JPH04188326A - スタック領域管理方式 - 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〕 本発明は電子計算機システムにおけるスタック領域管理
方式に関するものである。

〔従来の技術〕

プログラムの実行において、あるルーチンで他のルーチ
ンをコールする場合、それまで動作していたルーチンは
一時停止し、他のルーチンに制御が移るので、元のルー
チンのレジスタ等の状態を退避しておく必要があり、他
のルーチンからリターンした場合にはその退避した情報
に基づいて回復を行うことになる。また、ルーチン間で
引数の受け渡しを行うための領域や、ルーチン内で使用
するローカル変数のための領域も必要となる。

このようなルーチンのコール、リターンに伴つレジスタ
の退避・回復、引数の受け渡しおよびローカル変数のア
クセスは、従来より、主記憶装置上のスタック領域を用
いて行われている。なお、スタック領域とは、順次に積
み重ねるように書き込みを行い、読め込みは新しい方か
ら行うようにした記憶領域であり、最新のスタック領域
の位置（ベースアドレス）はスタックポインタによって
示されるようになっている。

一方、主記憶装置へのアクセスの高速化を図るためにキ
ャッシュを用いることは周知であるが、」二記のスタッ
ク領域も主記憶装置上の領域であるため、一般のデータ
と同様にキャッシュによって高速化を図ることができ、
そのようにしたものもある。

〔発明が解決しようとする課題］ 上述したように、従来の電子計算機システムにおいては
、ルーチンのコール、リターンに際して、レジスタの退
避、引数の受け渡しおよびローカル変数のアクセスのた
めにスタック領域に度々アクセスをすることになり、キ
ャンシュを使用した場合にはある程度の高速化を図るこ
とができたが、一般のデータと同様にキャンシュの制御
が行われるため、主記憶装置への無用な書き戻しが行わ
れ、ＣＰＵ（中央処理装置）と主記憶装置との間のデー
タ転送の回数が多くなり、高速化を妨げるという欠点が
あった。すなわち、−Ｃのデータについては、キャッシ
ュに新たにデータを格納するために既に格納されている
テークを追い出す場合、主記憶装置に書き戻す処理を行
う必要があるが、スタック領域はリターンした後は再度
参照されることがないという特殊性があり、リターン後
の書き戻し処理は無意味な処理となるからである。

本発明は上記の点に鑑み提案されたものであり、その目
的とするところは、ＣＰＵと主記憶装置との間のデータ
転送の回数を減らし、処理の高速化を図ることのできる
スタック領域管理方式を提供することにある。

［課題を解決するだめの手段］ 本発明は上記の目的を達成するため、ルーチンのコール
、リターンに伴うレジスタの退避・回復、引数の受け渡
しおよびローカル変数のアクセスを主記憶装置上のスタ
ック領域を用いて行う電子計算機システムにおいて、 スタック領域内のデータを一時的に記憶し、高速にアク
セス可能なスタック領域専用キャッシュと、 ルーチンからリターンした後に不要になったスタック領
域に対応するスタック領域専用キャッシュの該当エント
リを無効にするキャッシュ制御手段とを備えるようにし
ている。

〔作用〕

本発明のスクンク領域管理方弐にあっては、ルーチンの
コール、リターンに伴うレジスタの退避・回復、引数の
受け渡しおよびローカル変数のアクセスを主記憶装置上
のスタック領域を用いて行うに際し、スタック領域専用
キャッシュがスタック領域内のデータを一時的に記憶し
、ルーチンからリターンした後に不要になったスタック
領域に対応するスタック領域専用キャンシュの該当エン
トリをキャッシュ制御手段が無効にする。

〔実施例］ 以下、本発明の実施例δこっき図面を参照して説明する
。

第１図は本発明のスタック領域管理方式の一実施例を示
す構成閲である。

第１図において、本実施例は、大きく分けて、ＣＰＵＩ
と、主記憶装置２とから構成されている。

ＣＰＵＩには、スタックポインタ１１とスタック領域ア
クセス手段１２とアドレス生成手段］３と主記憶装置ア
クセス手段１４とキャッシュ制御手段１５とスタック領
域専用キャッシュ１６と命令実行手段１７とが設けられ
、主記憶装置２には引数域２１１．レジスタ退避域２１
２．ローカル変数域２１３を含むスタック領域２１とプ
ログラム領域２２とが設けられζいる。なお、各部の機
能等については、重複を避けるため、以下の動作を通し
て説明することとする。

以下、上記の実施例の動作を場合を分けて説明する。

（１）ルーチンをコールする際の処理 この場合の処理は第２図に示すような手順で行われる。

プログラム領域２２のあるルーチンにおいて他のルーチ
ンをコールする際、コールする例のルーチンは命令実行
手段１７に対してスタック領域２１へのアクセスを要求
し、ローカル変数域２１３（コールする側のルーチンは
、コールを行う前においては、自己のルーチン内で使用
するローカル変数をこのローカル変数域２１３に割り当
ててアクセスしていた。）の次の番地から始まる領域を
、コールするルーチンの引数域として引数を設定する（
ステップＳｌ）。

ここで、スタック領域２１に対してデータ（引数）を書
き込む処理は第５図のような手順で行われる。すなわち
、命令実行手段１７がスタック領域アクセス手段１２に
書き込み要求を出すと（ステップ５１５）、スタック領
域アクセス手段１２はキャッシュ制御手段１５に空きエ
ントリの有無を問い合わせ、キャッシュ制御手段１５は
スタック領域専用キャッシュ１６に空きエントリがある
か否かを判断する（ステップ５１６）。空きエントリが
ある場合にはスタック領域専用キャッシュ１６にデータ
を書き込み（ステップ３１Ｂ）、処理を終了する。また
、空きエントリがない場合には、スタック領域専用キャ
ッシュ１６内で最もアクセスの可能性の低いデータを主
記憶装置アクセス手段１４を介して主記憶装置２のスタ
ック領域２１に書き出して空きエントリを作り（ステッ
プ５１７）、スタック領域専用キャッシュ１６にデータ
を書き込んで（ステップ５１８）、処理を終了する。

第２図に戻り、引数の設定の後、ステップＳ１で確保し
た引数域の次を新たなレジスタ退避域とし、そこにスタ
ックポインタ１１の値およびリターン時に必要な情報を
退避し、スタックポインタ１１の値をその新たなレジス
タ退避域の次の番地を示すように更新する（ステップＳ
２）。なお、本処理はコールの一環として行われる。ま
た、スタック領域２１のレジスタ退避域へのデータの書
き込みは前述した第５図と同しである。

次いで、他のルーチンをコールする（ステップＳ３）。

コールされた他のルーチンは、コールした側のルーチン
内で使用するレジスタをステップＳ２で確保したレジス
タ退避域に退避する（ステップＳ４）。なお、コールさ
れた側のルーチンがコールした側のルーチンのレジスタ
の退避を行うのは、退避すべきレジスタを最小限に留め
るためであり、コールされたルーチンが使用することに
より内容が破壊されるレジスタのみを退避の対象とする
ことで無駄が省ける。また、スタック領域２１のレジス
タ退避域へのデータの書き込みは前述した第５図と同じ
である。

以上の処理で他のルーチンのコールが完了し、コールさ
れたルーチンの処理が行われる。そして、そのルーチン
の処理において、自己のルーチン内で使用するローカル
変数はステップＳ２で確保したレジスタ退避域に続くロ
ーカル変数域に割り当てて使用する。

なお、上述のようにしてコールされたルーチンにおいて
更に他のルーチンをコールすることも当然に可能であっ
て、処理は同しであり、スタック領域２１に引数域、レ
ジスタ退避域、ローカル変数域が順次に積み重ねられて
行く（第１図では下方向に領域が確保されて行く。）。

（２）ルーチンからリターンする際の処理この場合の処
理は第３図に示すような手順で行われる。

プログラム領域２２のあるルーチンから自己をコールし
た元のルーチンにリターンする際、リターンする側のル
ーチンは、そのルーチンのコール時に退避したレジスタ
の値をスタック領域２１のレジスタ退避域から回復する
（ステップＳ５）。

ここで、スタック領域２１から回復のためにデータを読
み込む処理は第４図のような手順で行われる。すなわち
、命令実行手段１７がスタック領域アクセス手段１２に
読み込み要求を出すと（ステップＳ９）、スタック領域
アクセス手段１２はキャッシュ制御手段１５に要求され
たデータがスタック領域専用キャッシュ１６内にあるか
否かを問い合わせ、キャッシュ制御手段１５はスタック
領域専用キャッシュ１６に要求されたデータがあるか否
かを判断する（ステップ５ＩＯ）。データがある場合に
はスタック領域専用キヤ、シュ１６からデータを取り出
して命令実行手段１７に転送しくステップ５１４）、処
理を終了する。また、データがない場合には、キャッシ
ュ制御手段１５はスタック領域専用キャッシュ１６Ｌこ
空きエントリがあるか否かを判断しくステップ３１１）
、、空きエントリがある場合には、要求されたデータを
主起ｔ＝装置２のスタック領域２１からスフツク領域専
用キャッシュ１６にデータを読み込み（ステップ５１３
）、このスタン）！領域専用キャッシュ１６からデータ
を取り出して命令実行手段１７に転送しくステップ５１
４）、処理を終了する。なお、主記憶装置２のスフツク
領域２１からデータを読め込む際の主記憶装置２上のア
ドレスは、スタックポインタ１１の値を基にアドレス生
成手段１３が生成する。一方、空きエントリがない場合
には、スタック領域専用キャッシュトＧ内で最もアクセ
スの可能性の低いデータを主記憶装置アクセス手段１４
を介して主記憶装置２のスタック領域２１に書き出して
空きエントリを作り（ステップ５１２）、要求されたデ
ータを主記憶装置２のスフツク領域２１からスフ、り領
域専用キャッシュ１６にデータを読み込み（ステップ５
１３）、このスタック領域専用キャッシュ１６からデー
タを取り出しで命令実行手段】７に転送しくステップＳ
　１．４　）　”処理を終了する。

第３図に戻り、レジスフの値の退避の後、コール時に退
避した情報を利用して他のルーチンからリターンする（
ステップＳ６）。なお、この情報は第２図のステップＳ
２において退避した情報であるが、スフツクポインタ１
１の値は以後の処理で使用するため、スフツクポインタ
１１の回復はこの時点では行わない。また、スタック領
域２１のレジスタ退避域からのデータの読み込みは前述
した第４図と同じである。

次いで、リターン後のルーチンは、リターンにより不要
になったスフツク領域２１に対応するスタック領域専用
キャッシュ１６の該当エントリを無効にする（ステップ
Ｓ７）。

スフ・ンク領域専用キャッシュ１６の該当エントリの無
効の処理は第６図のような手順で行われる。

すなわち、命令実行手段１７がクリアする境のアドレス
を伴ってクリア要求をキャッシュ制御手段］５に対して
出すと（ステップ５１９）、キャッシュ制御手段１５は
スタック領域専用キャッシュ１６内の該当エントリを無
効にする（ステップ５２０）。

次いで、第３図に戻り、スタックポインタ１１の値を回
復しくステップＳ８）、処理を終了する。

〔発明の効果］ 以上説明したように、本発明のスタック領域管理方式に
あっては、スタック領域専用キャンシュのデータの主記
憶装置への無用な書き戻しを行わないため、ＣＰＵと主
記憶装置との間のデータ転送の回数を減らずことができ
、処理時間の短縮により一層の高速化を図ることができ
るという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のスフツク領域管理方式の一実施例を示
す構成図、 第２図はルーチンをコールする処理のフローチャート、 第３図はルーチンからリターンする処理のフローチャー
ト、 第４図はスタック領域からデータを読み込む処理のフロ
ーチャ＝１・、 第５図はスタック領域にデータを書き込む処理のフロー
チャートおよび、 第６図はスタック領域専用キャンシュの一部をクリアす
る処理のフローチャートである。 図において、 １・・・・・・・・・ＣＰＵ １１・・・・・・スタックポインタ １２・・・・・スタック領域アクセス手段１３・・・・
・・アドレス生成手段 １４・・・・・・主記憶装置アクセス手段１５・・・・
・・キャッシュ制御手段 １６・・・・・・スタック領域専用キャッシュ１７・・
・・・・命令実行手段 ２・・・・・・・・・主記憶装置 ２Ｉ・・・・・・スタンク領域 ２１１・・・引数域 ２１２・・・レジスタ退避域 ２１３・・・ローカル変数域 ２２・・・・・・プログラム領域

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. （１）ルーチンのコール、リターンに伴うレジスタの退
   避・回復、引数の受け渡しおよびローカル変数のアクセ
   スを主記憶装置上のスタック領域を用いて行う電子計算
   機システムにおいて、 スタック領域内のデータを一時的に記憶し、高速にアク
   セス可能なスタック領域専用キャッシュと、 ルーチンからリターンした後に不要になったスタック領
   域に対応するスタック領域専用キャッシュの該当エント
   リを無効にするキャッシュ制御手段とを備えたことを特
   徴とするスタック領域管理方式。
2. （２）プログラム領域のプログラムの命令に基づいて動
   作する命令実行手段によりスタック領域専用キャッシュ
   への記憶およびキャッシュ制御手段の制御を行うことを
   特徴とする請求項１記載のスタック領域管理方式。