JPH01124038A - マイクロプロセッサ - Google Patents
マイクロプロセッサInfo
- Publication number
- JPH01124038A JPH01124038A JP62283707A JP28370787A JPH01124038A JP H01124038 A JPH01124038 A JP H01124038A JP 62283707 A JP62283707 A JP 62283707A JP 28370787 A JP28370787 A JP 28370787A JP H01124038 A JPH01124038 A JP H01124038A
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- Japan
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- 230000000630 rising effect Effects 0.000 description 6
- 238000000034 method Methods 0.000 description 5
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000006870 function Effects 0.000 description 2
- 238000004904 shortening Methods 0.000 description 2
- 238000011161 development Methods 0.000 description 1
- 230000018109 developmental process Effects 0.000 description 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 1
- 230000007274 generation of a signal involved in cell-cell signaling Effects 0.000 description 1
- 230000010354 integration Effects 0.000 description 1
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- Microcomputers (AREA)
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】
[発明の目的]
(産業上の利用分野)
この発明はマイクロプロセッサに関し、特に多様な処理
を高速に実行することが要求される汎用マイクロプロセ
ッサに関する。
を高速に実行することが要求される汎用マイクロプロセ
ッサに関する。
(従来の技術)
一般に、マイクロプロセッサは1組のアドレスピンと1
組のデータピンとを備えており、記憶空間へのアクセス
の際にはそれを構成するメモリLSIのメモリサイクル
に合せて各々のピンの組に信号を入力する。
組のデータピンとを備えており、記憶空間へのアクセス
の際にはそれを構成するメモリLSIのメモリサイクル
に合せて各々のピンの組に信号を入力する。
ところで、近年の技術発展に伴い、マイクロプロセッサ
の処理速度は高速化され、動作周波数で30MHzを越
えるものも出て来ている。
の処理速度は高速化され、動作周波数で30MHzを越
えるものも出て来ている。
一方、メモリLSIついては、集積度の向上によりその
大容量化は目覚ましいが、動作速度の上昇はマイクロプ
ロセッサに比べて緩慢である。特に、ダイナミックRA
Mは、1ビット当りのコストが安いため今後も主記憶の
主流となると考えられるが、その動作速度はメモリサイ
クルで現在200ナノ秒程度を要している。
大容量化は目覚ましいが、動作速度の上昇はマイクロプ
ロセッサに比べて緩慢である。特に、ダイナミックRA
Mは、1ビット当りのコストが安いため今後も主記憶の
主流となると考えられるが、その動作速度はメモリサイ
クルで現在200ナノ秒程度を要している。
このようなマイクロプロセッサとメモリLSIとの動作
速度の格差は、今後ま1ます拡大する方向にあるため、
−船釣なメモリアクセス方式ではマイクロプロセッサが
メモリに待たされてしまい、マイクロプロセッサの速度
の向上がそのままシステム全体の高速化につながらなく
なる。
速度の格差は、今後ま1ます拡大する方向にあるため、
−船釣なメモリアクセス方式ではマイクロプロセッサが
メモリに待たされてしまい、マイクロプロセッサの速度
の向上がそのままシステム全体の高速化につながらなく
なる。
この対策として、従来はメモリインターリーブによる高
速アクセス方式が使用されているが、この場合には一般
に各データバンクで同一のアドレス値が用いられるため
、実質的なメモリサイクルが短縮されるのではなく、デ
ータバス幅が拡張される効果となり、数十ビットにわた
る大きなコード、またはデータを扱わない限り無駄が多
い。
速アクセス方式が使用されているが、この場合には一般
に各データバンクで同一のアドレス値が用いられるため
、実質的なメモリサイクルが短縮されるのではなく、デ
ータバス幅が拡張される効果となり、数十ビットにわた
る大きなコード、またはデータを扱わない限り無駄が多
い。
(発明が解決しようとする問題点)
この発明は前述の事情に鑑みなされたもので、従来では
メモリインタリーブ方式でメモリアクセスしてもメモリ
サイクルを短縮できなかった点を改善し、メモリインタ
リーブ方式を採用し、且つ物理的な記憶空間をコードセ
グメントとデータセグメントの2つのメモリバンクに分
割してその各メモリバンクへ独立のアドレスを与えるこ
とによって、メモリサイクルを短縮することができるマ
イクロプロセッサを提供することを目的とする。
メモリインタリーブ方式でメモリアクセスしてもメモリ
サイクルを短縮できなかった点を改善し、メモリインタ
リーブ方式を採用し、且つ物理的な記憶空間をコードセ
グメントとデータセグメントの2つのメモリバンクに分
割してその各メモリバンクへ独立のアドレスを与えるこ
とによって、メモリサイクルを短縮することができるマ
イクロプロセッサを提供することを目的とする。
[発明の構成]
(問題点を解決するための手段)
この発明によるマイクロプロセッサは、コードセグメン
トとデータセグメントの2つのメモリバンクに分割され
た外部メモリのメモリサイクルよりも短い周期でコード
フェッチサイクルとデータアクセスサイクルを交互に切
替える制御信号を発生するシステムコントロール手段と
、このシステムコントロール手段の制御信号に応じて前
記外部メモリへそのメモリ素子の最小メモリサイクルよ
りもそれぞれ長い周期を有するコードセグメントストロ
ーブ信号とデータセグメントストローブ信号をそれぞれ
出力するストローブ信号発生手段と、前記外部メモリに
対しそのコードセグメントをアクセスするアドレスとデ
ータセグメントをアクセスするアドレスの2個のアドレ
スの内の一方を前記制御信号に基づいて選択して出力す
るアドレスバス制御手段と、前記システムコントロール
手段での前のコードの実行終了に先じて前記外部メモリ
からコードを読出しコードキューに取り込むコードブリ
フェッチ手段と、前記外部メモリとのコードおよびデー
タの授受を行なうデータバスを前記制御信号に応じて制
御し、コードフェッチサイクルではデータバスの内容を
前記コードプリフェッチ手段に送り、データアクセスサ
イクルでは内部バスとデータバス間のデータ転送を行な
うデータバス制御手段とを具備し、前記メモリのコード
セグメントとデータセクセメンとをインターリーブ方式
でアクセスすることを特徴とする。
トとデータセグメントの2つのメモリバンクに分割され
た外部メモリのメモリサイクルよりも短い周期でコード
フェッチサイクルとデータアクセスサイクルを交互に切
替える制御信号を発生するシステムコントロール手段と
、このシステムコントロール手段の制御信号に応じて前
記外部メモリへそのメモリ素子の最小メモリサイクルよ
りもそれぞれ長い周期を有するコードセグメントストロ
ーブ信号とデータセグメントストローブ信号をそれぞれ
出力するストローブ信号発生手段と、前記外部メモリに
対しそのコードセグメントをアクセスするアドレスとデ
ータセグメントをアクセスするアドレスの2個のアドレ
スの内の一方を前記制御信号に基づいて選択して出力す
るアドレスバス制御手段と、前記システムコントロール
手段での前のコードの実行終了に先じて前記外部メモリ
からコードを読出しコードキューに取り込むコードブリ
フェッチ手段と、前記外部メモリとのコードおよびデー
タの授受を行なうデータバスを前記制御信号に応じて制
御し、コードフェッチサイクルではデータバスの内容を
前記コードプリフェッチ手段に送り、データアクセスサ
イクルでは内部バスとデータバス間のデータ転送を行な
うデータバス制御手段とを具備し、前記メモリのコード
セグメントとデータセクセメンとをインターリーブ方式
でアクセスすることを特徴とする。
(作用)
前記構成のマイクロプロセッサにあっては、従来同一ア
ドレスで指定された各バンクのデータを異なったアドレ
スで、しかも論理的に異質なコードセグメントとデータ
セグメントをインターリーブ方式でメモリアクセスでき
る。したがって、低速メモリを実質的に高速でアクセス
することができるようになる。
ドレスで指定された各バンクのデータを異なったアドレ
スで、しかも論理的に異質なコードセグメントとデータ
セグメントをインターリーブ方式でメモリアクセスでき
る。したがって、低速メモリを実質的に高速でアクセス
することができるようになる。
(実施例)
以下、図面を参照してこの発明の詳細な説明する。
第1図はこの発明の一実施例に係るマイクロプロセッサ
を示すもので、このマイクロブセッサ1は論理的記憶空
間としてコードセグメントと、データセグメントの2つ
を有している。2はインターフェースユニットであり、
これはアドレスバス制御手段としてのアドレスバスコン
トロールブロック21と、データバス制御手段としての
データバスコントロールブロック22と、ストローブ信
号発生手段を有するインターフェースコントロールブロ
ック23とにより構成されている。
を示すもので、このマイクロブセッサ1は論理的記憶空
間としてコードセグメントと、データセグメントの2つ
を有している。2はインターフェースユニットであり、
これはアドレスバス制御手段としてのアドレスバスコン
トロールブロック21と、データバス制御手段としての
データバスコントロールブロック22と、ストローブ信
号発生手段を有するインターフェースコントロールブロ
ック23とにより構成されている。
アドレスバスコントロールブロック21は、プログラム
カウンタ3の値をコードセグメントをアクセスするため
のアドレス値としてアドレスバス11へ出力するか、ま
たは内部バス5のアドレス値をデータセグメントのアド
レス値としてアドレスバス11へ出力する。つまり、こ
のアドレスバスコントロールブロック21は、コードセ
グメントとデータセグメントの2つのアドレス値のうち
の一方を選択して出力するものであり、この選択動作は
システムコントロール手段としてのシステムコントロー
ルブロック4から出力されるセグメントコントロール信
号に応じて制御される。このセグメントコントロール信
号は、外部メモリのメモリサイクルよりも短い周期でコ
ードフェッチサイクルとデータアクセスサイクルを交互
に切換えるためのものである。
カウンタ3の値をコードセグメントをアクセスするため
のアドレス値としてアドレスバス11へ出力するか、ま
たは内部バス5のアドレス値をデータセグメントのアド
レス値としてアドレスバス11へ出力する。つまり、こ
のアドレスバスコントロールブロック21は、コードセ
グメントとデータセグメントの2つのアドレス値のうち
の一方を選択して出力するものであり、この選択動作は
システムコントロール手段としてのシステムコントロー
ルブロック4から出力されるセグメントコントロール信
号に応じて制御される。このセグメントコントロール信
号は、外部メモリのメモリサイクルよりも短い周期でコ
ードフェッチサイクルとデータアクセスサイクルを交互
に切換えるためのものである。
データバスコントロールブロック22は、内部バス5か
ら受けたデータをデータバス12を介して外部メモリへ
出力したり、データバス12を介して外部から送られて
くるデータや命令コードを内部バス5やシステムコント
ロールブロック4へ出力する。つまり、このブロックで
扱う内容がデータの場合には内部バス5とデータバス1
2との間でデータの授受を行ない、命令コードの場合は
それをコードプリフェッチ手段としてのコードフェッチ
キュー22aにプリフェッチする。この場合、その扱う
内容がデータであるかコードであるかは、システムコン
トロールブロック4から出力されるセグメントコントロ
ール信号によって識別される。
ら受けたデータをデータバス12を介して外部メモリへ
出力したり、データバス12を介して外部から送られて
くるデータや命令コードを内部バス5やシステムコント
ロールブロック4へ出力する。つまり、このブロックで
扱う内容がデータの場合には内部バス5とデータバス1
2との間でデータの授受を行ない、命令コードの場合は
それをコードプリフェッチ手段としてのコードフェッチ
キュー22aにプリフェッチする。この場合、その扱う
内容がデータであるかコードであるかは、システムコン
トロールブロック4から出力されるセグメントコントロ
ール信号によって識別される。
そして、コードを受けたシステムコントロールブロック
4は、そのコードの内容に基づいて演算ユニット6、お
よび汎用レジスタ7を制御してデータ処理を実行する。
4は、そのコードの内容に基づいて演算ユニット6、お
よび汎用レジスタ7を制御してデータ処理を実行する。
この処理動作の実行中に外部メモリへのデータアクセス
要求が生じると、システムコントロールブロック4は、
セグメントコントロール信号にデータアクセスフラグを
立てる。
要求が生じると、システムコントロールブロック4は、
セグメントコントロール信号にデータアクセスフラグを
立てる。
インターフェースコントロールブロック23は、システ
ムコントロールブロック4から送られてくるセグメント
コントロール信号に従い、データセグメントとコードセ
グメントを出来る限り交互にアクセスするように、外部
メモリへコードセグメントストローブ信号とデータセグ
メントストローブ信号とをそれぞれ出力する。この場合
、インターリーブ方式でメモリアクセスを行なうために
、これらのストローブ信号は外部メモリを構成するメモ
リ素子の最小メモリサイクルよりもそれぞれ長い周期で
、しかもこれらストローブ信号間の位相差はメモリサイ
クルよりも短く設定される。このことは、システムコン
トロールブロック4が外部メモリのメモリサイクルより
も短い周期でコードフエッチサイクルとデータアクセス
サイクルを交互に切替えるセグメントコントロール信号
を発生し、インターフェースコントロールブロック23
− がそのセグメントコントロール信号に応じてメモリ
サイクルより長い周期の2つのストローブ信号を発生す
ることで得ることができる。
ムコントロールブロック4から送られてくるセグメント
コントロール信号に従い、データセグメントとコードセ
グメントを出来る限り交互にアクセスするように、外部
メモリへコードセグメントストローブ信号とデータセグ
メントストローブ信号とをそれぞれ出力する。この場合
、インターリーブ方式でメモリアクセスを行なうために
、これらのストローブ信号は外部メモリを構成するメモ
リ素子の最小メモリサイクルよりもそれぞれ長い周期で
、しかもこれらストローブ信号間の位相差はメモリサイ
クルよりも短く設定される。このことは、システムコン
トロールブロック4が外部メモリのメモリサイクルより
も短い周期でコードフエッチサイクルとデータアクセス
サイクルを交互に切替えるセグメントコントロール信号
を発生し、インターフェースコントロールブロック23
− がそのセグメントコントロール信号に応じてメモリ
サイクルより長い周期の2つのストローブ信号を発生す
ることで得ることができる。
第2図はこのように構成されるマイクロプロセッサ1に
よるメモリへの読出しアクセスのタイミングを示すもの
である。まずコードセグメントに対するアクセスである
が、システムコントロールブロック4から出力されるセ
グメントコントロール信号にコードフェッチフラグが立
つと、システムクロックφの立上りのタイミングt1か
らリードサイクルに入り、その立下りのタイミングt2
でコードセグメントアドレスAの出力を開始する。
よるメモリへの読出しアクセスのタイミングを示すもの
である。まずコードセグメントに対するアクセスである
が、システムコントロールブロック4から出力されるセ
グメントコントロール信号にコードフェッチフラグが立
つと、システムクロックφの立上りのタイミングt1か
らリードサイクルに入り、その立下りのタイミングt2
でコードセグメントアドレスAの出力を開始する。
そして、次のクロックの立上りのタイミングt3でイン
ターフェースコントロール回路23から出力されるコー
ドセグメントストローブ信号Bがアクティブにされ、外
部メモリからのアドレストランスファアクノリッジ(肯
定応答)信号りがアクテイブになるのを待つ。
ターフェースコントロール回路23から出力されるコー
ドセグメントストローブ信号Bがアクティブにされ、外
部メモリからのアドレストランスファアクノリッジ(肯
定応答)信号りがアクテイブになるのを待つ。
そして、アドレストランスファアクノリッジ信号りのア
クティブ状態をクロックφの立上りつまりt4のタイミ
ングで検出すると、その時点でコードフェッチフラグを
オフとし、コードセグメントアドレスAの出力を中止し
てアドレスバス11をハイインピーダンス状態にする。
クティブ状態をクロックφの立上りつまりt4のタイミ
ングで検出すると、その時点でコードフェッチフラグを
オフとし、コードセグメントアドレスAの出力を中止し
てアドレスバス11をハイインピーダンス状態にする。
そして、クロックが立上がるt7のタイミングで、コー
ドセグメントストローブ信号Bは不活性化されて、リー
ドデータEのコードセグメントリードデータE1をフー
ドフェッチキュー228に取入れ、そしてクロックの立
上りタイミングt8でリードサイクルを終了する。
ドセグメントストローブ信号Bは不活性化されて、リー
ドデータEのコードセグメントリードデータE1をフー
ドフェッチキュー228に取入れ、そしてクロックの立
上りタイミングt8でリードサイクルを終了する。
次にデータセグメントに対するアクセスであるが、クロ
ックの立上りのt4のタイミングでリードサイクルに入
り、その立下りのタイミングt5でデータセグメントア
ドレスA′の出力を開始する。そして、次のクロックの
立上りのタイミングt6でデータセグメントストローブ
信号Cをアクティブにし、外部セグメントメモリからの
アドレストランスファアクノリッジ信号りがアクティブ
になるのを待つ。
ックの立上りのt4のタイミングでリードサイクルに入
り、その立下りのタイミングt5でデータセグメントア
ドレスA′の出力を開始する。そして、次のクロックの
立上りのタイミングt6でデータセグメントストローブ
信号Cをアクティブにし、外部セグメントメモリからの
アドレストランスファアクノリッジ信号りがアクティブ
になるのを待つ。
そして、アドレストランスファアクノリッジ信号りのア
クティブ状態をクロックの立上りつまりt8のタイミン
グで検出し、その時点でデータセグメントアドレスA′
の出力を中止してアドレスバス11をハイインピーダン
ス状態にする。そして、クロックが立上がるtloのタ
イミングで、データセグメントストローブ信号Cを不活
性化してり−ドデータEのデータセグメントリードデー
タE1’を取入れ、そしてクロックの立上りタイミング
t11でクロックのリードサイクルを終了する。
クティブ状態をクロックの立上りつまりt8のタイミン
グで検出し、その時点でデータセグメントアドレスA′
の出力を中止してアドレスバス11をハイインピーダン
ス状態にする。そして、クロックが立上がるtloのタ
イミングで、データセグメントストローブ信号Cを不活
性化してり−ドデータEのデータセグメントリードデー
タE1’を取入れ、そしてクロックの立上りタイミング
t11でクロックのリードサイクルを終了する。
以上のように、両セグメントに対するアクセスとも、実
際には6クロツクを要するが、サイクルが半分ずつオー
バーラツプしているため、マイクロプロセッサから見た
メモリサイクルは半分の3クロツクとなり、低速メモリ
への高速アクセスが実現される。
際には6クロツクを要するが、サイクルが半分ずつオー
バーラツプしているため、マイクロプロセッサから見た
メモリサイクルは半分の3クロツクとなり、低速メモリ
への高速アクセスが実現される。
具体的なメモリLSIの例として、
TC511000P/J−10を考えた場合、アクセス
時間100ナノ秒、サイクル時間190ナノ秒であるの
で、第2図に示し1=ような1ウエイトアクセス(On
e−Waitアクセス)をすると、タイミングt3から
17までの4クロツクが100ナノ秒十セットアツプ時
間となり、タイミングt3からタイミングt9までの6
クロツクが190ナノ秒となる。したがって、セットア
ツプ時間を25ナノ秒程度取っても、マイクロプロセッ
サは30MHz以上での動作が可能となり、データバス
幅/100ナノ秒のレートでのアクセスができる。
時間100ナノ秒、サイクル時間190ナノ秒であるの
で、第2図に示し1=ような1ウエイトアクセス(On
e−Waitアクセス)をすると、タイミングt3から
17までの4クロツクが100ナノ秒十セットアツプ時
間となり、タイミングt3からタイミングt9までの6
クロツクが190ナノ秒となる。したがって、セットア
ツプ時間を25ナノ秒程度取っても、マイクロプロセッ
サは30MHz以上での動作が可能となり、データバス
幅/100ナノ秒のレートでのアクセスができる。
このようにこの発明によるマイクロプロセッサで最も効
果を得ることができるのは、コードフェッチとデータア
クセスが交互且つ均等に行われる場合である。このため
、本発明によるマイクロプロセッサは、コードのブリフ
ェッチ機能を有し、1サイクル中にアクセスするコード
およびデータの各々の語長を均一化し、且つアクセス順
序に自由度を持たせている。
果を得ることができるのは、コードフェッチとデータア
クセスが交互且つ均等に行われる場合である。このため
、本発明によるマイクロプロセッサは、コードのブリフ
ェッチ機能を有し、1サイクル中にアクセスするコード
およびデータの各々の語長を均一化し、且つアクセス順
序に自由度を持たせている。
また、この発明によるマイクロプロセッサにRISCア
ーキテクチャを適応することにより、コードの語長を均
一化するとさらに効果的である。
ーキテクチャを適応することにより、コードの語長を均
一化するとさらに効果的である。
[発明の効果〕
以上のようにこの発明によれば、従来同一アドレスで指
定された各バンクのデータを異なったアドレスで、しか
も論理的に異質なデータつまりコードセグメントとデー
タセグメントをインターリーブ方式でメモリアクセスす
ることが可能となり、低速メモリを実質的に高速でアク
セスすることができるようになる。
定された各バンクのデータを異なったアドレスで、しか
も論理的に異質なデータつまりコードセグメントとデー
タセグメントをインターリーブ方式でメモリアクセスす
ることが可能となり、低速メモリを実質的に高速でアク
セスすることができるようになる。
第1図はこの発明の一実施例に係るマイクロプロセッサ
を説明でるブロック図、第2図は第1図のマイクロプロ
セッサの動作を説明するタイミングチャートである。 1・・・マイクロプロセッサ、2・・・インターフェー
スブロック、3・・・プログラムカウンタ、4・・・シ
ステムコントロールブロック、5・・・内部バス、6・
・・演算ユニット、7・・・汎用レジスタ、21・・・
アドレスバスコントロールブロック、22・・・データ
バスコントロールブロック、23・・・インターフェー
スコントロールブロック。 出願人代理人 弁理士 鈴江武彦 8吸のoO田
を説明でるブロック図、第2図は第1図のマイクロプロ
セッサの動作を説明するタイミングチャートである。 1・・・マイクロプロセッサ、2・・・インターフェー
スブロック、3・・・プログラムカウンタ、4・・・シ
ステムコントロールブロック、5・・・内部バス、6・
・・演算ユニット、7・・・汎用レジスタ、21・・・
アドレスバスコントロールブロック、22・・・データ
バスコントロールブロック、23・・・インターフェー
スコントロールブロック。 出願人代理人 弁理士 鈴江武彦 8吸のoO田
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 コードセグメントとデータセグメントの2つのメモリ
バンクに分割された外部メモリのメモリサイクルよりも
短い周期でコードフェッチサイクルとデータアクセスサ
イクルを交互に切替える制御信号を発生するシステムコ
ントロール手段と、このシステムコントロール手段の制
御信号 に応じて前記外部メモリへそのメモリ素子の最小メモリ
サイクルよりもそれぞれ長い周期を有するコードセグメ
ントストローブ信号とデータセグメントストローブ信号
をそれぞれ出力するストローブ信号発生手段と、 前記外部メモリに対しそのコードセグメン トをアクセスするアドレスとデータセグメントをアクセ
スするアドレスの2個のアドレスの内の一方を前記制御
信号に基づいて選択して出力するアドレスバス制御手段
と、 前記システムコントロール手段での前のコ ードの実行終了に先じて前記外部メモリからコードを読
出してコードキューに取り込むコードプリフエッチ手段
と、 前記外部メモリとのコードおよびデータの 授受を行なうデータバスを前記制御信号に応じて制御し
、コードフェッチサイクルではデータバスの内容を前記
コードプリフエッチ手段に送り、データアクセスサイク
ルでは内部バスとデータバス間のデータ転送を行なうデ
ータバス制御手段とを具備し、 前記メモリのコードセグメントとデータセ クセメンとをインターリーブ方式でアクセスすることを
特徴とするマイクロプロセッサ。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62283707A JPH01124038A (ja) | 1987-11-10 | 1987-11-10 | マイクロプロセッサ |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP62283707A JPH01124038A (ja) | 1987-11-10 | 1987-11-10 | マイクロプロセッサ |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01124038A true JPH01124038A (ja) | 1989-05-16 |
Family
ID=17669040
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP62283707A Pending JPH01124038A (ja) | 1987-11-10 | 1987-11-10 | マイクロプロセッサ |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH01124038A (ja) |
-
1987
- 1987-11-10 JP JP62283707A patent/JPH01124038A/ja active Pending
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