が、バ
ス監視装置３６から第４のアクセス要求信号ＰＡＧとと
もに同キャッシュメモリ装置３０に与えられたものとす
る。この結果、表１中の番号１０の行に示す制御装置２
０の機能によって、該分岐先アドレスＢＡ及び物理アド
レスＰＡが第１及び第２の選択アドレスＳＡ１，ＳＡ２
として選択される。つまり、分岐条件成立の場合に次に
実行すべき１命令が第２のデュアルポートメモリ２４か
らフェッチされるのと並行して、該物理アドレスＰＡの
データをキャッシュメモリ装置３０が保持しているかど
うかが調べられる。しかも、分岐条件不成立の場合に次
に実行すべき命令はサイクルｔ１において既にフェッチ
されているので、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４は、
フェッチした２アドレスの命令のうちのいずれのアドレ
スの命令を次に実行すべきかを分岐条件の成立の如何に
応じて選択し、該選択した命令を次サイクルｔ３で直ち
に実行できる。

【００６２】この例では、分岐先アドレスＢＡ＝（ｍ）
によってロード命令がフェッチされ、かつ分岐条件が成
立した結果、サイクルｔ３ではロード命令がＲＩＳＣマ
イクロプロセッサ３４によって選択・実行されるものと
する。また、このように分岐条件が成立した場合には、
ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４中のプログラムカウン
タは、（ｎ）から（ｍ）に変更されたうえでインクリメ
ントされる。したがって、サイクルｔ３において該ＲＩ
ＳＣマイクロプロセッサ３４から第１のアクセス要求信
号ＩＡＧとともにキャッシュメモリ装置３０に与えられ
る命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡは、（ｍ＋４）
となる。この結果、該命令アドレスＩＡ＝（ｍ＋４）が
第１の選択アドレスＳＡ１として選択される。この第１
の選択アドレスＳＡ１によって、第２のデュアルポート
メモリ２４から２つのロード命令がフェッチされたもの
とする。

【００６３】サイクルｔ４では、サイクルｔ３でフェッ
チされた２命令のうちの第１のロード命令の実行と並行
して、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュ
メモリ装置３０へ、サイクルｔ３のロード命令に基づく
データアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ０）が
第３のアクセス要求信号ＤＡＧとともに与えられる。こ
の結果、該データアドレスＤＡが第１の選択アドレスＳ
Ａ１として選択され、第２のデュアルポートメモリ２４
から所望のデータが読み出される。

【００６４】サイクルｔ５では、サイクルｔ３でフェッ
チされた２命令のうちの第２のロード命令の実行と並行
して、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッシュ
メモリ装置３０へ、プログラムカウンタのインクリメン
トにより生成された命令アドレス（第１のアドレス）Ｉ
Ａ＝（ｎ＋１２）と、サイクルｔ４のロード命令に基づ
くデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ１）
とが、第１及び第３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＤＡＧ
とともに同時に与えられる。この結果、表１中の番号７
の行に示す制御装置２０の機能によって、該命令アドレ
スＩＡ及びデータアドレスＤＡが第１及び第２の選択ア
ドレスＳＡ１，ＳＡ２として選択される。つまり、第２
のデュアルポートメモリ２４からは、次に実行すべき２
命令と所望のデータとが同時に読み出される。

【００６５】サイクルｔ６では、サイクルｔ５でフェッ
チされた２命令のうちの１番目の命令の実行と並行し
て、サイクルｔ５のロード命令に基づくデータアドレス
（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ２）が、ＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４から第３のアクセス要求信号ＢＡＧ
とともにキャッシュメモリ装置３０に与えられる。これ
と同時に、データの整合性を管理するための物理アドレ
ス（第４のアドレス）ＰＡ＝（ｐａ１）が、バス監視装
置３６から第４のアクセス要求信号ＰＡＧとともに同キ
ャッシュメモリ装置３０に与えられたものとする。この
場合、表１中の番号１１の行に示す制御装置２０の機能
によって、該データアドレスＤＡ及び物理アドレスＰＡ
が第１及び第２の選択信号ＳＡ１，ＳＡ２として選択さ
れる。つまり、所望のデータが第２のデュアルポートメ
モリ２４から読み出されるのと並行して、該物理アドレ
スＰＡのデータをキャッシュメモリ装置３０が保持して
いるかどうかが調べられることとなる。

【００６６】以上のとおり、本実施例によれば、分岐先
アドレスＢＡに係るアクセス要求と物理アドレスＰＡに
係るアクセス要求との同時処理、及び、データアドレス
ＤＡに係るアクセス要求と物理アドレスＰＡに係るアク
セス要求との同時処理が可能であって、従来と比べてペ
ナルティが抑制される。なお、図６に関する以上の説明
では条件分岐命令の条件が成立したものとしているの
で、サイクルｔ２の命令実行結果は、ＲＩＳＣマイクロ
プロセッサ３４内で無効化される。

【００６７】図７は、(1) 命令アドレス（第１のアドレ
ス）ＩＡ、分岐先アドレス（第２のアドレス）ＢＡ及び
物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡの各アドレスに係
る３つのアクセス要求の同時生起の例（サイクルｔ３）
と、(2) 処理待ち状態とされた物理アドレス（第４のア
ドレス）ＰＡに係るアクセス要求に加えて命令アドレス
（第１のアドレス）ＩＡ及びデータアドレス（第３のア
ドレス）の各々に係る２つのアクセス要求が同時に生起
した場合の例（サイクルｔ４）とを示すタイミングチャ
ート図である。更に同図には、(3) 分岐先アドレス（第
２のアドレス）ＢＡに係るアクセス要求とデータアドレ
ス（第３のアドレス）ＤＡに係るアクセス要求とが同時
に与えられた例（サイクルｔ５）と、(4) 命令アドレス
（第１のアドレス）ＩＡに係るアクセス要求とデータア
ドレス（第３のアドレス）ＤＡに係るアクセス要求との
同時生起の例（サイクルｔ６）とが示されている。

【００６８】サイクルｔ１では、ＲＩＳＣマイクロプロ
セッサ３４によってロード命令が実行されている間に、
プログラムカウンタのインクリメントにより生成された
命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｎ）が、該Ｒ
ＩＳＣマイクロプロセッサ３４から第１のアクセス要求
信号ＩＡＧとともにキャッシュメモリ装置３０に与えら
れたものとする。この結果、該命令アドレスＩＡが第１
の選択アドレスＳＡ１として選択され、第２のデュアル
ポートメモリ２４から２命令がフェッチされる。この
際、条件分岐命令とロード命令とがフェッチされたもの
とする。

【００６９】サイクルｔ２では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちの条件分岐命令がＲＩＳＣマイク
ロプロセッサ３４により実行される一方、サイクルｔ１
のロード命令に基づくデータアドレス（第３のアドレ
ス）ＤＡ＝（ｄａ０）が、第３のアクセス要求信号ＤＡ
ＧとともにＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からキャッ
シュメモリ装置３０に与えられる。この結果、該データ
アドレスＤＡが第１の選択アドレスＳＡ１として選択さ
れ、第２のデュアルポートメモリ２４から所望のデータ
が読み出される。

【００７０】サイクルｔ３では、サイクルｔ１でフェッ
チされた２命令のうちのロード命令の実行と並行してサ
イクルｔ２の条件分岐命令の条件の成立・不成立の判断
がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４によって行われてい
る間に、プログラムカウンタのインクリメントにより生
成された命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｎ＋
８）と該条件分岐命令に基づいて計算された分岐先アド
レス（第２のアドレス）ＢＡ＝（ｍ０）とが、ＲＩＳＣ
マイクロプロセッサ３４から第１及び第２のアクセス要
求信号ＩＡＧ，ＢＡＧとともにキャッシュメモリ装置３
０に与えられる。これと同時に、データの整合性を管理
するための物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡ＝（ｐ
ａ）が、バス監視装置３６から第４のアクセス要求信号
ＰＡＧとともに同キャッシュメモリ装置３０に与えられ
たものとする。この場合、表２中の番号１９の行に示す
制御装置２０の機能によって、該命令アドレスＩＡ及び
分岐先アドレスＢＡが第１及び第２の選択アドレスＳＡ
１，ＳＡ２として選択されるとともに、該物理アドレス
ＰＡが処理待ち状態とされる。つまり、第２のデュアル
ポートメモリ２４からは、条件分岐命令の条件不成立の
場合に次に実行すべき２命令と、条件成立の場合に次に
実行すべき１命令との双方が同時にフェッチされること
となる。この結果、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４
は、フェッチした２アドレスの命令のうちのいずれのア
ドレスの命令を次に実行すべきかを分岐条件の成立の如
何に応じて選択し、該選択した命令を次サイクルｔ４で
直ちに実行できる。

【００７１】この例では、分岐先アドレスＢＡ＝（ｍ
０）によってサイクルｔ３で他の条件分岐命令がフェッ
チされ、かつサイクルｔ２の条件分岐命令の条件が成立
した結果、サイクルｔ４ではサイクルｔ３でフェッチさ
れた条件分岐命令がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４に
よって選択・実行されるものとする。また、このように
分岐条件が成立した場合には、ＲＩＳＣマイクロプロセ
ッサ３４中のプログラムカウンタは、（ｎ＋８）から
（ｍ０）に変更されたうえでインクリメントされる。し
たがって、サイクルｔ４において該ＲＩＳＣマイクロプ
ロセッサ３４から第１のアクセス要求信号ＩＡＧととも
にキャッシュメモリ装置３０に与えられる命令アドレス
（第１のアドレス）ＩＡは、（ｍ０＋４）となる。つま
り、サイクルｔ４では、サイクルｔ３で処理待ち状態と
された物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡ＝（ｐａ）
がバス監視装置３６から第４のアクセス要求信号ＰＡＧ
とともにキャッシュメモリ装置３０に与えられるのに加
えて、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４から同キャッシ
ュメモリ装置３０へ、命令アドレス（第１のアドレス）
ＩＡ＝（ｍ０＋４）とサイクルｔ３のロード命令に基づ
くデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ１）
とが、第１及び第３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＤＡＧ
とともに同時に与えられる。この場合、表２中の番号２
２の行に示す制御装置２０の機能によって、該命令アド
レスＩＡ及び物理アドレスＰＡが第１及び第２の選択ア
ドレスＳＡ１，ＳＡ２として選択されるとともに、該デ
ータアドレスＤＡが処理待ち状態とされる。つまり、次
に実行すべき２命令が第２のデュアルポートメモリ２４
からフェッチされるのと並行して、該物理アドレスＰＡ
のデータをキャッシュメモリ装置３０が保持しているか
どうかが調べられる。この例では、命令アドレスＩＡ＝
（ｍ０＋４）によって、ロード命令と他の命令との２命
令がフェッチされたものとする。

【００７２】サイクルｔ５では、サイクルｔ４でフェッ
チされた２命令のうちのロード命令の実行と並行してサ
イクルｔ４の条件分岐命令の条件の成立・不成立の判断
がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４によって行われてい
る間に、キャッシュメモリ装置３０へは該ＲＩＳＣマイ
クロプロセッサ３４から、サイクルｔ４の条件分岐命令
に基づいて計算された分岐先アドレス（第２のアドレ
ス）ＢＡ＝（ｍ１）と、サイクルｔ４で処理待ち状態と
されたデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ
１）とが、第２及び第３のアクセス要求信号ＢＡＧ，Ｄ
ＡＧとともに与えられる。この結果、表１中の番号９の
行に示す制御装置２０の機能によって、該分岐先アドレ
スＢＡ及びデータアドレスＤＡが第１及び第２の選択ア
ドレスＳＡ１，ＳＡ２として選択される。つまり、第２
のデュアルポートメモリ２４からは、分岐条件成立の場
合に次に実行すべき２命令がフェッチされると同時に、
所望のデータが読み出される。しかも、分岐条件不成立
の場合に次に実行すべき命令はサイクルｔ４において既
にフェッチされているので、ＲＩＳＣマイクロプロセッ
サ３４は、フェッチした２アドレスの命令のうちのいず
れのアドレスの命令を次に実行すべきかを分岐条件の成
立の如何に応じて選択し、該選択した命令を次サイクル
ｔ６で直ちに実行できる。

【００７３】この例ではサイクルｔ４の条件分岐命令の
条件が成立せず、サイクルｔ６では、サイクルｔ４でフ
ェッチされた２命令のうちの２番目の命令がＲＩＳＣマ
イクロプロセッサ３４によって選択・実行されるものと
する。この場合、同サイクルｔ６では、ＲＩＳＣマイク
ロプロセッサ３４からキャッシュメモリ装置３０へ、プ
ログラムカウンタのインクリメントにより生成された命
令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ＝（ｍ０＋１２）
と、サイクルｔ５のロード命令に基づくデータアドレス
（第３のアドレス）ＤＡ＝（ｄａ２）とが、第１及び第
３のアクセス要求信号ＩＡＧ，ＤＡＧとともに同時に与
えられる。この結果、表１中の番号７の行に示す制御装
置２０の機能によって、該命令アドレスＩＡ及びデータ
アドレスＤＡが第１及び第２の選択アドレスＳＡ１，Ｓ
Ａ２として選択される。つまり、第２のデュアルポート
メモリ２４からは、次に実行すべき２命令と所望のデー
タとが同時に読み出されることとなる。

【００７４】以上のとおり、本実施例によれば、物理ア
ドレスＰＡに係るデータアクセス要求に比べて命令フェ
ッチのための命令アドレスＩＡ及び分岐先アドレスＢＡ
に係るアクセス要求が優先的に処理されるので、ＲＩＳ
Ｃマイクロプロセッサ３４への１サイクル毎の命令供給
がデータアクセスによって阻害されることがない。ま
た、あるサイクルで処理待ち状態とされたアクセス要求
が次サイクルで優先的に処理されるので、該アクセス要
求について２サイクル以上のペナルティが生じることは
ない。また、分岐先アドレスＢＡに係るアクセス要求と
データアドレスＤＡに係るアクセス要求との同時処理も
可能である。なお、図７に関する以上の説明ではサイク
ルｔ２の条件分岐命令の条件が成立したものとしている
ので、サイクルｔ３のロード命令の実行結果、すなわち
サイクルｔ５において読み出されたデータは、ＲＩＳＣ
マイクロプロセッサ３４側で無効化される。

【００７５】以上、２つのアクセス要求の同時処理につ
いて、図４〜図７を参照しながら、６種類のアドレスの
組み合わせ、すなわち、(1) 命令アドレスＩＡと分岐先
アドレスＢＡ、(2) 命令アドレスＩＡとデータアドレス
ＤＡ、(3) 命令アドレスＩＡと物理アドレスＰＡ、(4)
分岐先アドレスＢＡとデータアドレスＤＡ、(5) 分岐先
アドレスＢＡと物理アドレスＰＡ、及び、(6) データア
ドレスＤＡと物理アドレスＰＡの各組み合わせの場合を
説明してきた。ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４が１サ
イクル毎に１つの命令を実行する場合には、実際に生じ
る組み合わせはこれら６種類に限られている。ところ
が、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４のアーキテクチャ
として１サイクルに複数の命令を同時に実行できるスー
パースケーラ型のアーキテクチャを採用する場合を考え
ると、例えば２つのメモリアクセス命令が同時に実行さ
れる場合には、キャッシュメモリ装置３０において２つ
のデータアドレスＤＡに係るアクセス要求の同時処理が
必要となる。このためには、制御装置２０は、重複した
第３のアクセス要求信号ＤＡＧが同時に与えられた場合
には、第１の指定信号Ｓ１でデータアドレス（第３のア
ドレス）ＤＡを指定し、かつ第２の指定信号Ｓ２で他の
データアドレス（第３のアドレス）ＤＡを指定すること
とする。更に、キャッシュメモリ装置３０に格納された
命令列がＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４からの命令ア
ドレス（第１のアドレス）ＩＡにより一度に４命令づつ
フェッチされることとすれば、該命令アドレスＩＡに係
るアクセス頻度が低減し、キャッシュメモリ装置３０が
ヒットするかぎりペナルティなしの命令フェッチ及びデ
ータアクセスを実現できる。

【００７６】また、３つのアクセス要求が同時に与えら
れる場合について、図７を参照しながら、(1) 命令アド
レスＩＡ、分岐先アドレスＢＡ及び物理アドレスＰＡ、
並びに、(2) 命令アドレスＩＡ、データアドレスＤＡ及
び物理アドレスＰＡの各組み合わせを説明した。３つ以
上のアクセス要求が同時に与えられる場合のアドレスの
組み合わせとしては、この他に、(3) 命令アドレスＩ
Ａ、分岐先アドレスＢＡ及びデータアドレスＤＡ、(4)
分岐先アドレスＢＡ、データアドレスＤＡ及び物理アド
レスＰＡ、並びに、(5) 命令アドレスＩＡ、分岐先アド
レスＢＡ、データアドレスＤＡ及び物理アドレスＰＡの
３種類の組み合わせが考えられる。ただし、これら３種
類の組み合わせは、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４に
スーパースケーラ型のアーキテクチャを採用する場合に
限って生じ得るものである。本実施例のキャッシュメモ
リ装置３０は、表２中の番号１２〜１５、２４〜２７及
び２８〜３８の行に各々示すように、これらの組み合わ
せにも対応可能である。

【００７７】さて、第１〜第４のアドレスＩＡ，ＢＡ，
ＤＡ，ＰＡの各々に係るアクセス要求は、互いに独立に
生起する。したがって、前記のとおり最大４つのアクセ
ス要求が同時に生起する可能性がある。ところが、平均
的なアクセス頻度は次に説明するように１サイクルあた
り２回を下回るので、本実施例のように２つのアクセス
要求を同時に処理できるようにするのが合理的である。

【００７８】ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４は１サイ
クル毎に次々と命令を実行していくものであるから、元
来キャッシュメモリ装置から１サイクル毎に１命令を供
給していく必要がある。しかしながら、本実施例のよう
にキャッシュメモリ装置３０から一度に２命令がフェッ
チされる構成を採用すれば、１サイクルにつき１回のア
クセス頻度を１００％とすると、命令アドレス（第１の
アドレス）ＩＡに係るアクセスの頻度は５０％（２サイ
クルに１回の頻度）となる。また、無条件分岐命令、条
件分岐命令等のシーケンス変更命令の使用頻度は１５％
程度である。一方、ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４の
メモリアクセス命令はロード命令とストア命令との２種
類に限られており、これらの命令の使用頻度は２５％程
度である。つまり、分岐先アドレス（第２のアドレス）
ＢＡ及びデータアドレス（第３のアドレス）ＤＡに係る
アクセス頻度は、各々１５％及び２５％と見積ることが
できる。また、バス監視装置３６によるキャッシュメモ
リ装置３０へのアクセスは１サイクルに１回を越えるこ
とはないので、物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡに
係るアクセス頻度は最大１００％である。以上の第１〜
第４のアドレスの各々に係るアクセス頻度を合計する
と、最大１９０％程度となる。ただし、キャッシュメモ
リ装置３０の１ブロックを例えば４ラインで構成した場
合にはバス監視装置３６によるアクセスの最大頻度は４
サイクルに１回（２０〜３０％程度のアクセス頻度）と
なるので、実質的にはアクセス頻度の合計は最大１１０
〜１２０％程度であると考えられる。したがって、本実
施例のように、２つのアクセス要求を同時に処理できれ
ば十分であることが判る。しかも、本実施例によれば、
処理待ち状態のアクセス要求が最優先で処理されるの
で、４つのアクセス要求が同時に与えられた場合でも、
該４つのアクセス要求のうちの処理待ち状態とされた２
つのアクセス要求は次のサイクルで必ず処理される。し
たがって、ペナルティの発生を常に１サイクルに抑える
ことができる。

【００７９】なお、データアドレス（第３のアドレス）
ＤＡ及び物理アドレス（第４のアドレス）ＰＡに比べて
命令アドレス（第１のアドレス）ＩＡ及び分岐先アドレ
ス（第２のアドレス）ＢＡを優先させ、かつデータアド
レスＤＡに比べて物理アドレスＰＡを優先させるという
前記の優先ルールは、コンピュータシステムの構成に応
じて適宜変更することができる。

【００８０】図８は、本発明の他の実施例に係るキャッ
シュメモリ装置の構成を示すブロック図である。本実施
例では、制御装置２０は、表３及び表４に示すように、
アクセス要求アドレスとしての第１〜第３のアドレスＩ
Ａ，ＢＡ，ＤＡの中から１つのアドレスを第１の被選択
アドレスとして指定（第１の指定信号Ｓ１）し、かつア
クセス要求アドレスとしての第２〜第４のアドレスＢ
Ａ，ＤＡ，ＰＡの中から他のアドレスを第２の被選択ア
ドレスとして指定（第２の指定信号Ｓ２）する。これに
対応して、第１のアドレス選択器１０には命令アドレス
ＩＡ、分岐先アドレスＢＡ及びデータアドレスＤＡのみ
が、第２のアドレス選択器１２には分岐先アドレスＢ
Ａ、データアドレスＤＡ及び物理アドレスＰＡのみが各
々入力される。他の構成は、図１の場合と同様である。

【００８１】

【表３】

【００８２】

【表４】

【００８３】本実施例によれば、制御装置２０は、被選
択アドレスの指定の範囲に制限が設けられているにもか
かわらず、第１及び第２の被選択アドレスとして、(1)
命令アドレスＩＡと分岐先アドレスＢＡ、(2) 命令アド
レスＩＡとデータアドレスＤＡ、(3) 命令アドレスＩＡ
と物理アドレスＰＡ、(4) 分岐先アドレスＢＡとデータ
アドレスＤＡ、(5) 分岐先アドレスＢＡと物理アドレス
ＰＡ、及び、(6) データアドレスＤＡと物理アドレスＰ
Ａの６種類全ての組み合わせを指定することができる。
ＲＩＳＣマイクロプロセッサ３４にスーパースケーラ型
のアーキテクチャを採用する場合への対応として、２つ
のデータアドレスＤＡ，ＤＡを指定することも可能であ
る。また、３つのアクセス要求が同時に与えられる場合
でも、図１の実施例の場合と同様の動作が可能である。
つまり、本実施例によれば、図１に示す実施例の場合と
同等の効果を得ながら、ハードウェア構成を簡略化する
ことができる。

【００８４】

【発明の効果】以上説明してきたとおり、請求項１の発
明によれば、与えられた３つ以上のアクセス要求アドレ
スの中から２つのアドレスを選択するためのアドレス選
択手段と、命令列とデータとが格納されかつ前記アドレ
ス選択手段で選択された２つのアドレスによりそれぞれ
独立にアクセスされる記憶手段とを備えた構成を採用し
たので、命令フェッチのための２つのアクセス要求の同
時処理、命令フェッチのためのアクセス要求とデータア
クセス要求との同時処理、及び、２つのデータアクセス
要求の同時処理がいずれも可能となる。しかも、命令キ
ャッシュとデータキャッシュとを分離しない構成を採用
したので、アプリケーションプログラムに応じて命令列
とデータとの間でメモリ容量配分の最適化が図れる利点
がある。

【００８５】次に、請求項２の発明によれば、プログラ
ムカウンタのインクリメントに基づく命令アドレス（第
１のアドレス）と、シーケンス変更命令に基づく分岐先
アドレス（第２のアドレス）と、メモリアクセス命令に
基づくデータアドレス（第３のアドレス）と、マルチプ
ロセッサ構成の場合のデータの整合性を管理するための
物理アドレス（第４のアドレス）との４種類のアドレス
からなるアドレス群に属する２つのアドレスの各々に係
るアクセス要求がそれぞれ独立に処理される構成を採用
したので、命令キャッシュとデータキャッシュとを分離
しない構成でありながら命令フェッチのためのアクセス
要求（命令アドレス又は分岐先アドレスに係るアクセス
要求）とデータアクセス要求（データアドレス又は物理
アドレスに係るアクセス要求）とを同時に処理できるだ
けでなく、従来は命令キャッシュとデータキャッシュと
を分離したタイプのキャッシュメモリ装置でも実現でき
なかった命令アドレスに係るアクセス要求と分岐先アド
レスに係るアクセス要求との同時処理や、データアドレ
スに係るアクセス要求と物理アドレスに係るアクセス要
求との同時処理が可能となり、ペナルティの発生が抑制
される。

【００８６】特に、命令アドレス及び分岐先アドレスの
各々に係る２つのアクセス要求を同時に処理できるの
で、条件分岐命令の条件不成立の場合に次に実行すべき
命令と条件成立の場合に次に実行すべき命令との同時フ
ェッチが可能となる。つまり、例えばＲＩＳＣマイクロ
プロセッサは、分岐条件の成立又は不成立が判明した時
点で直ちに次の命令を選択・実行することができ、該分
岐条件の成立の如何にかかわらず１サイクル毎に次々と
命令を実行できることとなる。また、命令アドレスに係
るアクセス要求とデータアドレスに係るアクセス要求と
の同時処理が可能であるので、例えばＲＩＳＣマイクロ
プロセッサが連続したメモリアクセス命令を実行する場
合でも、当該キャッシュメモリ装置がヒットするかぎり
ペナルティなしの命令フェッチ及びデータアクセスを実
現できる。更に、データの整合性を管理するための物理
アドレスを受け入れるので、マルチプロセッサ構成への
対応も可能である。つまり、請求項２の発明によれば、
ＲＩＳＣマイクロプロセッサを含んだマルチプロセッサ
構成のプロセッサユニットの各々に好適に使用されるア
クセス効率の良いキャッシュメモリ装置が実現でき、コ
ンピュータシステム全体の性能の向上に大きく貢献する
ことができる。また、データアドレスに係る２つのアク
セス要求（２つのメモリアクセス命令の各々に基づいた
２つのデータアクセス要求）の同時処理も可能であるの
で、１サイクルに複数の命令を同時に実行できるスーパ
ースケーラ型のアーキテクチャを採用したマイクロプロ
セッサへの対応も可能である。

【００８７】また、請求項３の発明によれば、命令アド
レス、分岐先アドレス及びデータアドレスの３種類のア
ドレス（第１〜第３のアドレス）の中から１つのアドレ
スを指定し、かつ分岐先アドレス、データアドレス及び
物理アドレスの３種類のアドレス（第２〜第４のアドレ
ス）の中から他の１つのアドレスを指定する制御装置の
構成を採用したので、制御装置による指定の範囲に制限
を設けない場合と同等の効果を得ながらハードウェア構
成を簡略化することができる。

【００８８】また、請求項４の発明によれば、データア
クセス要求（第３及び第４のアドレスに係るアクセス要
求）に比べて命令フェッチのためのアクセス要求（第１
及び第２のアドレスに係るアクセス要求）を優先させる
構成を採用したので、例えば第１〜第４のアドレスの各
々に係る４つのアクセス要求が同時に与えられた場合で
も、命令フェッチのためのアクセス要求に関するペナル
ティの発生を防止することができる。つまり、例えばＲ
ＩＳＣマイクロプロセッサへの１サイクル毎の命令供給
がデータアクセスによって阻害されることがない。ま
た、２種類のデータアクセス要求のうちデータアドレス
（第３のアドレス）に係るアクセス要求に比べて物理ア
ドレス（第４のアドレス）に係るアクセス要求を優先さ
せる構成を採用したので、矛盾データの保持防止のため
の操作の早期実施が可能となる。

【００８９】また、請求項５の発明によれば、例えば同
時に与えられた３つ又は４つのアクセス要求のうちの処
理待ち状態とされたアクセス要求が次の機会には必ず処
理されるように、処理待ち状態のアクセス要求を最優先
とする構成を採用したので、第１〜第４の４種類のアド
レスのうちのいずれのアドレスに係るアクセス要求につ
いてもペナルティを最小に抑えることができる。

【００９０】請求項６の発明によれば、２つのポートを
通して独立にアクセスされ得るタグアドレス格納用の第
１のデュアルポートメモリアレイと、２つのメモリポー
トを通して独立にアクセスされ得る命令列・データ格納
用の第２のデュアルポートメモリアレイと、第１及び第
２のアドレス選択器からそれぞれ出力されたアドレスの
各々がヒットしたか否かを個別に調べるための互いに独
立した第１及び第２の比較器とを備えた記憶装置の構成
を採用したので、命令キャッシュとデータキャッシュと
を分離しない構成でありながら命令とデータとを同時に
アクセスできるだけでなく、２命令の同時アクセスや２
データの同時アクセスが可能となる。しかも、アプリケ
ーションプログラムに応じて命令列とデータとの間で容
量配分の最適化が図れる。

【００９１】また、請求項７の発明によれば、命令アド
レス（第１のアドレス）によりアクセスされる毎に命令
列のうちの連続した少なくとも２つの命令が一度にフェ
ッチされる構成を採用したので、第２〜第４のアドレス
に係るアクセス要求が即時に処理される可能性が増大
し、ペナルティの発生が抑制される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施例に係るキャッシュメモリ装置の
構成を示すブロック図である。

【図２】図１のキャッシュメモリ装置を内蔵したプロセ
ッサユニットの例を示すブロック図である。

【図３】複数個の図２のプロセッサユニットを共通のシ
ステムバスに接続してなるマルチプロセッサ構成のコン
ピュータシステムの例を示すブロック図である。

【図４】図１のキャッシュメモリ装置の動作を示すタイ
ミングチャート図である。

【図５】同キャッシュメモリ装置の動作を示す他のタイ
ミングチャート図である。

【図６】同キャッシュメモリ装置の動作を示す更に他の
タイミングチャート図である。

【図７】同キャッシュメモリ装置の動作を示す更に他の
タイミングチャート図である。

【図８】本発明の他の実施例に係るキャッシュメモリ装
置の構成を示すブロック図である。

【符号の説明】

１０ 第１のアドレス選択器 １２ 第２のアドレス選択器 １４ 第１のデュアルポートメモリアレイ １６ 第１の比較器 １８ 第２の比較器 ２０ 制御装置 ２２ ヒット信号生成器 ２４ 第２のデュアルポートメモリアレイ ２６ 読み出し／書き込み回路 ３０ キャッシュメモリ装置 ３２，４４ プロセッサユニット ３４ ＲＩＳＣマイクロプロセッサ ３６ バス監視装置 ３８ バス制御装置 ４０ 内部バス ４２ システムバス（外部バス） ＩＡ 命令アドレス（第１のアドレス） ＢＡ 分岐先アドレス（第２のアドレス） ＤＡ データアドレス（第３のアドレス） ＰＡ 物理アドレス（第４のアドレス） ＩＡＧ 第１のアクセス要求信号 ＢＡＧ 第２のアクセス要求信号 ＤＡＧ 第３のアクセス要求信号 ＰＡＧ 第４のアクセス要求信号 Ｓ１，Ｓ２ 第１及び第２の指定信号 ＳＡ１，ＳＡ２ 第１及び第２の選択アドレス ＴＡ１，ＴＡ２ 第１及び第２のタグアドレス Ｈ１，Ｈ２ 第１及び第２のヒット信号

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平２−289013（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−176839（ＪＰ，Ａ) 特開 平３−33932（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−223846（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−240651（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−191253（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/08 G06F 9/38

Claims (8)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 命令列及びデータへのアクセスをそれぞ
   れ独立に実行できるマイクロプロセッサに接続され、か
   つ命令フェッチのためのアクセスに使用されるべき複数
   のアドレスとデータアクセスに使用されるべき複数のア
   ドレスとからなるアドレス群の中の３つ以上のアドレス
   がアクセス要求アドレスとして同時に与えられるキャッ
   シュメモリ装置であって、 前記与えられた３つ以上のアクセス要求アドレスの中か
   ら、命令フェッチのためのアクセスに使用されるべき２
   つのアドレス、データアクセスに使用されるべき２つの
   アドレス、及び、命令フェッチのためのアクセスに使用
   されるべき１つのアドレスとデータアクセスに使用され
   るべき１つのアドレスという２つのアドレスの複数の組
   み合わせのうちの１つを選択するためのアドレス選択手
   段と、 命令列とデータとが格納され、かつ前記アドレス選択手
   段で選択された２つのアドレスによりそれぞれ独立にア
   クセスされる記憶手段とを備えたことを特徴とするキャ
   ッシュメモリ装置。
2. 【請求項２】 命令列及びデータへのアクセスをそれぞ
   れ独立に実行できるマイクロプロセッサに接続され、か
   つ命令フェッチのためにプログラムカウンタのインクリ
   メントにより順次生成される第１のアドレスとしての命
   令アドレスと、命令実行シーケンスの変更を要求するシ
   ーケンス変更命令に基づいて分岐先の命令フェッチのた
   めに生成される第２のアドレスとしての分岐先アドレス
   と、メモリアクセス命令に基づいてデータアクセスのた
   めに生成される第３のアドレスとしてのデータアドレス
   と、他のメモリ装置との間のデータの整合性を管理する
   ための第４のアドレスとしてのデータアクセス用の物理
   アドレスとの４種類のアドレスからなるアドレス群に属
   する３つ以上のアドレスがアクセス要求アドレスとして
   同時に与えられるキャッシュメモリ装置であって、 前記与えられた３つ以上のアクセス要求アドレスの中か
   ら、命令アドレスと分岐先アドレス、命令アドレスとデ
   ータアドレス、命令アドレスと物理アドレス、分岐先ア
   ドレスとデータアドレス、分岐先アドレスと物理アドレ
   ス、データアドレスと物理アドレス、及び、２つのデー
   タアドレスという２つのアドレスの複数の組み合わせの
   うちの１つを各々第１及び第２の被選択アドレスとして
   指定するための制御装置と、 前記制御装置により第１の被選択アドレスとして指定さ
   れたアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求
   アドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレ
   スを出力するための第１のアドレス選択器と、 前記制御装置により第２の被選択アドレスとして指定さ
   れたアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求
   アドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレ
   スを出力するための第２のアドレス選択器と、 命令列とデータとが格納され、かつ前記第１及び第２の
   アドレス選択器から各々出力されたアドレスによりそれ
   ぞれ独立にアクセスされる記憶装置とを備えたことを特
   徴とするキャッシュメモリ装置。
3. 【請求項３】 請求項２記載のキャッシュメモリ装置に
   おいて、 前記制御装置は、前記与えられた３つ以上のアクセス要
   求アドレスのうち、前記第１〜第３の３種類のアドレス
   の中から１つのアドレスを前記第１の被選択アドレスと
   して指定し、かつ前記第２〜第４の３種類のアドレスの
   中から他の１つのアドレスを前記第２の被選択アドレス
   として指定することを特徴とするキャッシュメモリ装
   置。
4. 【請求項４】 請求項２又は３に記載のキャッシュメモ
   リ装置において、 前記制御装置は、前記第３及び第４のアドレスに比べて
   前記第１及び第２のアドレスを優先させ、かつ前記第３
   のアドレスに比べて前記第４のアドレスを優先させると
   いう優先ルールに従って前記第１及び第２の被選択アド
   レスの指定を行い、かつ前記与えられた３つ以上のアク
   セス要求アドレスのうち前記第１及び第２の被選択アド
   レスとして指定されたアドレス以外のアドレスを処理待
   ち状態とすることを特徴とするキャッシュメモリ装置。
5. 【請求項５】 請求項４に記載のキャッシュメモリ装置
   において、 前記制御装置は、前記処理待ち状態のアクセス要求アド
   レスに加えて２つ以上のアクセス要求アドレスが新たに
   与えられた場合には、前記第１及び第２の被選択アドレ
   スの指定に際し、前記処理待ち状態のアクセス要求アド
   レスを最優先とすることを特徴とするキャッシュメモリ
   装置。
6. 【請求項６】 請求項２又は３に記載のキャッシュメモ
   リ装置において、 前記記憶装置は、 互いに独立した第１及び第２のポートを有し、かつ前記
   第１のアドレス選択器から出力されたアドレスのうちの
   特定の部分により前記第１のポートから第１のタグアド
   レスが読み出され、かつ前記第２のアドレス選択器から
   出力されたアドレスのうちの特定の部分により前記第２
   のポートから第２のタグアドレスが読み出される第１の
   デュアルポートメモリアレイと、 前記第１のアドレス選択器から出力されたアドレスのう
   ちの他の特定の部分と前記第１のデュアルポートメモリ
   アレイの第１のポートから読み出された第１のタグアド
   レスとが一致した場合には第１のヒット信号を出力する
   ための第１の比較器と、 前記第２のアドレス選択器から出力されたアドレスのう
   ちの他の特定の部分と前記第１のデュアルポートメモリ
   アレイの第２のポートから読み出された第２のタグアド
   レスとが一致した場合には第２のヒット信号を出力する
   ための第２の比較器と、 命令列とデータとが格納され、かつ互いに独立した第１
   及び第２のメモリポートを有し、かつ前記第１の比較器
   から第１のヒット信号が出力された場合には前記第１の
   アドレス選択器から出力されたアドレスにより前記第１
   のメモリポートを通してアクセスされ、かつ前記第２の
   比較器から第２のヒット信号が出力された場合には前記
   第２のアドレス選択器から出力されたアドレスにより前
   記第２のメモリポートを通してアクセスされる第２のデ
   ュアルポートメモリアレイとを備えたことを特徴とする
   キャッシュメモリ装置。
7. 【請求項７】 請求項２又は３に記載のキャッシュメモ
   リ装置において、 前記記憶装置は、前記第１のアドレスによりアクセスさ
   れる毎に前記格納された命令列のうちの連続した少なく
   とも２つの命令が一度にフェッチされることを特徴とす
   るキャッシュメモリ装置。
8. 【請求項８】 命令列及びデータへのアクセスをそれぞ
   れ独立に実行できるマイクロプロセッサに接続され、か
   つ命令フェッチのためにプログラムカウンタのインクリ
   メントにより順次生成される命令アドレスと、命令実行
   シーケンスの変更を要求するシーケンス変更命令に基づ
   いて分岐先の命令フェッチのために生成される分岐先ア
   ドレスと、メモリアクセス命令に基づいてデータアクセ
   スのために生成されるデータアドレスと、他のメモリ装
   置との間のデータの整合性を管理するための外部バスの
   物理アドレスとの４種類のアドレスからなるアドレス群
   に属する３つ以上のアドレスがアクセス要求アドレスと
   して同時に与えられるキャッシュメモリ装置であって、 第１及び第２の被選択アドレスとすべき２つのアドレス
   をアクセス要求の状態に応じて指定するための制御装置
   と、 前記制御装置により第１の被選択アドレスとして指定さ
   れたアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求
   アドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレ
   スを出力するための第１のアドレス選択器と、 前記制御装置により第２の被選択アドレスとして指定さ
   れたアドレスを前記与えられた３つ以上のアクセス要求
   アドレスの中から選択し、かつ該選択した１つのアドレ
   スを出力するための第２のアドレス選択器と、 命令列とデータとが格納され、かつ前記第１及び第２の
   アドレス選択器から各々出力されたアドレスによりそれ
   ぞれ独立にアクセスされる記憶装置とを備え、 前記制御装置は、 (1) 待ち状態のアドレスが存在しない状態で３つ以上の
   アクセス要求アドレスが発生した場合には、 前記発生したアクセス要求アドレスの中に命令アドレス
   と分岐先アドレスとが含まれているときには、該命令ア
   ドレス及び分岐先アドレスを優先して選択し、かつ選択
   されなかったアクセス要求アドレスを待ち状態とし、 前記発生したアクセス要求アドレスの中に命令アドレス
   及び分岐先アドレスのうちの一方と、データアドレス
   と、外部バスの物理アドレスとが含まれているときに
   は、該命令アドレス及び分岐先アドレスのうちの一方
   と、該外部バスの物理アドレスとを優先して選択し、か
   つ選択されなかったアクセス要求アドレスを待ち状態と
   し、 (2) 待ち状態のアドレスが１つ存在する状態で２つ以上
   のアクセス要求アドレスが発生した場合には、 前記待ち状態のアドレスを優先して選択するとともに、 前記待ち状態のアドレスが命令アドレスならば、外部バ
   スの物理アドレス、分岐先アドレス、データアドレスの
   優先順位で他の１つのアドレスを選択し、かつ選択され
   なかったアクセス要求アドレスを待ち状態とし、 前記待ち状態のアドレスが分岐先アドレスならば、外部
   バスの物理アドレス、命令アドレス、データアドレスの
   優先順位で他の１つのアドレスを選択し、かつ選択され
   なかったアクセス要求アドレスを待ち状態とし、 前記待ち状態のアドレスがデータアドレスならば、外部
   バスの物理アドレス、命令アドレス、分岐先アドレスの
   優先順位で他の１つのアドレスを選択し、かつ選択され
   なかったアクセス要求アドレスを待ち状態とし、 前記待ち状態のアドレスが外部バスの物理アドレスなら
   ば、命令アドレス、分岐先アドレス、データアドレスの
   優先順位で他の１つのアドレスを選択し、かつ選択され
   なかったアクセス要求アドレスを待ち状態とし、 (3) 待ち状態のアドレスが２つ存在する場合には、該待
   ち状態の２つのアドレスを優先して選択し、かつ新たに
   発生したアクセス要求アドレスを待ち状態とすることを
   特徴とするキャッシュメモリ装置。