JPH0281140A - 命令解析装置及び方法 - 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】 ［産業上の利用分野〕 本発明はマイクロプロセッサ・ベース・システムの開発
に使用されるエミュレーション・ミステム（エミュレー
タ）に関し、とくにデキューイング（ｄｅｑｕｅｕｉｎ
ｇ）動作及びトレース動作中に解析の目的でエミュレー
タ内で使用されるエミュレーション解析ステートにメモ
リ中で追加マーキングを与えるための技術とハードウェ
アに関する。

［従来技術及びその問題点］ エミュレータは何かハードウェアができ上がる以前にソ
フトウェア（ターゲット・プログラム）をロードして実
行させる手段を設計者に提供することによって、マイク
ロプロセッサ・ベース・システム（ターゲット・χシス
テム）の開発を支援するものである。エミュレータはタ
ーゲット・システムの一部または全部を置き換えること
ができる。

エミュレータはシステムの開発のどの時点でもターゲッ
ト・システムに接続できる。第６図はマイクロプロセッ
サｌＯと、メモリ１２と、入出力装置１４とを有する一
般的なマイクロプロセッサ・ベース・システムのブロッ
ク図である。第７図はエミュレータ１８と、ホスト・コ
ンピュータ２０とユーザ・ターミナル２２とを有するエ
ミュレーション・システムのブロック図である。第８図
はマイクロプロセッサ・ベース・システムに接続された
エミュレータのブロック図である。エミュレータはター
ゲット・システム内のマイクロプロセッサ用のソケッわ
りに挿入され、ホスト・コンピュータ２ｏニよって支援
される。エミュレータはターゲット・システムにかわっ
てマイクロプロセッサ機能及びメモリの一部を提供する
。と言うのも、ユーザはターゲット・システムのメモリ
機能の一部又は全部を持っていないかもしれないからで
ある。開発が完成に近づくにつれて、エミュレータによ
って実行される機能は次第にターゲット・システムに移
行される。開発中、エミュレータはターゲット・ソフト
ウェアの問題についてのトラブルシューディングに有効
な通常は利用できないマイクロプロセッサ制御を更に追
加提供する。このような制御としては、シンクル・ステ
ップ動作、あるメモリ・アドレスについてのブレーク・
ポイント、不適正なメモリ・アドレスについてのブレー
ク・ポイント、内部レジスタの表示と修正等がある。

有用なマイクロプロセッサ制御のひとつに「命令解Ｆ？
　（ｉｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　ａｎａｌｙｓｉｓ）　Ｊ
と呼ばれるものがある。命令解析は、ターゲット・プロ
グラムの実行中のステートの集まりを獲得する「トレー
ス」と、マイクロプロセッサによるター答ト・プログラ
ムの実行の後、獲得されたステートの集まりの解析であ
る逆アセンブルから成っている。命令解析は実際の命令
の過程を再現させようとする。標準的な獲得のやり方で
は、実行に先立ってフェッチされた命令を調べてステー
ト情報を得る。この情報は通常、単一のマイクロプロセ
ッサ・サイクルのアドレス、データ及び状態情報を含む
。しかし、フェッチされる命令と実行される命令の間に
は著しい差があり得る。命令のフェッチから命令の実行
を再現させようとするプロセスは［デキューイング（ｄ
ｅｑｕｅｕｉｎｇ）と呼ばれる。

従来教示されているデキューイング方法のひとつは「ハ
ードウェア・デキューイング」と呼ばれる。このデキュ
ーイング法は、マイクロプロセッサのキューを回路によ
って再現させようとするではない。各ハードウェア・デ
キューイング部はそのタープ１．ト・プロセッサのアー
キテクチャに依拠しており、その結果エミュレータをう
まく動作させるという困難な作業は新たなエミュレータ
の設計ごとにくりかえされる。この設計に必要なマイク
ロプロセッサ・アーキテクチャに関する重要な情報はし
ばしば入手できず、他の多くのプロセッサは上述のやり
方では再現できないキーを持っている。

従来の別のデキューイング法は「ソフトウェア・デキュ
ーイング」として知られている。このデキューイング法
では、トレースで捕獲された命令フェッチ情報をデコー
ドすることによ、てマイクロプロセッサのキューを再現
しようとする。この方法はハードウェア・デキューイン
グ法よりも、実現のコストが大幅に安いが、正確さの点
で重大な問題があった。不正確になる主要な理由は、分
岐命令や条件付き分岐命令のデキューイングにある。

というのは、ブリフェッチ・キューを持つマイクロプロ
セッサ内で分岐が起こるといくつもの命令フェッチが使
われなくなってしまい、その結果命令フェッチの順序と
は異なる順序で命令が実行されるからである。

別の問題の原因として、命令には単語長、倍長語長、又
は長語長（４倍語長）のものがあり、また命令にはそれ
に関連するアーギュメント（オペランド）をもつものが
ある（たとえば、定数加算命令のような）ということが
ある。命令フェッチ情報の取り込みは、一般にユーザが
ターゲット・プログラム内に選択した位置から始まるの
で、最初の語が命令の先頭の語であるかどうかを判断す
る方法がなかった。最初の語が命令の先頭の語ではない
場合も、デキューイング部はそれにはかまわずそれを命
令の先頭語であると解釈してしまう。

その結果、しばしば、デコードされた命令フェッチ情報
がプロセッサによってターゲ、）・プログラム中で実際
に実行された命令とはほとんど似ても似つかないものに
なってしまう。その結果、ソフトウェア・デキューイン
グ法はハードウェア・デ［発明の目的］ 本発明は上述した従来技術の問題点を解消し、正確な命
令解析を安価に行うことを目的とする。

［発明の概要］ 本発明の一実施例によれば、ターゲット・プログラムか
らの命令に対応する所定のコード化方式に従って決定さ
れたマークを保持する追加メモリをエミュレータに備え
ることによってエミュレータ内の命令解析を改良してい
る。このマークは付加的なステート情報を命令解析中に
エミュレータのホスト・コントローラに与え、ターゲッ
ト・プロセッサがターゲット・プログラムを実行中に生
成されたステート情報を、ターゲット・プロセッサ手段
によって実行されたテスト・プログラムに対応するステ
ートのリストへもっと正確に変換する。

このマーキングシステムは任意のプロセッサに応用でき
、また最小の追加コストで最大の結果を達成できる任意
のコーディング方式に従ってよい。

マーキング用のメモリとそのために必要なソフトウェア
のために余計にかかるコストは小さいので、本発明は従
来の比較的高価なハードウェア・デキューイング法より
もすぐれ、しかもその結果得られるトレース情報の精度
はハードウェア・デキューイング方式に近いので、従来
のソフトウェア・デキューイング法よりもまたすぐれて
いる。

ミュレータの好適な実施例のブロック図である。

以下に各ブロックの説明を行う。

ホスト・コントローラ・デコーディング・ブロック２４ このブロックはホスト・コントローラ・コマンドを受は
取ってエミュレータ内の種々のブロック用の適切な信号
を生成する。例えば、マークをロードせよというコマン
ド（ｌｏａｄ　ｍａｒｋ　ｃｏｍｍａｎｄ）がこのプロ
フックに送られると、このブロックはデュアル・ボート
・アクセス制御ブロック３４に対しては書込みストロー
ブを、アドレス選択ブロック４０に対してはマーク・ア
ドレス・ブロック信号を、またマーク・メモリ・ブロッ
ク３８に対してはイネ−プル信号をそれぞれ生成する。

このブロックは更に、制御レジスタ及びステータス・バ
ッファ２８からステータスを読出し、また同じブロック
の制御レジスタへ情報を書込むことができる。

ＲＯＭモジュール２６（エミュレータ固有）このブロッ
クには、エミュレータの動作に必要なエミュレータ固有
の全てのソフトウェアが入っている。例えば、このＲＯ
Ｍにはマーキング固有の全てのソフトウェアが、ブレー
クを起こしレジスタを読み出しエミュレータの構成を定
めるためのソフトウェアと共に入っている。

制御レジスタ及びステータス・バッファ２８このブロッ
ックはエミュレータを種々の動作モードに構成するエミ
ュレータ制御レジスタを含んでいる。例えば、これには
リセット信号が含まれており、この信号がアサートされ
るとエミュレータがリセットされる。このブロックには
更にステータス・レジスタも入っている。このレジスタ
はホスト・コントローラ・デコーディング・ブロック２
４が随時読み出してエミュレータがどの状態にあるか（
例えばフォアグラウンドで動作中であるとか、リセット
されてバックグラウンド状態にある等）を判定すること
ができる。

解析部３０ このブロックはプロセッサ５２　（８０Ｃ１９６）が出
したアドレス、データおおびステータスを受は取って記
憶し後に検査する。このブロックは更に、マーク・メモ
リから出され、命令コードのロケーションに関する重要
な情報を提供するマークを受は取る。

ホスト・データ・バッファ／ラッチ３２このブロックは
デュアルポート・メモリ・アクセス制御ブロックと共働
して、ホスト・コントローラが、本実施例では８０Ｃ１
９６であるプロセッサ５２がアクセス可能であるものと
同じメモリをアクセスできるようにする。このブロック
は適当な時点で利用できるようにホスト・コントローラ
・データを各種のメモリ・ブロックにバッファしラッチ
する。

デュアル・ポート・アクセス制御ブロック３４このブロ
ックはホスト・コントローラとプロセッサ５２からのア
クセスを仲裁して、双方が例えばエミュレーション・メ
モリ３６やモニタ・メモリ４２のような各種のメモリ・
ブロックへアクセスできるようにする。このブロックは
メモリ・ブロックへの読み出しストローブ及び書き込み
ストローブを生成し、かつ要求元のブロックへ戻す必要
なタイミング・ウェイト信号を生成する。

エミュレーション・メモリ３に のブロックはプロセッサがフォアグラウンド・エミュレ
ーション・メモリで動作中に使用されるメモリを含んで
いる。

マーク・メモリ３８ このブロックはマーク・タグを保持するために使用され
るメモリを含んでいる。このメモリにロードするのはホ
スト・コントローラ・デコーディング・ブロック２４だ
けであり（８０Ｃ１９６＞プロセッサ５２はこれに書込
むことはできない）、読み出しを行うのは解析部３０だ
けである。ホスト・コントローラ・デコーディング・ブ
ロツック２４はマーク・メモリ３８の特定のアドレスに
マーク・タグをロードするので、プロセッサ５２が同一
のアドレスを出力すると、所望のマーク・タグが解析部
３０へ送り出される。マーク・メモリ３８は、エミュレ
ータが初期化されたとき、またはエミュレーション・メ
モ＋Ｊ・ロケーションがマークされた後に変更されると
、空のタグ値（マークが付けられていない）に初期化さ
れる。

アドレス選択ブロック４０ このブロックはデュアル・ポート・アクセス制御ブロッ
ク３４と共働して、適切な時点に妥当なアドレスを各種
のメモリ・ブロックへ供給する。このブロックは書き込
むべき正しいメモリ・ブロック及びそのブロックの適切
なアドレスを選択する。

モニタ・メモリ４２ このブロックはプロセッサがバックグラウンド・エミュ
レーション・メモリで動作中に使用されるメモリを含ん
でいる。このメモリはモニタ・コードを含み、またホス
ト・コントローラ・デコーディング・ブロック２４との
通信に使用される通信要メモリも含んでいる。

ようにする。

モニタ・マーク・メモリ４４ このブロックはモニタが適正に動作するために用いられ
るマークを含んでいる。このメモリ４４内の信号はモニ
タにある間のフォアグラウンド・メモリへのアクセスを
制御し、かつモニタ（ツクツクグラウンド）状態から脱
は出ることも制御する。

カバレージ・メモリ４に のメモリ・ブロックはアドレス・ロケーション・アクセ
ス・ステータスに関する情報を含んでいる。これはホス
ト・コントローラ・デコーディング・ブロック２４によ
ってリセット可能である。

プロセッサ・データ・バッファ／ラッチ４８このブロッ
クはデュアル・ボート・メモリ・アクセス制御ブロック
３４と共働して、８０Ｃ１９６プロセツサ５２が、ホス
ト・コントローラ・デコーディング・ブロック２４がア
クセスできるメモリと同じメモリをアクセスできるよう
にする。このブロックはプロセッサ・データを各種メモ
リ・ブロックにバッファしラッチして、適切な時点で使
用できるターセプトして、例えばデュアル・ポート・ア
クセス制御ブロック３４や解析ａＢ３０用のタイミング
・ストローブのような、エミュレータ全体を通して利用
できる更に適切なタイミングと機能を有するストローブ
を生成する。

プロセッサ５２　（８０１９６） これはターゲット・プログラム、モニタ及び他の機能を
実行する。ターゲット・プロセッサである。

たりあるいは８０Ｃ１９６プロセツサ５２の現在の状態
の変更を行うことができる。中断は、モニタ（ツクツク
グラウンド）状態を脱は出るときに現在の状態を正しく
復元できるように注意深く行われる。

ポート複製ブロック５４ このブロックはプロセッサ５２の内部機能を複製するこ
とによって、８０Ｃ１９６プロセツサ・ボート・ピンの
動作をシミュレートする。これによって、エミュレータ
のユーザ・プローブは機能上はあたかも８０Ｃ１９６プ
ロセツサ５２のように動作でき他の機能は実際には内部
的にはエミュレータ中で行われている。

ユーザ・プローブ・バッファ／ラッチ５８このブロック
はユーザのターゲット・システム（エミュレータが挿入
されるシステム）上に存在するコードの実行ができるの
に必要なメモリ・アドレス／データ・バス制御を行う。

これはユーザのターゲット・システムに挿入する物理的
なユニットである。ユーザはそのターゲット・システム
から８０Ｃ１９６プロセツサを取りはずし、その代わり
にエミュレータのユーザ・プローブ６０を差し込む。

マーキングハードウェアの好適な実施例はマークを生成
しまたデコードするために４つの別個のソフトウェア・
ブロックを使用する。オプション・モジュールはマーク
を作成する際に使用される種々のオプションを定義する
ために用いられる。マークを生成するため、次の２つの
モジュールが使用される。すなわち、アドレスの適当な
範囲をテストするための構文モジュール（ｓｙｎｔａｘ
　ｍｏｄｕｌｅ）と、命令コード情報を抽出し、マーク
を生成しかつメモリ中の適切なロケーションにマークを
記憶するための状態機械モジュールである。マーキング
・ソフトウェア逆アセンブリ・モジュールは第４のモジ
ュールであり、マークを抽出し、それを使って逆アセン
ブルされた命令コード情報を作成するために用いられる
。

第２図はオプションモジュールＸのフローチャートを示
す。このモジュールは解析ステータスの逆アセンブルに
先立って逆アセンブラによって呼出されて、ユーザが選
択した各種オプションを実際に設定する。ユーザがモジ
ュールをアクセスする（ブロック６２）と、オプション
変数をチエツクし、逆アセンブリ構成に変化が生じたか
否かの判定を行う（ブロック６４）。オプション変数が
セットされていない場合は、逆アセンブリ構成を変更せ
ず（ブロック６８）、オプション・モジュールを集結す
る（ブロック７０）。オプション変数がセットされてい
る場合は変数を検査し、選択されたオプションが正しい
か否かの判定がなされる（ブロック６６）。オプション
変数が不当にセットされている場合は、逆アセンブリ構
成は変更、せず（ブロック７２）、ユーザに対してエラ
ーが表示され、オプション・モジュールを終結する（ブ
ロック７４）。

オプション変数が正しくセットされている場合は、適切
な逆アセンブラ・フラグ変数を変更して（ブロック７６
）、オプション・モジュールを終結する（ブロック７８
）。

第３図は構文モジュールのフローチャートを示している
マーク・コマンドが実行されると構文モジュールが呼出
される（ブロック８０）。先ずコマンドのパラメタを獲
得しくブロック８２）、正当アドレス範囲についてチエ
ツクする。（ブロック８４）。

アドレス範囲が正当でない場合は、コマンドをアボート
し、ユーザに対してエラーを指示し、構文モジュールを
集結させる（ブロック８６）。アドレス範囲が正当であ
る場合は、マーキング・ソフトウェア状態機械モジュー
ルを呼出す（ブロック８８）。

状態機械モジュールが状態機械モジュール内の問題によ
ってエラー状態を戻した場合は、ユーザに対してエラー
を指示してこのコマンドをアボートする（ブロック９０
）。状態機械モジュールがエラーを戻さない場合は、状
態機械モジュールはアドレス範囲についてメモリ内に適
切なマークを置いた後に戻る。構文モジュールはメモリ
の更に別の範囲がマークされるように指定されているか
否かを判定する（ブロック９２）。メモリの更に別の範
囲がマークされることになっている場合は、この範囲の
正当性を判定する（ブロック８４）。メモリの更に別の
範囲をマークすることになっていない場合は、構文モジ
ュールはユーザに対してエラーがないことを表示して集
結する（ブロック９４）。

第４図はマーキング・ソフトウェア状態機械モジュール
のフローチャートを示す。このモジュールが前述の構文
モジュールによって呼出される（ブロック９６）と、マ
ーク・ポインタをマークされるべきアドレスについての
先頭アドレス、すなわちスタート・アドレスに初期設定
する（ブロック９８）。読み出しポインタもスタート°
アドレスに初期設定する（ブロック１００）。命令コー
ド情報を、読み出しポインタによって指示されたメモリ
ロケーションから抽出しくブロック１０２）、ルックア
ップ・テーブルを参照することによって適切なマーク・
コードを生成する。（ブロック１０４）。このルックア
ップ・テーブルはエミュレーション解析ステートのマー
キングを行うため予め定められたコーディング・スキー
マを含んでいる。本実施例については、プロセッサは最
大サイズの命令フェッチの場合２バイトを使用するもの
と想定され、３ビツトが以下のような定義でマーキング
のために用いられる。

００〇−空（ＮＩＩＬＬ）（これまでにマーキングされ
ていない、またはこれまでに作用を受けていない） ００１−　低位バイトだけが命令コードである０１〇−
高位バイトだけが命令コードである０１１−　両バイト
とも命令コードである１００−　どのバイトも命令コー
ドではないがマーキングされている（オペランド） 残りの定義は利用されない。命令コードが正しくない場
合は、マーク・コマンドはアボートされ、エラーが構文
モジュールに戻される（ブロック１０６）。命令コード
が正しいものである場合は、参照されたマークをマーク
・メモリ中のマーク・ポインタのロケーションにロード
する（ブロック１０８）。

抽出された命令コード情報が正当な非命令コード（つま
りオペランド）である場合は、非命令コード・マーク情
報がマーク・メモリ中のマーク・ポインタの指すメモリ
・ロケーションにロードされる（ブロック１０８）。ポ
インタをルックアップ・テーブルに基づく適切な数値だ
けインクリメントする。これらのインクリメント量は命
令コードとオペランド（もしあれば）のバイト・サイズ
によって決まる（ブロック１１０）。次にポインタをア
ドレス範囲と比較して、マーク・コマンドを終結すべき
か否かが判定される（ブロック１１２）。アドレス範囲
が終了していない場合は、状態機械モジュールは、読み
出しポインタの現在位置によって指定された読み出し位
置から命令コード情報を抽出するという以前のステップ
に戻り（ブロック１０２）、上に述べたのと同様に動作
を継続する。アドレス範囲が終了している場合は、状態
機械モジュールはユーザに対して首尾よく完了した旨を
指示し、マーク・コマンドと状態機械モジュールを終結
して、構文モジュールに戻る（ブロック１１４）。

第８図はマーキング・ソフトウェア逆アセンブリ・モジ
ュールのフローチャートである。このモジュールはトレ
ースが実行されるときにユーザによって呼出される（ブ
ロック１１６）。逆アセンブリ・モジュールは単一のス
テートを逆アセンブルするために使用され、る。逆アセ
ンブリ・モジュールは、一連のステートを逆アセンブル
するために他のモジュールからくり返し呼出される。逆
アセンブラが先ず初期状態にされる（ブロック１１８）
。オプション・フラグ・セツティングを抽出して検査し
、マーキングがこのコマンドについてイネーブルされて
いるかどうか判定する（ブロック１２０）。マーキング
がイネーブルされていない場合は、ソフトウェア・デキ
ューイング（又はバス・モード逆アセンブラ）を適用し
て命令コード又はオペランドを判定しくブロック１２２
）、また逆アセンブリ・モジュールを終結させる（ブロ
ック１２４）。このアドレスに対してマーキングがイネ
ーブルされている場合は、マーク情報が抽出される（ブ
ロック１２６）。

抽出されたマーク情報がこの特定のアドレスにマークが
存在しないことを示している場合は、前述のようにバス
・モード逆アセンブリが適用される（ブロック１２２）
。抽出されたマーク情報が、この特定のアドレスにマー
クが存在することを示している場合は、マークを検査し
、それが非命令コード・マークか正規命令コード・マー
クであるか、特別命令コード・マークであるかの判定を
行う（ブロック１２６）。マークが非命令コード・マー
クである場合は、オペランド・フェッチ・ステータスヲ
示して（ブロック１２８）、モジコールを終結する（ブ
ロック１３０）。マークが例えば空命令コードマークの
ように特別命令コード・マークである場合は、判定及び
命令コードを示すために特別マーク逆アセンブリを適用
しくブロック１３２）、モジュールを終結させる（ブロ
ック１３４）。マークが標準の命令コード・マークであ
る場合は、命令コード逆アセンブリを適用して逆アセン
ブルした命令コードヲ表示しくブロック１３６）、モジ
コールを終結させる。（ブロック１３８）。

以下に示すマーキングの例では、コード（Ｃで書かれて
いる）のトレースと、次に実際に実行された命令シーケ
ンスと、マーキングをイネーブルにしたときのトレース
・リスト表示と、従来のソフトウェア・デキューイング
法と同様な、マーキングをディスエーブルしたときのト
レース・リスト表示を示す。

以下に示した２つのトレース・リストは同一のプロセッ
サ・ステップ動作のリストであり、第１のリストはマー
キングをイネーブルしたものであり、第２のリストはマ
ーキングをディスエーブルしたものである。トレースさ
れているコードを以下に示す。

ＣＭＰＢ　ＩＣ１ｔ４１；　レジスターＣのバイトを値
４１）１と比較 ＪＥ　　４２０　　；等しい場合はアドレス４２０にジ
ャンプ ＣＭＰＢ　ＩＣ，＄４２；　レジスターＣのバイトを値
４１）１と比較 ＪＢ　　４３３　　；等しい場合はアドレス４３３にジ
ャンプ ＳＪＭＰ　４３Ｆ　　；そうでない場合はアドレス４３
Ｆにジャンプ ４２Ｄ　ＬＤＢ　　ＩＯ，Ｊｔ１２　；　レジスターＤ
に値１２ＨをロードＬＤ　　ＩＢ、１ｔ０５１２；　３
吾レジスター８１こ値５１２Ｈをロード ５ＣＡＬＬ　４４３　　・アドレス４４３にあるルーチ
ンを呼出し ４４３　ＬＤ　　２０．＄６０１；　！吾しジスタ２０
１ご値６０１Ｈをロード 実際の命令シーケンスは以下の様になる。

ＣＭＦＢ　　ＩＣ，１ｔ４１　　； ＪＲ ４２ＯＬＤＢ　　　１０．ｔ１２ ＬＤ　　　ＩＢＪＯ５１２ ＳＣＡＬＬ　　４４３ ４４３　ＬＤ ２０、＄６０ル ジスタｌＣのバイトを値４１Ｈ と比較 比較が成功した場合は４２０に ジャンプ レジスタに値１２）１をロード 語レジスタに値５１２Ｈをロード アドレス４４３にあるルーチン を呼出し 語レジスタ２０に値＄６０１８０− ７−キングをイネーブルにした場合のトレース１４１ｕ
＞ｔｌ　−ａｍ　４．．１６　　　　　　；マーキング
をイネーブルしてトレースを表示させるコマンド行　ア
ドレス、Ｈ８０Ｃ１９６ニモニツク、Ｈ４０４１Ｃワー
ド命令フェッチ　　　　：先行している命令からのフェ
ッチ５　０４１８　　　　　　ＪＢ　　０４２０　　　
　　　　　　　：０４２Ｄヘノジヤンプを示す０へのジ
ャンプの後ろに、プリフェッチバッファ中で；パージさ
れるフェッチが続くことに注意り１０に値１２Ｈをロー
ド中 ド・レジスタＩＢに −Ｆ中 ４４３Ｈをコールする ｔｓ　　ｏｓｐ＾　　　　　ワード書込み＝０４３６　
　　　　：リターン・アドレスをプツシ易１６　０４４
３　　　　　　ＬＤ　　２０．婁０６０１　　　　　　
　　；アドレス０４４３Ｈの命令を実行中マーキングを
ディスエーブルした場合のトレース例ｕ＞ｔｌ　−０６
４，，１６：マーキングをディスエーブルしてトレース
棄表示させるコマンド−行　アドレス、Ｈ１ｌＯｃ１９
６ニモニフク、Ｈ４０４１ＣＡＮＤ　　ＯＤ、ＯＦ、［
ＩＣ］　　　　　　　：誤り一命令コードではないマー
キングをイネーブルにした場のトレース・リストは、実
行された実際の命令を適切な順序で極めて正確に表現し
ている。マーキング・タグはターゲット・プロセッサ装
置によって実行されるテスト・プログラムに対応する状
態リストへの変換中に使用するための追加状態情報を提
供する。

マーキングをイネーブルにした場合のトレース・リスト
とは対称的に、マーキングをデイステーブルにした場合
のトレース・リストは、状態情報を実行された命令のリ
ストへと正しく変換するための充分な情報が不足してい
る。マーキングをデイステーブルしたトレースは、行４
での非命令コードフェッチで開始されるき、実行されな
いバイトを実行されたＡＮＤ命令であるとして誤ってデ
ィスアセンブルし、最初のＪＥ（等しい場合にジャンプ
せよ）命令を見落としてしまう。トレース・リストは結
局行８で正しい状態に回復し、ＬＤＢ（レジスタにロー
ドせよ）命令を正しく識別する。

しかし、行１３と１４で再度誤りが起る。その結果、ト
レース・リストがいつ信頼でき、いつ信頼できないかを
ユーザが知ることは困難である。マーキングを使用すれ
ば、完璧ではないにせよ、信頼性が大幅に高まる。

［発明の効果］ 以上詳細に説明したように、本発明によれば、簡単な構
成でトレース結果の信頼性を大幅に向上させることがで
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図ないし
第５図は本発明の一実施例の動作を説明するフローチャ
ート、第６図ないし第８図は本発明を適用することので
きるシステムを説明するための図である。 １０：マイクロプロセッサ １２：メモリ １４：入出力装置 １６：ソケット １８：エミュレータ ２０：ホスト・コンピュータ ２２：ユーザ・ターミナル ２４：ホスト・コントローラ・デコーディング・ブロッ
ク ２６：ＲＯＭモジュール ２８二制御レジスタ及びステータス・バッファ３０：解
析部 ３２：ホスト・データ・バッファ／ラッチ３４：デュア
ル・ボート・アクセス制ｉｌｌブロック３６：エミユレ
ーシヨン・メモリ ３８：マーク・メモリ ４０ニアドレス選択ブロック ４２：モニタ・メモリ ４４：モニタ・マーク・メモリ ４６：カバレージ・メモリ ４８：プロセッサ・データ・バッファ／ラッチ５０：プ
ロセッサ・ストローブ発生部 ５２：プロセッサ ５４ニブレーク制御ブロツク ５６：ポート複製ブロック ５８：ユーザ・プローブ・バッファ／ラッチ６０：ユー
ザ・プローブ Ｇ

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）命令解析に使用するため下記（Ａ）ないし（Ｄ）
   を含み被試験プログラムからのエミュレーション解析状
   態をマーキングする装置： （Ａ）前記被試験プログラム中の個々の命令に対応する
   マークを保持するメモリ手段； （Ｂ）前記メモリ手段に接続され前記被試験プログラム
   を実行するターゲット・プロセッサ手段：前記ターゲッ
   ト・プロセッサ手段によってフェッチされ前記対応する
   マークを含む状態情報のリストが生成される； （Ｃ）前記ターゲット・プロセッサ手段と前記メモリ手
   段に接続され前記生成される状態情報のリストを獲得す
   るアナライザ手段；および （Ｄ）前記メモリ手段と前記アナライザ手段に接続され
   、前記被試験プログラム命令を解析して予め定められた
   コーディング法に則って前記対応するマークを判定し、 前記対応するマークを前記メモリ手段にストアし、前記
   生成された状態情報のリストを前記ターゲット・プロセ
   ッサ手段によって実行された前記被試験プログラムに対
   応する状態情報のリストに変換するホスト・コントーラ
   手段。
2. （２）下記（Ａ）ないし（Ｇ）を含み被試験プログラム
   とともに使用するためエミュレーション解析状態をマー
   キングする方法： （Ａ）前記被試験プログラムの命令を解析し予め定めら
   れたコーディング法に則って一組の対応するマークを定
   める； （Ｂ）前記対応するマークをメモリにストアする； （Ｃ）前記被試験プログラム中の個々の命令に対応する
   マークを保持する； （Ｄ）前記被試験プログラムを実行する； （Ｅ）ターゲット・プロセッサ手段によって実行され前
   記対応するマークを含む獲得される状態情報のリストを
   生成する； （Ｆ）前記生成された状態情報のリストを獲得する；お
   よび （Ｇ）前記生成された状態情報のリストを前記ターゲッ
   ト・プロセッサ手段によって 実行される前記被試プログラムに対応する状態のリスト
   に変換する。