JPH0223431A - 割込み処理システム - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は一般に命令処理装置、即ちディジタル・コンピ
ュータ・システムの命令取出し及び実行部分に関する。

更に詳細に説明すれば、本発明はいわゆる”パイプライ
ン式”命令プロセッサでの割込み処理に関する。

Ｂ、従来技術 ］ンピュータ・アーキテクチャは、一般に、命令実行の
ストリームに対する大部分の割込みが特定の命令に関連
していることを必要とする。この要求が満たされる度合
を”精度”と呼び、割込み条件”ｉ”はもし命令　旦”
の実行に明確に関連づけることができれば正確である。

バ　　−　゛　プロセッサー即ち、１つの命令をもう１
つの命令が開始される前に完全に実行するプロセッサー
では、任意の所与の時点において割込みが関連すること
がある命令は１つしかないので、割込み報告する際の正
確さは容易に達成される。しかしながら、多くの命令は
同時に幾つかの実行段階にあるかもしれないので１．ベ
イｔｉ王之武プロセッサで割込みを正確に報告すること
はずっと困難である１例えば５割込み条件ｉの発生時に
、現在実行中の命令−ｎ、　ｎ＋１．　ｎ＋２等−のう
ちのどれが該別込みに関連しでいるがは明白ではないこ
とがある。更に、多重割込みがほぼ同時に発生し、どれ
を最初に報告し処理するかの問題が生ずることがある。

多くの場合、システム・アーキテクチャは単に最古且つ
最高優先順位の割込みを報告することができると指示す
る。

パイプライン式プロセッサで割込みを正確に報告するこ
との困難さは、過去においては設計者が直面している。

事実、設計者によってはシステム・アーキテクチャから
逸脱して割込みを不正確に報告することにより問題を回
避している１例として、Ｄ、　Ｗ、　Ａｎｄｅｒｓｏｎ
、　ｅｔ　ａｌ、、　”Ｔｈｅ　ＩＢＭ　Ｓｙｓｔｅｍ
／３６０　　Ｍｏｄｅｌ　　９１：　Ｍａｃｈｉｎｅ　
　Ｐｈ１ｌｏｓｏｐｈｙ　　ａｎｄＩｎｓｔｒｕｃｔｉ
ｏｎ−Ｈａｎｄｌｉｎｇ、　、　　　　ｏ　　ｎａ　　
Ｊａｎｕａｒｙ。

１９６７、を参照されたい０例えば１条件ｉによって割
込まれる、命令ｎ、　ｎ＋　１．ｒｌ÷２、等を実行す
るストリームにおいて、割込みは現在実行中の命令のど
れにも正確に関連づけることができない。

Ｃ０発明が解決しようとする課題 割込みが全くまれな計算環境では割込みを不正確に報告
してもおそらく許される。しかしながら。

仮想記憶装置の出現により、仮想記憶管理プロセスによ
って生じた割込みはその原因となった命令に関連しなけ
ればならないから正確な割込み報告及び処理が必要にな
っている。特に、”ＴＬＢ″　（アドレス変換ルックア
サイド・バッファ）ミス割込みは、命令に含まれた仮想
記憶アドレスに関連した絶対記憶アドレスを、変換ルッ
クアサイド・バッファが生成しないときに生ずる。

前記”ＴＬＢミス”　−絶対アドレスが変換ルックアサ
イド・バッファから落ちていることを意味するーは比較
的高い頻度で起こるが、多くの場合、アドレス変換を実
行してから、ＴＬＢミスを生じた命令の一部又は全部を
再実行することにより解決される。命令を再実行するた
めには、どの命令がＴＬＢミスを生じたかを正確に判定
することが必要である。それらの割込みは他の割込みよ
りも高い頻度で生ずるから、ＴＬＢミスを報告し処理す
る速度もプロセッサの性能にかなり強い影響を与えるこ
とがある。

正確な割込み報告の問題は、追加の機能装置が主要な命
令取出し及び実行（Ｉ／Ｅ）装置パイプラインを拡張す
ると、更に悪化する。前記機能装置は命令及びデータ記
憶装置、浮動小数点実行装置、ベクトル実行装置等を含
むことがあり、且つ　Ｉ／Ｅ装置と同じ命令ストリーム
によって駆動される。

特に、Ｉ／Ｅ装置はストリーム中の追加の命令を可能な
限り、たぶん機能装置により生成される一部の結果が更
に計算を要求されるまで実行し続けながら命令を要求に
従って実行するため記憶装置から取出し、命令又はコマ
ンドを機能装置に転送する。従って、システムの全域に
わたって同時に多数の命令がそれぞれの実行段階にある
ため、装置の一部又は全部で同時に割込みが生じ、正確
な割込み報告が実に恐るべき問題になることがある。

複数の機能装置を有するパイプライン式処理システムで
割込みを正確に報告するための多数の機構が実現又は提
案されている。ＩＢＭ　３０９０ベクトル機能は設計し
制御することが難しい複雑なハードウェア構造を有する
割込みパイプラインを用いる。

Ｓ、　Ｇ、　Ｔｕｃｋｅｒ、”Ｔｈｅ　　ＩＢＭ　　３
０９０　　Ｓｙｓｔｅｍ：　　ＡｎＯｖｅｒｖｉｅｗ　
、　　ＢＭ　　Ｓ　ｓｔｅ＋＋＋　　Ｊｏｕｒ　　　Ｖ
ｏｌ、　２５．　Ｎｏ。

１、１９８６．を参照されたい、スミス及びプレッカン
（ＳＩｌｌｉｔｈ　ａｎｄ　Ｐｌｅｓｚｋｕｎ）は他の
精巧なハードウェア構造−リオーダ−（ｒｅｏｒｄｅｒ
）バッファ、経歴バッファ、未来ファイル等−を提案し
ているが、その実行可能性はまだ証明されていない、　
Ｊ、　Ｅ。

５Ｌｌｉｔｈ　ａｎｄ　Ａ、　Ｒ，Ｐｌｅｓｚｋｕｎ″
ＩＩｐｌｅｍｅｎｔａｔｉｏｎ　ｏｆＰｒｅｃｉｓｅ　
Ｉｎｔｅｒｒｕｐｔｓ　ｉｎ　Ｐｉｐｅｌｉｎｅｄ　Ｐ
ｒｏｃｅｓｓｏｒ　。

Ｐｒｅ、　　２　　　ｎ　　ａｌ　　ｔｅｎｔｉｏｎａ
　　Ｓｍｏｓｉｕｍ　　ｎＣｏｗ　ｕｔｅ　　　ｈ’ｔ
　ｃｔｕ　ｅ　　ｐｐ、　３６−４４．　Ｊｕｎｅ　１
９８５゜を参照されたい。

本発明の主たる目的は、急速に処理すべきＴＬＢミス割
込みのような、仮想記憶管理割込みを可能にしながら追
加ハードウェアの要求を最小にするパイプライン式命令
プロセッサにおいて割込みを正確に報告するためのシス
テムを提供することである。

０８課題を解決するための手段 本発明に従って、ＴＬＢミス割込みのように頻繁に起き
る割込みを正確且つ速やかに処理するための別個のハー
ドウェア構造、及び残余の割込みを正確に報告し処理す
るための低速・低価格でソフトウェアに基づいたシステ
ムを提供することにより、前記目的並びに、以下の説明
から明らかになるその他の目的が達成される。

このように、仮想記憶管理から生ずる割込みは、それら
が関連する命令を再実行し、はんの短時間の休止で計算
機の動作を続行することができるように、速やかに処理
される０通常は命令処理を完全に停止することを必要と
する他のタイプの割込みは、ソフトウェアに基づいた割
込みルーチンによりずっと低速で処理される。

前述の本発明の一般的な機構は、パイプライン式命令プ
ロセッサにより正確な割込み処理を提供するため下記の
ように実現される。

（１）命令パイプラインと並行に別個の割込みパイプラ
インがＴＬＢミス割込みのため提供される。この割込み
は、それらが命令取出しＴＬＢミスであっても、あるい
は記憶オペランドＴＬＢミス（″データ”ＴＬＢミス）
であっても、命令パイプライン中を進む関連した命令と
同期して、割込みパイプライン中を進められる。よって
、命令パイプラインはＴしＢミス割込みの発生後、その
ＴＬＢミス割込みを生じた命令に先行する全ての命令を
実行することにより、ＴＬＢミス割込み自身が報告され
処理される前に排出（ドレーン）することができる。

（２）ソフトウェアにより処理される他の割込みの正確
な報告は、命令番号付与及び追跡機構により容易になる
。それによって、命令がプロセッサ・パイプラインに入
るにつれて実行中の命令に関する適切な情報が追跡アレ
イに記録される。特に、命令プロセッサで受取った各命
令に番号が割当てられ、受取った各命令はその割当て番
号とともに追跡アレイに記憶される１割込みハンドラ（
ｈａｎｄｌｅｒ）は（ＴＬＢミス割込み以外の）割込み
を生じた命令プロセッサで各命令に割当てられた番号を
決定し、割込みを生じた命令の中から最も早く割当てら
れた番号を有する命令を選択し、且つ次の割込み処理に
関し選択された命令をアドレス指定し追跡アレイから取
出すように動作する。これらの機能を実行するソフトウ
ェアは、命令パイプラインを形成する同じ命令処理装置
、又はパイプライン式処理装置と異なる別個の命令処理
装置で走行することができる。

もしパイプライン式プロセッサが異なるタスクを実行す
る幾つかの機能装置を含むなら、各命令に割当てられた
追跡番号は命令パイプライン又は当該特定の命令を実行
することになっている機能装置に同報通信される。この
番号はその命令が完全に実行されるまで実行中のハード
ウェアに留まるので、もし割込みが生ずれば、割込み処
理ソフトウェアは機能装置をポーリングすることにより
、割込みを生じた命令の指定された番号を決定すること
ができる。

Ｅ、実施例 第１図〜第６図により１本発明の良好な実施例について
説明する。

第１図は本発明が関連するコンピュータ・システム環境
を概略的に示す、該システムは連続するプログラム命令
を記憶装置から取出し実行するための命令処理装置（Ｉ
ＰＵ）　２を含む。

このＩＰｔＪはパイプライン式命令取出し／実行（１／
Ｅ）装置４及び多数の機能装置、例えば記憶装置、浮動
小数点装置、ベクトル装置等を含み、前記命令がＩ／Ｅ
装置パイプラインで絶えず循環している間に各装置は特
定のタイプの命令を実行することができる。

記憶装置は記憶領域６及び変換ルックアサイド・バッフ
ァ　（ＴＬＢ）　８−仮想記憶アドレスを絶対記憶アド
レスに変換する−を含む、それ自身が一定の命令を実行
することができる実行装置４は、もう１つの機能装置と
みなされる。

ｒａｎ二゛：前述のように、命令及び データ取出しのＴＬＢミス割込みは、それらを処理する
ための特殊なハードウェア構造の構築を正当化するほど
頻繁に生ずる６本発明では、ＴＬＢミス割込みを記録し
適切な時点まで処理を据置くため特殊なパイプライン・
ハードウェアが提供される。

その時点で、もしＴＬＢミスが（システム・アーキテク
チャによって指定された）最も高い優先順位の割込みで
あれば、該ＴＬＢミス割込みが報告され処理される。

一般的なパイプライン割込み制御アルゴリズムを下記に
示す。

（１）ある記憶手段にＴＬＢミス割込みを記録する。

（２）　Ｉ／Ｅ及び全ての機能装置のパイプラインが前
の命令の実行を完了する（即ち、ドレーンする）のを待
つとともに新しい命令はどれも実行を取消す、追加割込
みがこの期間に生ずるかも知れない。

（３）全てのパイプラインがドレーンされたとき。

もし該ＴＬＢミスがなお最も高い優先順位の割込みであ
るなら、それをＴＬＢミス割込み処理プログラムに報告
する。この時点で、全ての前の命令は実行を完了してお
り、該ＴＬＢミスの記録後に開始された新しい命令はな
いので、該ＴＬＢミスに関連する命令は明確である。

（４）もしＴＬＢミスが最も高い優先順位の割込みでは
ないなら、保留している割込みを解決するため特殊な命
令追跡機構を用いることができるソフトウェア割込み処
理プログラムが呼出される。

このアルゴリズムは、　ＴＬＢミス割込み並びに他のタ
イプの割込みに応答しなければならないパイプライン式
命令処理装置（ＩＰＵ）を有する任意のディジタル・コ
ンピュータ・システムに適用することができる０本発明
を実施する良好な実施例並びに最良のモードで、該アル
ゴリズムは、米国特許出願第１５９０１６号（１９８８
年２月２２日出願）に開示された命令／実行（Ｉ／Ｅ）
装置パイプラインで実現される。このパイプラインは便
宜的に下記の記号で記述される。

Ｉ：記憶装置から命令を取出す。

Ｒ：命令を復号する；汎用レジスタを読取る。

Ａ：記憶装置オペランド・アドレスを計算する；動作コ
マンドを、もしあれば１機能装置に送る。

Ｄ＝記憶装置アクセス、第１サイクル。

Ｆ：記憶装置アクセス、第２サイクル。

Ｅ：実行段階。

Ｗ：実行結果を汎用レジスタに書込む。

特定のパイプライン段階は省略されることがある。即ち
必要に応じて空パイプライン段階に置き換えられる。

第２図に典型的なパイプライン・シーケンスを示す、こ
こでは、命令ａ、ｂ及びＣがＩ／Ｅ装置パイプラインの
それぞれの実行段階に示されている。

しかしながら、第４の命令ｄが記憶装置がら取出される
と、ＴＬＢミスが生ずる。従って、ＴＬＢミスのため実
行する命令がないので、ダッシュ（−）記号で示す空サ
イクルが工に代ってサイクル４に示される。前記アルゴ
リズムのステップ（１）及びステップ（２）を実行する
ため、ＴＬＢミスがサイクル４で記録され、割込みの直
前に開始された命令Ｃがその実行を完了するまで、サイ
クル４がら９までパイプラインされる　（１／Ｅ装置パ
イプラインに合わせて延期される）。

サイクル９で、　ＴＬＢミス割込みの報告に関する決定
が行われる。もし命令ａ、ｂないしはＣ（サイクル４〜
９）が完了するまでの間に他の追加の割込みが発生しな
かったか、又は発生してもその優先順位が命令取出しの
ＴＬＢミスの割込みよりも低ければ、ＴＬＢミスはサイ
クル９で報告される。

これに反し、もしサイクル４〜９でより高い優先順位の
割込みが発生したなら、この割込みを処理するためソフ
トウェア割込み処理プログラムが呼出される。　ＴＬＢ
ミス割込みだけがパイプラインされるので、他の全ての
割込みは状況を解明してこの割込みを正確に報告するた
めには命令追跡機構を利用しなければならない。

オペランド・データ記憶域の参照でＴＬＢミスが生じた
場合にも、同様の機構が、ＴＬＢミス割込みを正確に報
告するのに用いられる。

先立１遵：本発明による命令追跡機構はソフトウェア割
込み処理プログラムによる割込みの正確な報告を容易に
するハードウェアを用いる。このハードウェアは下記の
要素を含む。

（１）命令番号割当て及び同報通信装置。

（２）実行される命令のアドレス及びテキスト。

並びに、もし所望されれば、他の関連する情報を追跡す
る装置、ここでは、”テキスト”は当該命令それ自身を
指し、一般に命令コードとオペランド・アドレスから成
る。

特定の番号（モジューロｎ）が各命令にそのＲサイクル
で割当てられる。この場合、ｎはＩ／Ｅ装置パイプライ
ンでのステージ数と１機能装置からの実行結果を待つた
めのＩ／Ｅ装置の停止を伴わずに機能装置がＩ／Ｅ装置
の先に進むことができるパイプラインステージ数との合
計よりも大きいか又はそれに等しい０本実施例では、ｎ
の値として。

３ビツトで都合よく表わすことができる８が選択されて
いる。

命令のＡサイクルでは、当該命令の番号はその命令の動
作コマンド、例えば記憶装置へのデータ取出しコマンド
、又は浮動小数点実行装置への平方根計算コマンドと一
緒に各機能装置に回報通信される。動作コマンド及び命
令番号を受領すると、機能装置は、該動作コマンドが当
該機能装置に関連することを条件に、この情報を記録す
る。その後、所与の動作コマンドとその命令番号との関
連を、数が不確定の段階から成るかも知れない動作の実
行中ずっと維持することは機能装置の責任である。動作
の実行が完了すると、もし該実行中に割込みが発生しな
ければ、該命令番号は放棄される。さもなければ、ソフ
トウェア割込み処理プログラムがあとで使用するため、
該番号は関連する割込み情報と一緒に保持される。この
ように１割込みと特定の命令との関連は常に知られてい
る。

命令番号の回報通信と並行して、所与の命令の番号、ア
ドレス及びテキストは”追跡アレイ”と呼ばれる記憶装
置に記録される１番号、アドレス、テキストの３要素か
ら成る各組は追跡アレイで単一の項目を形成し、該アレ
イは少なくともｎ項目を有しなければならない、追跡ア
レイレこ最も遅く書込まれた命令は現命令と呼ばれる。

別個の記憶装置が現命令の番号を記録する。この番号は
、各々の新しい命令のＲサイクルで１だけ増分される（
モジューロｎ）。

これらのハードウェア構造が与えられると、それぞれの
機能装置に記録された命令番号、命令追跡アレイに記憶
された情報、及び現命令の番号をアクセスするための機
構を提供することは簡単なことであるので、割込みの正
確な報告は下記のように行われる。

（１）記録されたあらゆる割込みについて、割込みを生
じた命令の番号を対応する機能装置に尋ねる。

（２）命令番号がＸ及びｙで、ｘ＜ｙ（モジューロｎ）
の場合、たとえ命令ｙに関連した割込みが命令Ｘに関連
した割込みよりも早く発生していたとしても、Ｘに関連
した命令はｙに関連した命令よりも前に処理される。

正確な割込み報告は命令Ｘの割込みが命令ｙの割込みの
前に報告されることを必要とする。命令Ｘの多重割込み
の場合には、何らかの優先順位決定機構が、これらの割
込みを報告する順序を決定するために用いられることが
ある。

割込みを正確に報告する命令追跡方法を用いる例として
、第３図に示す例を検討してみよう、この例では、パイ
プライン段階ｎ　Ｕ　ＮがＩ／Ｅ装置又は記憶装置以外
のある機能装置で実行するパイプライン・ステージを識
別するために導入されている。

この例では、命令ａ、ｂ及びＣの番号はそれぞれ１．２
及び３であると仮定する。更に、サイクル４で、　Ｉ／
Ｅ装置は、命令Ｃのテキストで、一般に“指定例外”と
呼ばれるある誤りを検出し、割込みとそれに続いて命令
Ｃの残余の実行の取消しを生ずるものと仮定する。命令
ａの実行段階（Ｅ−サイクル６）で、算術術あふれが検
出され、割込みを生ずる。そして、サイクルマで、命令
すを実行する機能装置は何らかの例外的な状態、例えば
浮動小数点演算例外−割込みを生ずる−を検出する。最
後に、命令ｄの取出しはサイクル４でＴＬＢミスを生ず
る。実行すべき命令が全く存在していないので、命令ｄ
には番号が割当てられていないが、次の順次命令番号が
割当てられているとみなすことができる。

前例の場合のように、パイプラインがドレーンされない
うちは割込み報告の決定を行うことができない、よって
、ＴＬＢミスは前述のようにサイクル８にパイプライン
され、そして、このパイプライン動作が進むにつれて、
他の、前述の割込みが検出される。サイクル８で、他の
割込みが検出されているので、ＴＬＢ　ミスは処理され
ず１代りにソフトウェア割込み処理プログラムが呼出さ
れる。

ソフトウェア割込み処理プログラムは現存する割込み及
びそれらに関連した命令番号について機能装置をポーリ
ングすることができる。　Ｉ／Ｅ装置は命令番号１での
算術術あふれ、及び命令番号３（現命令）での指定例外
割込みを報告するであろう０機能装置、この場合には浮
動小数点演算装置は命令番号２での浮動小数点演算例外
を報告するであろう、　ＴＬＢミスは失敗した命令取出
しに関連し、論理的には最も遅い割込みでなければなら
ない。

次に前記の規定された規則を用いて、ソフトウェア割込
み処理プログラムは、算術術あふれか、全ての保留割込
みのうちの最古のものであることから報告すべき割込み
であることを認識するであろう、その場合、一般に割込
み命令のアドレス及びテキストは割込み報告プロセスを
完了するように要求される。これらのデータは命令番号
１に割当てられた命令、追跡アレイ項目をアクセスする
ことにより取得することができる。

ｎ　　　　：第４図はＩ／Ｅパイプライン１゜及び割込
みパイプライン１２並びにそれぞれの関連した制御ハー
ドウェアを示す、前に定義したパイプライン技術を用い
て、パイプラインのＩ段階の間に、命令が記憶装置から
取出され、命令バス（ＩＢＵＳ）を介してＩ／Ｅ装置に
供給され、そして命令レジスタ　（ＩＲＥＧ）　１４に
保持される。Ｒ段階で、パイプライン制御装置１６は、
命令の実行を開始すべきかどうかを、復号された命令（
即ち、実行される命令のタイプ、それが必要とする資源
等）並びに　Ｉ／Ｅパイプライン１０及び割込みパイプ
ライン　１２の状態に基づいて決定する。もし命令を開
始することができなければ、パイプライン制御装置１６
は、必要な資源が使用可能になるまで循環経路１８によ
り命令をＩＲＥＧ　１４に保持することにより、該命令
を延期することができる。更に、パイプライン制御装置
１１８はＩ／Ｅパイプラインのどの段階でも保持又は除
去する（保留動作を無効にする）ことができる、これら
の制御により、装置１６は前述の動作に影響を及ぼすこ
とができる、即ちいったん割込みが検出されると、既に
進行中の動作のパイプラインをドレーンし、新しい動作
の開始を阻止することができる。

ＴＬＢミス割込みの２つの形式がＩ／Ｅパイプラインに
合わせてパイプライン化される。命令取出しＴＬＢ　（
ＩＴＬＢ）ミスは命令取出し　（Ｉ）段階の間に割込み
パイプラインの１つのチャネル２ｏに入るのに対し、記
憶オペランドＴＬＢ　（ＤＴＬＢ）ミス（″データ”Ｔ
ＬＢミス）は最初の記憶アクセス段階（Ｄ）の間にもう
１つのチャネル２２に入る。それぞれの機能装置（ＦＵ
）からの他の全ての割込みはライン２４を介して直接パ
イプライン制御装置１６に入り、割込み状況レジスタ　
２５に記憶される。レジスタ２５の各ビットは、Ｉ／Ｅ
装置を含むそれぞれ異なった機能装置に関連している１
次に、これらの記憶された割込みは（あとで説明する）
ソフトウェア割込み処理プログラム・ルーチンにより、
ライン２６上の割込みパイプラインからのあらゆる未解
決のＴＬＢミス割込み出力と共に優先順位を付与され、
適切な割込み処理機構（ＴＬＢミス割込みのためのハー
ドウェア又は他の全ての割込みのためのソフトウェア）
が呼出される。

第５図は命令追跡ハードウェアを示す、第４図の場合の
ように、割込みはパイプラインのＩ段階の間にＩＲＥＧ
　１４に入る。同時に、当該命令の記憶アドレスが命令
カウンタ　（ＩＣＴＲ）　２８にロードされる、増分さ
れた追跡アレイ・アドレス・レジスタ３０の出力の最下
位の３ビツトが命令番号　（ＩＮＵＭ）を生成するため
に用いられる。命令番号はライン３２を介して機能装置
（ＦＵ）コマンド生成装置３４に転送される。装置３４
は、その間に、　ＩＲＥＧ　１４の命令を復号し、該命
令に特有のＦｔｌコマンドを生成している。このコマン
ドは命令番号と組合わされ、コマンドレジスタ　（ＣＲ
ＥＧ）　３６にロードされる。

次のサイクル５八段階で、ＩＣＴＲ２８及びＩＲＥＧ　
１４の内容はＩＣＴＲバックアップ・レジスタ　（ＩＣ
ＴＲＢＩＪ）３８及び命令テキスト・レジスタ　（ＩＴ
ＥＸＴ）　４０にそれぞれ転送される。アドレス・レジ
スタ　３０は１だけ増分され、ＩＣＴＲＢＩＩ　３８　
及びＩＴＥＸＴ　４０の内容はアドレス・レジスタ　３
０により指示されたアドレスで命令追跡アレイ　４２に
ロードされる。その間に、ＣＲＥＧ　３６内のコマンド
及び命令はコマンド・バス（ＣＢＵＳ）　４６を介して
複数のＦＵ　４４に回報通信される。コマンドが指向さ
れるＦＵはコマンド及び命令番号をラッチし、後者は該
コマンドを実行するあいだ保持される。該命令番号は、
もし後にソフトウェア割込み処理プログラムにより要求
されれば、　ＦＵから結果バス（ＲＢＵＳ）　４８を介
して取得することができる。

第５図に示すように、ＩＢＵＳ上の命令及びＩＮＵＭは
実行（Ｅ）装置５０にも供給される。前に説明したよう
に、Ｅ装置は他の機能装置と同様に扱われる。

本実施例では、追跡アレイ　４２は３２項目の深さがあ
り、従ってアドレス・レジスタ　３０は５ビツトの幅が
あり、命令番号はＯから７まで変化することができる。

第５図の各レジスタは、実際には、Ｉ／Ｅパイプライン
の一部であり、その結果、前述のＩ／Ｅパイプライン制
御装置１６から保持及び除去制御信号を受取る。

このハードウェアの動作を示すため、下記の動作例によ
って説明する。命令↓及びその対応するアドレスｌがそ
れぞれＩＲＥＧ　１４及びＩｃＴＲＺＢにロードされる
。その時点で、アドレス・レジスタ３０は２進値１００
１１を含む、それゆえ、増分器の出力は１０１００とな
り、命令番号は１００、即ち１０進数４になる。命令土
はＦＵコマンド生成装置３４により復号され、ＦＵコマ
ンドが生成されて命令番号と組合わされる０次のクロッ
ク時に、ＩＲＥＧ　１４及びＩＣＴＲ２８１７）内容が
ＩＴＥＸＴ　４０及びＩＣＴＲ８口３８にそれぞれ転送
され、　ＦＵコマンド及び命令番号はＣＲＥＧ　３６に
ロードされて全てのＦＵ　４４に回報通信され、アドレ
ス・レジスタ　３０に２進数１０１００がロードされ、
そしテＩＴＥＸＴ　４０　及びＩＣＴＲＢＩＩ　３８ノ
内容がアドレス１０１００で追跡アレイ　４２に書込ま
れる。

第５図に示した命令追跡アレイ４２、アドレス・レジス
タ　３０、ＩＴＥＸＴＬ／ジスタ　４０及びＩＣＴＲＢ
Ｕレジスタ　３８は、ソフトウェア割込み処理プログラ
ムからもアクセスできる。従って、割込み処理プログラ
ムは追跡アレイ４２で割込みを生ずる命令を見つけるた
めＦＵにより記憶された命令番号を用いることができる
。

八゛　・フ　　　　：第６図はＩ／Ｅ装置及びその他の
機能装置により処理されたとき割込みを生じた命令の記
憶装置アドレスを判定するためのソフトウェア・ルーチ
ンの良好な実施例を流れ図の形で示す、■段階の割込み
のためたとえ”現命令”がなくても、現命令番号を取得
することによりプログラムが開始する。この現命令番号
−ルーチン内の変数ＩＮ　　−はアドレス・カウンタ３
０で最後の３個のアドレス・ビットから得られる。

次に、プログラムは割込み状況レジスタ　２５を検査し
１割込みを表わす状況ビットが（Ｅ装置を含む）どの機
能装置のためにセットされているかを判定する。もし少
なくとも１つの状況ビットがセットされていれば、プロ
グラムは割込みを生じた各機能装置から命令番号を取得
する。これらの番号は変数ＩＮＵＭＩ、　ＩＮＬＩＭ２
等として記憶される。

次に、プログラムは８カウント・ループに入る、即ち、
ＬＣ＝　８からＬＣ＝　Ｏに逆にカウントし、その都度
、可能な命令番号の全てが考慮されるように変数ＩＮを
減分する。　ＩＮの値が減分される毎に、この変数は記
憶された番号ＩＮＵＭＩ、ＩＮＵＭ２等と比較される。

もし変数ＩＮが変数ＩＮＵＭＩ、ＩＮ［１Ｍ２　等のど
れかと一致すれば、この一致は記録され、ル−プは続行
する。

ループが終了すると、プログラムはＩＮの一致があった
かどうかを判定する。もしなければ、制御はハードウェ
ア割込み処理機構に移され、■段階の割込みを、もし生
じていれば、処理する。もしＩＮ　一致が見つかったな
ら、プログラムは記録された命令番号により指定された
命令のアドレスを追跡アレイから取出す１次いで、プロ
グラムは割込みの優先順位を決め、最も高い優先順位を
有する割込みのため専用ソフトウェア割込み処理プログ
ラムに制御を移す。

Ｆ０発明の効果 複数の機能装置を有するパイプライン式プロセッサで割
込みを正確に報告するための新しい手法は所与の割込み
の予想された頻度に応じて割込み報告を効率的に分割す
る。高頻度割込み、ＴＬＢミスはハードウェアにより直
接処理され、残余の割込み５例えば比較的低い頻度で発
生する算術術あふれは、命令番号付与及び追跡機構によ
り正確に割込みを報告することができるソフトウェア割
込み処理プログラムによって処理される。これにより、
パイプライン式プロセッサでの正確な割込み報告が可能
になる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明に関連するディジタル・コンピュータ・
システムの特定の構成装置のブロック図である。 第２図はパイプライン式プロセッサの動作を示すサイク
ル図である。 第３図はパイプライン式プロセッサで正確な割込み処理
のため命令追跡を必要とする例を表わす。 第２図に示すタイプのサイクル図である。 第４図は全て本発明に従って構成された命令取出し及び
実行ＣＩ／Ｅ）装置パイプライン、ＴＬＢミス割込みパ
イプライン並びにパイプライン制御装置の詳細なブロッ
ク図である。 第５図は、本発明に従って、複数の機能装置を有するパ
イプライン式プロセッサへの追跡アレイの付加を示す詳
細なブロック図である。 第６図は割込みを生じた命令を追跡し優先順位を決める
ソフトウェア割込み処理プログラム・ルーチンの流れ図
である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 メモリと、 前記メモリから命令を取出して実行する命令処理手段と
   、 前記メモリをアクセスするためのアドレス変換バッファ
   （ＴＬＢ）と、 前記アドレス変換バッファからのＴＬＢミス割込みに応
   答して該割込みを処理する専用の割込み処理手段と、 命令の取出し、復号及び実行中に生じた他の割込みに応
   答して該他の割込みを処理する第２の割込み処理手段と
   、 を具備する割込み処理システム。