JPH0348535B2 - - Google Patents
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- JPH0348535B2 JPH0348535B2 JP4854482A JP4854482A JPH0348535B2 JP H0348535 B2 JPH0348535 B2 JP H0348535B2 JP 4854482 A JP4854482 A JP 4854482A JP 4854482 A JP4854482 A JP 4854482A JP H0348535 B2 JPH0348535 B2 JP H0348535B2
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- Japan
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- instruction
- logical address
- branch
- generation circuit
- cycle
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Links
- 230000006870 function Effects 0.000 description 5
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 4
- 238000000034 method Methods 0.000 description 4
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 3
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 2
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 2
- 101100252016 Arabidopsis thaliana RMA2 gene Proteins 0.000 description 1
- 238000001514 detection method Methods 0.000 description 1
- 230000037213 diet Effects 0.000 description 1
- 235000005911 diet Nutrition 0.000 description 1
Classifications
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/30—Arrangements for executing machine instructions, e.g. instruction decode
- G06F9/30003—Arrangements for executing specific machine instructions
- G06F9/3005—Arrangements for executing specific machine instructions to perform operations for flow control
- G06F9/30054—Unconditional branch instructions
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Software Systems (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Advance Control (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明はパイプライン制御方式のデータ処理装
置に関する。
置に関する。
電子計算機の高速化を図るための技術の一つと
してパイプライン制御技術が知られている。この
パイプライン制御方式が適用されるデータ処理装
置は第１図に示されており、例えば分岐命令（条
件付分岐命令）の処理は次のようにして実行され
ていた。今、命令バツフア（以下、IBと称する）
１１から分岐命令が取り出されたものとする。こ
の分岐命令の各部はそれぞれ命令のアドレス部を
保持するレジスタ（以下、RILと称する）１２、
命令情報部の一部を保持するレジスタ（以下、Ｎ
と称する）１３、命令コードを保持するレジスタ
（以下、Ｉと称する）１４に置数される。このと
き、命令の実行先アドレスを示す命令カウンタ
（以下、RRLと称する）１５の内容は上記分岐命
令のアドレスとなる。Ｉ１４に置数された命令コ
ードはデコード回路（以下、DECと称する）１
６によつて解読される。そしてコントロール部１
７はＩ１４に置数されている命令コードおよび
DEC１６の解読結果に応じてパイプライン制御
を含む各部の制御を行なう。
してパイプライン制御技術が知られている。この
パイプライン制御方式が適用されるデータ処理装
置は第１図に示されており、例えば分岐命令（条
件付分岐命令）の処理は次のようにして実行され
ていた。今、命令バツフア（以下、IBと称する）
１１から分岐命令が取り出されたものとする。こ
の分岐命令の各部はそれぞれ命令のアドレス部を
保持するレジスタ（以下、RILと称する）１２、
命令情報部の一部を保持するレジスタ（以下、Ｎ
と称する）１３、命令コードを保持するレジスタ
（以下、Ｉと称する）１４に置数される。このと
き、命令の実行先アドレスを示す命令カウンタ
（以下、RRLと称する）１５の内容は上記分岐命
令のアドレスとなる。Ｉ１４に置数された命令コ
ードはデコード回路（以下、DECと称する）１
６によつて解読される。そしてコントロール部１
７はＩ１４に置数されている命令コードおよび
DEC１６の解読結果に応じてパイプライン制御
を含む各部の制御を行なう。
論理アドレス生成回路１８はCNT１７の制御
によりRIL１２，Ｎ１３，RRL１５の各保持内
容、DEC１６から出力される対応する命令の命
令語長（レングス）Ｌ、および汎用レジスタ（以
下、GRと称する）１９の出力の中から指定され
た情報を選択して論理アドレスを生成する。論理
アドレス生成回路１８は、RIL１２の内容または
RRL１５の内容のいずれか一方を選択するセレ
クタ２０と、Ｎ１３の内容またはGR１９の出力
のいずれか一方を選択するセレクタ２１と、これ
らセレクタ２０，２１の各選択出力間の加算を行
なう加算器（以下、ADDと称する）２２とを有
している。この場合、論理アドレス生成回路１８
は上記分岐命令の分岐先論理アドレスを生成出力
する。すなわち、パイプライン処理では、分岐命
令処理に際し、判定条件検出前に例えば分岐成立
を予測して分岐先の論理アドレスの生成が行なわ
れる。
によりRIL１２，Ｎ１３，RRL１５の各保持内
容、DEC１６から出力される対応する命令の命
令語長（レングス）Ｌ、および汎用レジスタ（以
下、GRと称する）１９の出力の中から指定され
た情報を選択して論理アドレスを生成する。論理
アドレス生成回路１８は、RIL１２の内容または
RRL１５の内容のいずれか一方を選択するセレ
クタ２０と、Ｎ１３の内容またはGR１９の出力
のいずれか一方を選択するセレクタ２１と、これ
らセレクタ２０，２１の各選択出力間の加算を行
なう加算器（以下、ADDと称する）２２とを有
している。この場合、論理アドレス生成回路１８
は上記分岐命令の分岐先論理アドレスを生成出力
する。すなわち、パイプライン処理では、分岐命
令処理に際し、判定条件検出前に例えば分岐成立
を予測して分岐先の論理アドレスの生成が行なわ
れる。
論理アドレス生成回路１８で生成された分岐先
論理アドレスは、論理アドレス生成回路１８の出
力が分岐先論理アドレスの場合に該回路１８の出
力を保持するレジスタ（以下、RTLと称する）
２３、および論理アドレス生成回路１８の出力を
保持するレジスタ（以下、RMAと称する）２４
に置数される。これで論理アドレス生成ステージ
が終了し、物理アドレス生成ステージに入る。物
理アドレス生成ステージでは、セレクタ２５によ
つてRTL２３に置数されている分岐先論理アド
レスが選択され、物理アドレス変換回路２６によ
つて分岐先物理アドレスに変換される。この分岐
先物理アドレスは物理アドレスを保持するレジス
タ（以下、PAと称する）２７に置数される。こ
のとき、RMA２４の内容がレジスタ２８（以
下、RMB２８と称する）に置数される。RMB
２８はイミーデイエツト命令のときにその保持内
容をセレクタ２９を介して実行部３０に供給する
ためのレジスタである。
論理アドレスは、論理アドレス生成回路１８の出
力が分岐先論理アドレスの場合に該回路１８の出
力を保持するレジスタ（以下、RTLと称する）
２３、および論理アドレス生成回路１８の出力を
保持するレジスタ（以下、RMAと称する）２４
に置数される。これで論理アドレス生成ステージ
が終了し、物理アドレス生成ステージに入る。物
理アドレス生成ステージでは、セレクタ２５によ
つてRTL２３に置数されている分岐先論理アド
レスが選択され、物理アドレス変換回路２６によ
つて分岐先物理アドレスに変換される。この分岐
先物理アドレスは物理アドレスを保持するレジス
タ（以下、PAと称する）２７に置数される。こ
のとき、RMA２４の内容がレジスタ２８（以
下、RMB２８と称する）に置数される。RMB
２８はイミーデイエツト命令のときにその保持内
容をセレクタ２９を介して実行部３０に供給する
ためのレジスタである。
次にメモリアクセスステージが行なわれる。こ
のステージではPA２７の内容に従つて主メモリ
またはキヤツシユメモリ（以下MEMと称する）
３１がアクセスされる。この場合、PA２７の内
容は分岐先物理アドレスであり、MEM３１から
対応する分岐先命令が取り出される。この分岐先
命令の各部はメモリアクセスステージの最後で、
前述した分岐命令の場合と同様にRIL１２，Ｎ１
３，Ｉ１４などにロードされる。このとき、
RMA２４に保持されている分岐先論理アドレス
がセレクタ３２にによつて選択されRRL１５に
ロードされる。そして、次の実行ステージにおい
て分岐条件成立／不成立の判断が行なわれ、予測
通りに分岐成立が判断された場合、そのままパイ
プライン処理が続行される。
のステージではPA２７の内容に従つて主メモリ
またはキヤツシユメモリ（以下MEMと称する）
３１がアクセスされる。この場合、PA２７の内
容は分岐先物理アドレスであり、MEM３１から
対応する分岐先命令が取り出される。この分岐先
命令の各部はメモリアクセスステージの最後で、
前述した分岐命令の場合と同様にRIL１２，Ｎ１
３，Ｉ１４などにロードされる。このとき、
RMA２４に保持されている分岐先論理アドレス
がセレクタ３２にによつて選択されRRL１５に
ロードされる。そして、次の実行ステージにおい
て分岐条件成立／不成立の判断が行なわれ、予測
通りに分岐成立が判断された場合、そのままパイ
プライン処理が続行される。
一方、分岐成立の予測がはずれて分岐不成立が
判断された場合、分岐命令の次の命令をIB１１
から取り出す一方、RRL１５の内容を当該命令
の論理アドレスに更新する必要がある。そこで従
来のデータ処理装置では、分岐不成立の予測がは
ずれた場合の補正のために、論理アドレス生成回
路１８内のADD２２とは別にADD（加算器）３
３が設けられている。そして、分岐先論理アドレ
スが生成されるサイクルより後のサイクルで、
ADD３３を用いてRRL１５の保持内容である分
岐命令のアドレスとDEC１６から出力される分
岐命令の命令語長Ｌとの加算を行ない、分岐命令
の次の命令の論理アドレスを算出しておくように
なつている。この分岐命令の次の命令のアドレス
は専用のレジスタ（以下、RXと称する）３４に
置数される。このような構成において、前述した
ように分岐命令の実行ステージで分岐不成立が判
断された場合、セレクタ３２によりRX３４の内
容すなわち、分岐命令の次の命令のアドレスが選
択されRRL１５にロードされる。このときIB１
１に先取りされていた分岐命令の次の命令がIB
１１からRIL１２などにロードされ、該命令の論
理アドレス生成ステージに入る。
判断された場合、分岐命令の次の命令をIB１１
から取り出す一方、RRL１５の内容を当該命令
の論理アドレスに更新する必要がある。そこで従
来のデータ処理装置では、分岐不成立の予測がは
ずれた場合の補正のために、論理アドレス生成回
路１８内のADD２２とは別にADD（加算器）３
３が設けられている。そして、分岐先論理アドレ
スが生成されるサイクルより後のサイクルで、
ADD３３を用いてRRL１５の保持内容である分
岐命令のアドレスとDEC１６から出力される分
岐命令の命令語長Ｌとの加算を行ない、分岐命令
の次の命令の論理アドレスを算出しておくように
なつている。この分岐命令の次の命令のアドレス
は専用のレジスタ（以下、RXと称する）３４に
置数される。このような構成において、前述した
ように分岐命令の実行ステージで分岐不成立が判
断された場合、セレクタ３２によりRX３４の内
容すなわち、分岐命令の次の命令のアドレスが選
択されRRL１５にロードされる。このときIB１
１に先取りされていた分岐命令の次の命令がIB
１１からRIL１２などにロードされ、該命令の論
理アドレス生成ステージに入る。
このように従来のパイプライン制御方式のデー
タ処理装置では、分岐命令処理に際し、判定条件
検出前に見込みで成立もしくは不成立の処理を行
なうようになつているが、見込みがはずれた場合
に命令カウンタの内容を補正するために、この補
正すべきアドレスを算出する加算器、この加算器
のアドレス算出結果を保持するレジスタ、このレ
ジスタの内容を選択して命令カウンタに導くセレ
クタなどのハードウエアが必要となる欠点があつ
た。
タ処理装置では、分岐命令処理に際し、判定条件
検出前に見込みで成立もしくは不成立の処理を行
なうようになつているが、見込みがはずれた場合
に命令カウンタの内容を補正するために、この補
正すべきアドレスを算出する加算器、この加算器
のアドレス算出結果を保持するレジスタ、このレ
ジスタの内容を選択して命令カウンタに導くセレ
クタなどのハードウエアが必要となる欠点があつ
た。
本発明は上記事情に鑑みてなされたものでその
目的は、分岐命令をパイプライン処理で行なう場
合に、条件成立の見込み処理がはずれても特定の
回路を付加することなく正しいアドレスに補正で
きるデータ処理装置を提供することにある。
目的は、分岐命令をパイプライン処理で行なう場
合に、条件成立の見込み処理がはずれても特定の
回路を付加することなく正しいアドレスに補正で
きるデータ処理装置を提供することにある。
論理アドレス生成回路では、分岐命令に基づい
て見込みで分岐先論理アドレスの生成を行なつた
後、分岐命令の実行ステージで条件成立／不成立
が判断されるまでアドレス生成動作が行なわれな
いことに着目し、上記論理アドレス生成回路で分
岐先論理アドレスが生成されるサイクルの次のサ
イクルにおいて、命令カウンタに保持されている
分岐命令のアドレスを用いて、この分岐命令の次
の命令の論理アドレスを上記論理アドレス生成回
路で生成するようにし、上記論理アドレス生成回
路の出力がパイプラインステージ単位で順に移動
されて保持され実行部に導かれるように構成され
ているレジスタ群の中の特定レジスタに上記分岐
先論理アドレスが保持されている場合に、この特
定レジスタに保持されている分岐先論理アドレス
を上記分岐命令の実行前に上記命令カウンタに置
数し、分岐命令の実行ステージにおいて分岐不成
立が確認された場合にそのときの上記特定レジス
タの保持内容すなわち分岐命令の次の命令の論理
アドレスを上記命令カウンタに置数するようにし
たものである。
て見込みで分岐先論理アドレスの生成を行なつた
後、分岐命令の実行ステージで条件成立／不成立
が判断されるまでアドレス生成動作が行なわれな
いことに着目し、上記論理アドレス生成回路で分
岐先論理アドレスが生成されるサイクルの次のサ
イクルにおいて、命令カウンタに保持されている
分岐命令のアドレスを用いて、この分岐命令の次
の命令の論理アドレスを上記論理アドレス生成回
路で生成するようにし、上記論理アドレス生成回
路の出力がパイプラインステージ単位で順に移動
されて保持され実行部に導かれるように構成され
ているレジスタ群の中の特定レジスタに上記分岐
先論理アドレスが保持されている場合に、この特
定レジスタに保持されている分岐先論理アドレス
を上記分岐命令の実行前に上記命令カウンタに置
数し、分岐命令の実行ステージにおいて分岐不成
立が確認された場合にそのときの上記特定レジス
タの保持内容すなわち分岐命令の次の命令の論理
アドレスを上記命令カウンタに置数するようにし
たものである。
以下、本発明の一実施例を図面を参照して説明
する。なお、第１図と同一部分には同一符号を付
して詳細な説明を省略する。第２図のデータ処理
装置において、４１はRMB２８の保持内容を
RRL１５に導くための信号ライン、４２は論理
アドレス生成回路である。論理アドレス生成回路
４２は基本的に第１図の論理アドレス生成回路１
８とほぼ同様の構成を有する。論理アドレス生成
回路４２の論理アドレス生成回路１８と異なる点
は、Ｎ１３の内容、GR１９の出力、またはDEC
１６から出力される命令語長Ｌのいずれか一方を
選択するセレクタ４３を、第１図のセレクタ２１
に代えて備えていることである。
する。なお、第１図と同一部分には同一符号を付
して詳細な説明を省略する。第２図のデータ処理
装置において、４１はRMB２８の保持内容を
RRL１５に導くための信号ライン、４２は論理
アドレス生成回路である。論理アドレス生成回路
４２は基本的に第１図の論理アドレス生成回路１
８とほぼ同様の構成を有する。論理アドレス生成
回路４２の論理アドレス生成回路１８と異なる点
は、Ｎ１３の内容、GR１９の出力、またはDEC
１６から出力される命令語長Ｌのいずれか一方を
選択するセレクタ４３を、第１図のセレクタ２１
に代えて備えていることである。
４４は第１図のCNT１７とほぼ同様の機能を
有するCNT（コントロール部）である。CNT４
４の有する制御機能でCNT１７と異なる点は次
の通りである。CNT４４は対応する命令が分岐
命令の場合、論理アドレス生成回路４２で分岐先
論理アドレスを生成せしめた後、次のサイクル
（マシンサイクル）においてRRL１５の内容およ
びDEC１６から出力される命令語長Ｌとの加算
を論理アドレス生成回路４２で行なわしめる機能
を有する。そして、このときの論理アドレス生成
回路４２の出力についても、CNT４４は通常の
パイプライン処理と同様に１サイクル毎にRMA
２４、RMB２８の順で移動せしめる機能を有す
る。同じくCNT４４はRMA２４に移動された論
理アドレス生成回路４２の出力を用いて物理アド
レス変換処理、この処理で得られた物理アドレス
に基づくMEM３１のアクセスを行なわしめる機
能を有する。またCNT４４は分岐命令の実行ス
テージの開始時（メモリアクセスステージの終了
時）にそのときのRMB２８の内容をRRL１５に
ロードし、更に分岐命令の実行ステージおいて分
岐不成立が判断された場合にそのときのRMB２
８の内容を同じくRRL１５にロードする機能を
有する。
有するCNT（コントロール部）である。CNT４
４の有する制御機能でCNT１７と異なる点は次
の通りである。CNT４４は対応する命令が分岐
命令の場合、論理アドレス生成回路４２で分岐先
論理アドレスを生成せしめた後、次のサイクル
（マシンサイクル）においてRRL１５の内容およ
びDEC１６から出力される命令語長Ｌとの加算
を論理アドレス生成回路４２で行なわしめる機能
を有する。そして、このときの論理アドレス生成
回路４２の出力についても、CNT４４は通常の
パイプライン処理と同様に１サイクル毎にRMA
２４、RMB２８の順で移動せしめる機能を有す
る。同じくCNT４４はRMA２４に移動された論
理アドレス生成回路４２の出力を用いて物理アド
レス変換処理、この処理で得られた物理アドレス
に基づくMEM３１のアクセスを行なわしめる機
能を有する。またCNT４４は分岐命令の実行ス
テージの開始時（メモリアクセスステージの終了
時）にそのときのRMB２８の内容をRRL１５に
ロードし、更に分岐命令の実行ステージおいて分
岐不成立が判断された場合にそのときのRMB２
８の内容を同じくRRL１５にロードする機能を
有する。
次に本発明の一実施例の動作を第３図のタイミ
ング図を適宜参照しながら説明する。最初のマシ
ンサイクル（サイクルT1）において、IB１１か
ら分岐命令Ibが取り出されたものとする。この分
岐命令Ibのアドレス（論理アドレス）をｂ、分岐
命令Ibの分岐先アドレスを示すアドレス部の内容
をａ、そのアドレス修飾後の値すなわち真の分岐
先論理アドレスをa′とする。サイクルT1の終了
時に分岐命令Ibのアドレス部の内容ａがRIL１２
に、分岐命令Ibの命令情報部の一部がＮ１３に、
分岐命令Ibの命令コードがＩ１４にそれぞれ置数
される。このとき、RRL１５の内容は第３図に
示されるようにｂとなる。次のマシンサイクル
（サイクルT2）ではＩ１４に保持されている命令
コードに基づいてCNT４４による制御が行なわ
れ、論理アドレス生成ステージ（以下、Ｌステー
ジと称する。）が実行される。すなわち、サイク
ルT2ではCNT４４によつてセレクタ２０，４３
が選択制御され、これら各セレクタ２０，４３の
選択出力間の加算がADD２２により行なわれる。
この場合ADD２２の加算結果は、RIL１２の保
持内容ａのアドレス修飾後の値であり分岐先論理
アドレスa′である。この分岐先論理アドレスa′は
サイクルT2の終了時にRTL２３およびRMA２
４に置数される（第３図参照）。
ング図を適宜参照しながら説明する。最初のマシ
ンサイクル（サイクルT1）において、IB１１か
ら分岐命令Ibが取り出されたものとする。この分
岐命令Ibのアドレス（論理アドレス）をｂ、分岐
命令Ibの分岐先アドレスを示すアドレス部の内容
をａ、そのアドレス修飾後の値すなわち真の分岐
先論理アドレスをa′とする。サイクルT1の終了
時に分岐命令Ibのアドレス部の内容ａがRIL１２
に、分岐命令Ibの命令情報部の一部がＮ１３に、
分岐命令Ibの命令コードがＩ１４にそれぞれ置数
される。このとき、RRL１５の内容は第３図に
示されるようにｂとなる。次のマシンサイクル
（サイクルT2）ではＩ１４に保持されている命令
コードに基づいてCNT４４による制御が行なわ
れ、論理アドレス生成ステージ（以下、Ｌステー
ジと称する。）が実行される。すなわち、サイク
ルT2ではCNT４４によつてセレクタ２０，４３
が選択制御され、これら各セレクタ２０，４３の
選択出力間の加算がADD２２により行なわれる。
この場合ADD２２の加算結果は、RIL１２の保
持内容ａのアドレス修飾後の値であり分岐先論理
アドレスa′である。この分岐先論理アドレスa′は
サイクルT2の終了時にRTL２３およびRMA２
４に置数される（第３図参照）。
次のマシンサイクル（サイクルT3）では、セ
レクタ２５によつてRTL２３の内容（a′）が選
択され、物理アドレス変換回路２６によつて分岐
先物理アドレスに変換される。これが物理アドレ
ス生成ステージ（以下、Ｐステージと称する。）
である。上記分岐先物理アドレスはサイクルT3
の終了時にPA２７に置数される。このとき、
RMA２４の内容（a′）が第３図に示されている
ようにRMB２８に置数される。サイクルT3では
CNT４４の制御により論理アドレス生成回路４
２がサイクルT2に続いて起動される。すなわち
CNT４４は、RRL１５に保持されている分岐命
令Ibのアドレスｂをセレクタ２０からADD２２
に選択出力せしめ、DEC１６から出力されてい
る分岐命令Ibの命令語長Ｌをセレクタ４３から
ADD２２に選択出力せしめる。そしてCNT４４
はセレクタ２０，４３の各出力間の加算をADD
２２で行なわしめ、その加算結果ｂ＋Ｌを第３図
に示されているようにサイクルT3の終了時に
RMA２４に置数する。上記加算結果ｂ＋Ｌは分
岐命令Ibの次の命令（これをIb+Lと称する。）の
論理アドレスである。すなわち本実施例では、分
岐命令処理に際し、分岐成立を見込んで処理を先
行する場合に、論理アドレス生成回路は分岐先論
理アドレスを生成するサイクル（この例ではサイ
クルT2）を除いて分岐命令の実行ステージ（以
下、Ｅステージと称する）までの間に使用されな
いことに着目し、サイクルT3にて論理アドレス
生成回路を用い、分岐不成立の場合の実行アドレ
ス（分岐命令Ibの次の命令Ib+L）を求めるように
している。
レクタ２５によつてRTL２３の内容（a′）が選
択され、物理アドレス変換回路２６によつて分岐
先物理アドレスに変換される。これが物理アドレ
ス生成ステージ（以下、Ｐステージと称する。）
である。上記分岐先物理アドレスはサイクルT3
の終了時にPA２７に置数される。このとき、
RMA２４の内容（a′）が第３図に示されている
ようにRMB２８に置数される。サイクルT3では
CNT４４の制御により論理アドレス生成回路４
２がサイクルT2に続いて起動される。すなわち
CNT４４は、RRL１５に保持されている分岐命
令Ibのアドレスｂをセレクタ２０からADD２２
に選択出力せしめ、DEC１６から出力されてい
る分岐命令Ibの命令語長Ｌをセレクタ４３から
ADD２２に選択出力せしめる。そしてCNT４４
はセレクタ２０，４３の各出力間の加算をADD
２２で行なわしめ、その加算結果ｂ＋Ｌを第３図
に示されているようにサイクルT3の終了時に
RMA２４に置数する。上記加算結果ｂ＋Ｌは分
岐命令Ibの次の命令（これをIb+Lと称する。）の
論理アドレスである。すなわち本実施例では、分
岐命令処理に際し、分岐成立を見込んで処理を先
行する場合に、論理アドレス生成回路は分岐先論
理アドレスを生成するサイクル（この例ではサイ
クルT2）を除いて分岐命令の実行ステージ（以
下、Ｅステージと称する）までの間に使用されな
いことに着目し、サイクルT3にて論理アドレス
生成回路を用い、分岐不成立の場合の実行アドレ
ス（分岐命令Ibの次の命令Ib+L）を求めるように
している。
次のマシンサイクル（サイクルT4）ではPA２
７に保持されている分岐先物理アドレスに基づい
てMEM３１がアクセスされ、分岐先命令Ia′が読
み出される。これがメモリアクセスステージ（以
下、Ｃステージと称する）である。MEM３１か
ら読み出された上記分岐先命令Ia′の各部はRIL
１２，Ｎ１３，Ｉ１４などにサイクルT4の終了
時に置数される。このとき、CNT４４はその時
点のRMB２８の内容すなわち分岐先論理アドレ
スa′を信号ライン４１を介してRRL１５にロー
ドする（第３図参照）。同じくCNT４４はその時
点のRMA２４の内容すなわち分岐不成立時の実
行命令である命令Ib+Lの論理アドレスｂ＋Ｌを
RMB２８にロードする。
７に保持されている分岐先物理アドレスに基づい
てMEM３１がアクセスされ、分岐先命令Ia′が読
み出される。これがメモリアクセスステージ（以
下、Ｃステージと称する）である。MEM３１か
ら読み出された上記分岐先命令Ia′の各部はRIL
１２，Ｎ１３，Ｉ１４などにサイクルT4の終了
時に置数される。このとき、CNT４４はその時
点のRMB２８の内容すなわち分岐先論理アドレ
スa′を信号ライン４１を介してRRL１５にロー
ドする（第３図参照）。同じくCNT４４はその時
点のRMA２４の内容すなわち分岐不成立時の実
行命令である命令Ib+Lの論理アドレスｂ＋Ｌを
RMB２８にロードする。
次のマシンサイクル（サイクルT5）ではＥス
テージが行なわれる。このＥステージにおいて分
岐条件成立／不成立の判断が行なわれ、条件成立
であることが確認された場合には処理はこのまま
進められる。すなわちサイクルT5において、分
岐先命令Ia′に基づくＬステージが行なわれ、次
のマシンサイクル（サイクルT6）において同じ
くＰステージが行なわれる。サイクルT7以降に
ついては説明を省略する。
テージが行なわれる。このＥステージにおいて分
岐条件成立／不成立の判断が行なわれ、条件成立
であることが確認された場合には処理はこのまま
進められる。すなわちサイクルT5において、分
岐先命令Ia′に基づくＬステージが行なわれ、次
のマシンサイクル（サイクルT6）において同じ
くＰステージが行なわれる。サイクルT7以降に
ついては説明を省略する。
これに対し、上記Ｅステージにおいて条件不成
立すなわち条件成立の見込みがはずれた場合に
は、CNT４４の制御によりＥステージ（サイク
ルT5）の終了時にその時点のRMB２８の内容す
なわち命令Ib+Lの論理アドレスｂ＋Ｌが信号ライ
ン４１を介してRRL１５にロードされる。また、
IB１１に先取りされていた（分岐命令に続く）
命令がIB１１より取り出され、この命令の各部
はRIL１２、Ｎ１３，Ｉ１４などに置数される。
この命令が分岐命令の次の命令Ib+Lであることは
勿論である。そして、次のマシンサイクル（サイ
クルT6）において命令Ib+Lに基づくＬステージが
行なわれる。なお、サイクルT7以降については
説明を省略する。
立すなわち条件成立の見込みがはずれた場合に
は、CNT４４の制御によりＥステージ（サイク
ルT5）の終了時にその時点のRMB２８の内容す
なわち命令Ib+Lの論理アドレスｂ＋Ｌが信号ライ
ン４１を介してRRL１５にロードされる。また、
IB１１に先取りされていた（分岐命令に続く）
命令がIB１１より取り出され、この命令の各部
はRIL１２、Ｎ１３，Ｉ１４などに置数される。
この命令が分岐命令の次の命令Ib+Lであることは
勿論である。そして、次のマシンサイクル（サイ
クルT6）において命令Ib+Lに基づくＬステージが
行なわれる。なお、サイクルT7以降については
説明を省略する。
以上詳述したように本発明のデータ処理装置に
よれば、分岐命令をパイプライン処理で行なう場
合に、条件成立の見込み処理がはずれても特定の
回路を付加することなく正しいアドレスに補正す
ることができる。
よれば、分岐命令をパイプライン処理で行なう場
合に、条件成立の見込み処理がはずれても特定の
回路を付加することなく正しいアドレスに補正す
ることができる。
第１図は従来例を示すブロツク図、第２図は本
発明の一実施例を示すブロツク図、第３図は本発
明の動作を示すためのタイミング図である。 １１……命令バツフア（IB）、１５……命令カ
ウンタ（RRL）、１７，４４……コントロール部
（CNT）、１８，４２……論理アドレス生成回路、
２２，３３……加算器（ADD）、２４……RMA
レジスタ、２８……RMBレジスタ。
発明の一実施例を示すブロツク図、第３図は本発
明の動作を示すためのタイミング図である。 １１……命令バツフア（IB）、１５……命令カ
ウンタ（RRL）、１７，４４……コントロール部
（CNT）、１８，４２……論理アドレス生成回路、
２２，３３……加算器（ADD）、２４……RMA
レジスタ、２８……RMBレジスタ。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ パイプライン制御方式のデータ処理装置にお
いて、 論理アドレス生成回路で生成された論理アドレ
スがパイプラインステージ単位で順に移動されて
保持され実行部に導かれるように構成されている
レジスタ群と、 上記論理アドレス生成回路で分岐先論理アドレ
スが生成されるサイクルの次のサイクルにおい
て、命令の実行先アドレスを示す命令カウンタに
保持されている分岐命令のアドレスを用いてこの
分岐命令に続く次の命令の論理アドレスである後
続命令論理アドレスを上記論理アドレス生成回路
で生成せしめる手段と、 上記論理アドレス生成回路で生成された上記分
岐先論理アドレスが上記分岐命令の実行ステージ
開始前に上記レジスタ群の特定レジスタに保持さ
れている状態で、この特定レジスタの内容を上記
命令カウンタに置数する手段と、 上記分岐命令の実行ステージが開始されて分岐
不成立が確認された場合には、上記分岐先論理ア
ドレス生成サイクルの次のサイクルにおいて上記
論理アドレス生成回路で生成されて上記特定レジ
スタに保持されている上記後続命令論理アドレス
を上記命令カウンタに置数して、この命令令カウ
ンタの内容を上記分岐先論理アドレスから上記後
続命令論理アドレスに補正する手段と、 を具備し、上記分岐命令に基づいて上記分岐先論
理アドレスが生成されてから同分岐命令の実行ス
テージで分岐成立／不成立が判断されるまでの上
記論理アドレス生成回路の空きを利用して、同回
路にて上記後続命令論理アドレスを生成するよう
にしたことを特徴とするデータ処理装置。 ２ 上記特定レジスタが、イミーデイエツト命令
の場合に上記実行部に対して即値アドレスを出力
するためのレジスタであることを特徴とする特許
請求の範囲第１項記載のデータ処理装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4854482A JPS58166452A (ja) | 1982-03-26 | 1982-03-26 | デ−タ処理装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP4854482A JPS58166452A (ja) | 1982-03-26 | 1982-03-26 | デ−タ処理装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58166452A JPS58166452A (ja) | 1983-10-01 |
| JPH0348535B2 true JPH0348535B2 (ja) | 1991-07-24 |
Family
ID=12806305
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4854482A Granted JPS58166452A (ja) | 1982-03-26 | 1982-03-26 | デ−タ処理装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58166452A (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS62194544A (ja) * | 1986-02-20 | 1987-08-27 | Nec Corp | 命令先読み制御方式 |
| JPS6336336A (ja) * | 1986-07-30 | 1988-02-17 | Nec Corp | 情報処理装置 |
-
1982
- 1982-03-26 JP JP4854482A patent/JPS58166452A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS58166452A (ja) | 1983-10-01 |
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