JPH02139635A - エラー処理方式 - Google Patents
エラー処理方式Info
- Publication number
- JPH02139635A JPH02139635A JP63292306A JP29230688A JPH02139635A JP H02139635 A JPH02139635 A JP H02139635A JP 63292306 A JP63292306 A JP 63292306A JP 29230688 A JP29230688 A JP 29230688A JP H02139635 A JPH02139635 A JP H02139635A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- main memory
- error
- memory
- microinstruction
- read
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
- 238000001514 detection method Methods 0.000 claims description 7
- 238000003672 processing method Methods 0.000 claims description 3
- 230000010365 information processing Effects 0.000 claims description 2
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 3
- 238000000034 method Methods 0.000 description 3
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Detection And Correction Of Errors (AREA)
- Retry When Errors Occur (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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、マイクロ命令を用いて制御される情報処理装
置のエラー処理方式に関する。
置のエラー処理方式に関する。
(従来の技術〕
従来、命令記憶部のエラー処理方式は、特開昭62−4
6347号公報に記載の様に、命令記憶部内に交代記憶
域をあらかじめ設けておき、命令記憶部より読み出した
命令にエラーが検出された場合は、複数回再読み出しを
行い、それにもかかわらず読み出しが成功しない場合は
交代記憶域に正しい命令を書き込み、それを読み出すと
いうものであった。
6347号公報に記載の様に、命令記憶部内に交代記憶
域をあらかじめ設けておき、命令記憶部より読み出した
命令にエラーが検出された場合は、複数回再読み出しを
行い、それにもかかわらず読み出しが成功しない場合は
交代記憶域に正しい命令を書き込み、それを読み出すと
いうものであった。
上記従来技術は、命令記憶部内にあらかじめ交代記憶域
を設けておく為、メモリ使用効率が悪いという欠点があ
り、また、固定エラーの様な場合は、複数回の再読み出
しの後、交代記憶域に正しい命令を書き込み、更にそれ
を読み出して実行する必要が有る為、読み出しにかかる
時間が、大きくなるという欠点を持っていた。更に、マ
イクロプロセッサに見られる様に、マイクロ命令を内蔵
ROMに格納している様な場合には、正しい命令ことが
できなかった。
を設けておく為、メモリ使用効率が悪いという欠点があ
り、また、固定エラーの様な場合は、複数回の再読み出
しの後、交代記憶域に正しい命令を書き込み、更にそれ
を読み出して実行する必要が有る為、読み出しにかかる
時間が、大きくなるという欠点を持っていた。更に、マ
イクロプロセッサに見られる様に、マイクロ命令を内蔵
ROMに格納している様な場合には、正しい命令ことが
できなかった。
本発明の目的は、上述の従来方式の欠点に鑑み命令記憶
部のエラーを、簡単なハードウェアにより救済可能とす
るエラー処理方式を提供することにある。
部のエラーを、簡単なハードウェアにより救済可能とす
るエラー処理方式を提供することにある。
上記目的は、制御記憶より読み出されたマイクロ命令に
エラーが検出された際、主メモリのマイクロ命令の読み
出しを行う手段と、制御記憶から読み出されたマイクロ
命令の実行を抑制し、主メモリから読み出されたマイク
ロ命令を実行する手段を設けることによって達成される
。
エラーが検出された際、主メモリのマイクロ命令の読み
出しを行う手段と、制御記憶から読み出されたマイクロ
命令の実行を抑制し、主メモリから読み出されたマイク
ロ命令を実行する手段を設けることによって達成される
。
主メモリにチップ内蔵の制御記憶と同じマイクロ命令を
持つことによって、チップ内蔵の制御記憶からのマイク
ロ命令読み出し時にエラーが生じても主メモリに格納さ
れているマイクロ命令によって代替でき、システムダウ
ンを防止できる。
持つことによって、チップ内蔵の制御記憶からのマイク
ロ命令読み出し時にエラーが生じても主メモリに格納さ
れているマイクロ命令によって代替でき、システムダウ
ンを防止できる。
ここで述べる主メモリとは、BPUより送出されるアド
レスによりアクセスされるメモリ空間のことを指し、本
発明はそのメモリの具体的な実現方法にはよらない。
レスによりアクセスされるメモリ空間のことを指し、本
発明はそのメモリの具体的な実現方法にはよらない。
また、ここで述べるチップ内蔵の制御記憶とは、マイク
ロ命令を格納する記憶装置のことで1本発明は、その記
憶装置の具体的な実現方法にはよらない。
ロ命令を格納する記憶装置のことで1本発明は、その記
憶装置の具体的な実現方法にはよらない。
以下、本発明の一実施例を第1図により説明する。
第1図は本発明の一実施例のブロック図であり、18は
命令の読み出し、実行を行うBPU(Basic Pr
ocessing Unit)、8は、BPU外の主メ
モリである。
命令の読み出し、実行を行うBPU(Basic Pr
ocessing Unit)、8は、BPU外の主メ
モリである。
1はマイクロ命令が格納されている制御記憶で容量4に
ワードである。2は制御記憶1又は主メモリ8から読み
出されたマイクロ命令の選択を行うセレクタ、3はセレ
クタ2で選択されたマイクロ命令にエラーが有ることを
検出するエラー検出部、5はエラー検出部3にて検出さ
れたエラー情報を保持するエラーフラグ、4はマイクロ
命令を保持するCSデータレジスタ、6はマイクロ命令
をデコードする命令デコーダ、7は演算装置。
ワードである。2は制御記憶1又は主メモリ8から読み
出されたマイクロ命令の選択を行うセレクタ、3はセレ
クタ2で選択されたマイクロ命令にエラーが有ることを
検出するエラー検出部、5はエラー検出部3にて検出さ
れたエラー情報を保持するエラーフラグ、4はマイクロ
命令を保持するCSデータレジスタ、6はマイクロ命令
をデコードする命令デコーダ、7は演算装置。
19は主メモリ上のマイクロ命令のアドレスを生成する
マイクロ命令アドレス生成回路である。
マイクロ命令アドレス生成回路である。
9は制御記憶より読み出されたマイクロ命令の64ビツ
トのデータバス、20は主メモリからのデータがそろっ
たことを示すACK信号、16は制御記憶の14ビツト
のアドレスバス、10は主メモリの64ビツトのデータ
バス、20は主メモリの32ビツトのアドレスバス、1
3はマイクロ命令のエラー情報で、同時に主メモリへの
読み出し要求信号、セレクタ2の制御信号も兼ねる。
トのデータバス、20は主メモリからのデータがそろっ
たことを示すACK信号、16は制御記憶の14ビツト
のアドレスバス、10は主メモリの64ビツトのデータ
バス、20は主メモリの32ビツトのアドレスバス、1
3はマイクロ命令のエラー情報で、同時に主メモリへの
読み出し要求信号、セレクタ2の制御信号も兼ねる。
17は、演算装置の制御信号である。
制御記憶1に格納されているマイクロ命令は。
マイクロ命令アドレス16の指定によって読み出1され
、エラー検出部3によってエラーの有無を検査されると
同時にCSデータレジスタ4にセットされる。エラー検
出部3でエラーが検出されると、エラー情報13がアサ
ートされ、エラーフラグ5をセットすると同時に主メモ
リ8のマイクロ命令の読み出し要求を出す。主メモリ8
では、エラー情報13がアサートされると、アドレス2
0の指定によって、主メモリに格納されているマイクロ
命令をデータバス10によってBPU18へ送出する。
、エラー検出部3によってエラーの有無を検査されると
同時にCSデータレジスタ4にセットされる。エラー検
出部3でエラーが検出されると、エラー情報13がアサ
ートされ、エラーフラグ5をセットすると同時に主メモ
リ8のマイクロ命令の読み出し要求を出す。主メモリ8
では、エラー情報13がアサートされると、アドレス2
0の指定によって、主メモリに格納されているマイクロ
命令をデータバス10によってBPU18へ送出する。
BPU18では、エラー情報15及び主メモリからのA
CK信号21によって制御されるセレクタ2で、制御記
憶からのマイクロ命令データ9と主メモリからのマイク
ロ命令データ10のどちらが有効かを判定し選択する。
CK信号21によって制御されるセレクタ2で、制御記
憶からのマイクロ命令データ9と主メモリからのマイク
ロ命令データ10のどちらが有効かを判定し選択する。
なお、エラーフラグ5は、−度セットされると、主メモ
リからのACK信号22が出力されるまで、保持される
。
リからのACK信号22が出力されるまで、保持される
。
これにより制御記憶と主メモリとの読み出し時間が違っ
ても対応できる。
ても対応できる。
また、主メモリのマイクロ命令読み出し中は、命令デコ
ーダ14へ送出されるマイクロ命令データ14は無効で
ある為、命令デコーダ6ではエラーフラグ5の信号15
によって、演算装置7への制御信号17を無効化し不要
な演算を避ける。
ーダ14へ送出されるマイクロ命令データ14は無効で
ある為、命令デコーダ6ではエラーフラグ5の信号15
によって、演算装置7への制御信号17を無効化し不要
な演算を避ける。
次に、マイクロ命令アドレス生成回路19を、第2図及
び第3図を用いて説明する。
び第3図を用いて説明する。
23は、マイクロ命令アドレスの上位16ビツトを保持
するレジスタである。マイクロ命令の主メモリ上のアド
レス20は、下位2ビツト0〜1をゼロ、中位14ビツ
ト2〜15を制御記憶のマイクロ命令アドレス16その
ものとし、上位16ビツト16〜31にレジスタ23の
内容を送出し、第3図に示す形として生成される。下位
2ビツトに0′をつけるのは、主メモリのアドレスがワ
ードごとにつけられ、マイクロ命令の幅が4ワードある
ためである。以上の様にすることにより、容易に制御記
憶のマイクロ命令アドレスを主メモリ上のアドレスに変
換することができる。
するレジスタである。マイクロ命令の主メモリ上のアド
レス20は、下位2ビツト0〜1をゼロ、中位14ビツ
ト2〜15を制御記憶のマイクロ命令アドレス16その
ものとし、上位16ビツト16〜31にレジスタ23の
内容を送出し、第3図に示す形として生成される。下位
2ビツトに0′をつけるのは、主メモリのアドレスがワ
ードごとにつけられ、マイクロ命令の幅が4ワードある
ためである。以上の様にすることにより、容易に制御記
憶のマイクロ命令アドレスを主メモリ上のアドレスに変
換することができる。
上記動作タイミングをまとめたのが第4図である。第1
1図では、n番目とn+2番目の制御記憶のマイクロ命
令の読み出しは正常であったが、n+1番目のマイクロ
命令の読み出しにエラーが有った場合である。
1図では、n番目とn+2番目の制御記憶のマイクロ命
令の読み出しは正常であったが、n+1番目のマイクロ
命令の読み出しにエラーが有った場合である。
本発明では、マイクロ命令を主メモリ上に格納する為、
オペランド読み書き要求、命令読み出し要求、マイクロ
命令読み出し要求が競合することもあるわけであるが、
この時には、オペランド読み書き、マイクロ命令読み出
し、命令読み出しの順で優先的に処理する。例えば、命
令読み出しはオペランド読み書きにも、マイクロ命令読
み出しもない時に行われる。これは先に処理の行なわれ
ている命令に関するメモリアクセスを優先的に行うこと
により、矛盾なく動作を進める為である。
オペランド読み書き要求、命令読み出し要求、マイクロ
命令読み出し要求が競合することもあるわけであるが、
この時には、オペランド読み書き、マイクロ命令読み出
し、命令読み出しの順で優先的に処理する。例えば、命
令読み出しはオペランド読み書きにも、マイクロ命令読
み出しもない時に行われる。これは先に処理の行なわれ
ている命令に関するメモリアクセスを優先的に行うこと
により、矛盾なく動作を進める為である。
同様にして、前マイクロ命令から発せられたオペランド
読み出し要求を、次マイクロ命令の読み出し要求より優
先して処理する。
読み出し要求を、次マイクロ命令の読み出し要求より優
先して処理する。
また、上記実施例では、主メモリとBPUとの間のデー
タバスを64ビツトとして考えたが、データバスが64
ビツトより小さい場合は、主メモリのマイクロ命令のア
クセスを複数回に分けて行うことにより対処できる。た
とえば、データバスが32ビツトの場合は、1つのマイ
クロ命令のアクセスに対して、2回の主メモリアクセス
を行えば良い。すなわち、1回目の主メモリアクセスで
マイクロ命令の上位32ビツトを、2回目の主メモリア
クセスで、マイクロ命令の下位32ビツトを読み出せば
良い。
タバスを64ビツトとして考えたが、データバスが64
ビツトより小さい場合は、主メモリのマイクロ命令のア
クセスを複数回に分けて行うことにより対処できる。た
とえば、データバスが32ビツトの場合は、1つのマイ
クロ命令のアクセスに対して、2回の主メモリアクセス
を行えば良い。すなわち、1回目の主メモリアクセスで
マイクロ命令の上位32ビツトを、2回目の主メモリア
クセスで、マイクロ命令の下位32ビツトを読み出せば
良い。
以上の様にすることによって、制御記憶のマイクロ命令
読み出しにエラーが生じても、容易に救済することがで
きる。
読み出しにエラーが生じても、容易に救済することがで
きる。
本発明によれば、ROM上のマイクロ命令の読み出し不
良に対して、簡単な回路を追加するだけで救済すること
ができる。
良に対して、簡単な回路を追加するだけで救済すること
ができる。
【図面の簡単な説明】
第1図は、本発明の一実施例のブロック図、第2図及び
第3図は、制御記憶のマイクロ命令アドレスから主メモ
リのマイクロ命令アドレスへの変換回路及び変換結果を
示す説明図、第4図は、タイムチャートである。 l・・・ROM、2・・・セレクタ、3・・・エラー検
出部、4・・・CSデータレジスタ、5・・・エラー表
示フラグ、6・・・命令デコーダ、7・・・演算装置、
8・・・メモリ、18・・・BPU、19・・・マイク
ロ命令アドレス生成回路、23・・・ペースレジスタ。 、−−−−−−−−−−!二−−一−−尾2凶 第5に 晃4圓 φ 毫算袈! 制御 L No! NθP ?’lf1
第3図は、制御記憶のマイクロ命令アドレスから主メモ
リのマイクロ命令アドレスへの変換回路及び変換結果を
示す説明図、第4図は、タイムチャートである。 l・・・ROM、2・・・セレクタ、3・・・エラー検
出部、4・・・CSデータレジスタ、5・・・エラー表
示フラグ、6・・・命令デコーダ、7・・・演算装置、
8・・・メモリ、18・・・BPU、19・・・マイク
ロ命令アドレス生成回路、23・・・ペースレジスタ。 、−−−−−−−−−−!二−−一−−尾2凶 第5に 晃4圓 φ 毫算袈! 制御 L No! NθP ?’lf1
Claims (1)
- 1、主メモリと、主メモリにアドレスを送出するアドレ
スバスと、主メモリよりデータを受取るデータバスと、
マイクロ命令格納用制御記憶と、前記マイクロ命令によ
り制御される演算装置と、前記制御記憶より読み出され
たマイクロ命令のエラーを検出するエラー検出部とより
成る情報処理装置において、前記主メモリに、前記制御
記憶に格納されているマイクロ命令を全て格納し、前記
エラー検出部にてエラーを検出した場合には、正しいマ
イクロ命令を主メモリより読み出して実行することを特
徴とするエラー処理方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63292306A JPH02139635A (ja) | 1988-11-21 | 1988-11-21 | エラー処理方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP63292306A JPH02139635A (ja) | 1988-11-21 | 1988-11-21 | エラー処理方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH02139635A true JPH02139635A (ja) | 1990-05-29 |
Family
ID=17780056
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP63292306A Pending JPH02139635A (ja) | 1988-11-21 | 1988-11-21 | エラー処理方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH02139635A (ja) |
Citations (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS4990466A (ja) * | 1972-12-28 | 1974-08-29 | ||
JPS58213349A (ja) * | 1982-06-07 | 1983-12-12 | Nec Corp | 情報処理装置 |
-
1988
- 1988-11-21 JP JP63292306A patent/JPH02139635A/ja active Pending
Patent Citations (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS4990466A (ja) * | 1972-12-28 | 1974-08-29 | ||
JPS58213349A (ja) * | 1982-06-07 | 1983-12-12 | Nec Corp | 情報処理装置 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
EP0213843A2 (en) | Digital processor control | |
US5680581A (en) | Microcomputer having a read protection circuit to secure the contents of an internal memory | |
US4901228A (en) | Pipelined cache system using back up address registers for providing error recovery while continuing pipeline processing | |
JPS61166652A (ja) | 記憶保護例外による割込み発生方式 | |
FI87283B (fi) | Distribuerat kontrollminnesord -arkitektur. | |
US5287483A (en) | Prefetched operand storing system for an information processor | |
JPH02139635A (ja) | エラー処理方式 | |
JPH10289164A (ja) | メモリ制御方法およびメモリ制御装置 | |
JP3507193B2 (ja) | ロード・ストア命令処理装置 | |
JP2600376B2 (ja) | メモリ制御装置 | |
JP3476314B2 (ja) | マイクロプロセッサ | |
JP3171615B2 (ja) | データ転送のリトライ制御方式 | |
JP3616588B2 (ja) | マイクロプログラムチェックシステム | |
JPH0318214B2 (ja) | ||
JPS63231553A (ja) | 部分書込み方式 | |
JPH0795288B2 (ja) | マイクロコンピュータ | |
JPH07302226A (ja) | メモリ不正アクセス検出回路 | |
JPS5936853A (ja) | 演算処理装置 | |
JPH1027153A (ja) | バス転送装置 | |
JPS6226492B2 (ja) | ||
JPS6131497B2 (ja) | ||
JPS6235960A (ja) | 排他制御情報制御方式 | |
JPH04125747A (ja) | キャッシュメモリ制御装置 | |
JPS63200248A (ja) | メモリアクセス処理方式 | |
JPH05101203A (ja) | マイクロ・プロセツサ |