JPH0475147A - 情報処理システムにおける時間監視装置 - 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】 技術分野 本発明は情報処理システムに関し、特に情報処理システ
ムにおいてハードウェア領域の命令手順を解釈実行中に
おける時間監視装置に関するものである。

従来技術 従来この種の情報処理システムにはマイクロプログラム
方式が広く採用されている。

しかし、マイクロプログラムの言語仕様はハードウェア
の構造や使用している素子のテクノロジに強く依存する
ため一般的に個々のモデル毎に異なっている。

このモデル毎の差のために、たとえ同じ機能をサポート
するモデルがあったとしても、別途設計を行わなければ
ならず開発コスト増加の一因となっている。

また、マイクロプログラムを格納する制御記憶の素子は
その性格から極めて高速なアクセスタイムが要求される
ので、単価か高い上に、−語に要するビット数も数十な
いし百ビット程度と多い。

従って、制御記憶の容量の増加は製品コスト増加の一因
となっている。

さらに、既に開発済みの情報処理システムでは、たとえ
制御記憶の容量の余裕があったとしても、ごくわずかで
あるために後から追加できる機能や命令数には厳しい制
約があり、柔軟性に欠ける傾向がある。

このような欠点を解決するために、処理か複雑な命令や
処理が複雑な機能の動作を、より基本的な命令群を用い
た命令手順の列で置換え、その命令手順を解釈的に実行
することが提案されている（例として、特開昭５６−１
２４９５２号公報、特開昭６０−３７０３６号公報）。

これらの従来技術では、ソフトウェアからはアクセス不
可能なハードウェア領域に予め命令手順の列を格納して
おき、命令手順を実行すべき条件を検出すると本来次に
実行すべき命令のアドレスを退避したのち、対応した命
令手順の先頭アドレスから命令語の取出し、解読、実行
を開始する。

命令手順の実行か完了すると、退避してあった次に実行
すべき命令語の取出し、解読、実行を再開する。

本明細書においては、この命令手順実行中の状態を解釈
実行モード、そうでない状態を直接実行モードと夫々呼
称する。

さて、直接実行モードでは、主記憶装置へのアクセスは
ソフトウェア領域たけに制限されるのに対して、解釈実
行モードでは、主記憶装置へのアクセスはハードウェア
領域とソフトウェア領域の双方とも可能である。上記従
来技術では、それ以外の動作に対しては直接実行モード
と解釈実行モトとでの差異は無い。

また、解釈実行モードでは、障害に対しては命令手順を
構成している個々の命令単位での命令再試行が可能とな
るため信頼性の低下が問題となることはない。

上述した従来技術による情報処理システムにおいては、
ハードウェア領域の命令手順が無限ルブ状態に陥ったこ
とを検出する手段や表示する手段がなく、不都合となっ
ている゛。

発明の目的 本発明の目的は、命令手順実行中の状態である解釈実行
モードが無限ループ状態に陥ったことを検出可能とした
情報処理システムにおける時間監視装置を提供すること
である。

発明の構成 本発明によれば、プログラム及び特定の複合命令の処理
あるいは特定の事象の処理に対応した命令手順の列を格
納した主記憶装置と、前記特定の複合命令の処理あるい
は特定の事象を前記命令手順の列として解釈実行する実
行手段とを含む情報処理システムにおいて、この解釈実
行時の時間を監視する時間監視装置であって、カウンタ
と、前記命令手順の解釈実行モード時に前記カウンタを
予め定められた値に設定する設定手段と、一定間隔で時
間監視モードに制御を切替える切替え手段と、前記切替
え手段により起動されて前記カウンタの内容を所定値だ
け計数する計数手段と、前記命令手順の解釈実行モード
の終了に応答して前記計数手段の計数動作を抑止する抑
止手段と、前記カウンタの内容が予め設定された値に達
したときに前記解釈実行モードのタイムオーバを検出す
る時間監視手段とを含むことを特徴とする情報処理シス
テムにおける時間監視装置が得られる。

実施例 本発明の実施例について図面を参照して説明する。

最初に、本発明を適用した情報処理システムの概略ブロ
ック図である第２図を用いてシステムの概要を説明する
。この情報処理システムは中央処理装置４０、入出力制
御装置５０、主記憶装置６０から構成されている。

中央処理装置４０と主記憶装置６０とは、メモリリクエ
ストアドレス線４０１とメモリリクエスト線４０２とメ
モリストアデータ線４０３とメモリロードデータ線４０
４とを夫々介して相互に接続されている。

人出力制御装置５０と主記憶装置６０と（よ、メモリリ
クエストアドレス線５０１　とメモ１）１ノクエスト線
５０２とメモリストアデータ線５０３とメモＩＪロード
データ線５０４とを夫々介して相互に接続されている。

中央処理装置４０内には、プログラムカウンタ（以後Ｐ
Ｃと略す）４１と、汎用レジスタ４２と、境界アドレス
レジスタ４３と、実行部４４と、Ｉｌ制御部４５が存在
している。

主記憶装置６０は境界アドレスレジスタ４３の値によっ
てノ＼−ドウエア領域６０１と゛ノットウェア領域６０
２とに区分されている。

第１図は中央処理装置４０内に設けられｔコ本発明の一
実施例の時間監視装置の詳細プロ・ツク図であり、ＰＣ
４１、汎用レジスタ４２、制御部４５から構成されてい
る。制御部４５は、解釈実行モードフラグ５、制御記憶
１０、マイクロ命令レジスタ１１、制御記憶アドレスレ
ジスタ１２、割出しアドレスレジスタ１３、定周期、（
ルス回路２０、割出しフラグ２１、アント回路２２、直
接実ｊ＋モードのタイムアウトを表示するタイムアウト
フラグ２３、アント回路２４、スクラッチバットメモリ
（以後、ＳＰＭと略す）３０、ＳＰＭアドレスレジスタ
３１、作業レジスタ３２、演算回路３３、演算結果フラ
グ３４、比較器３５、本発明の目的とする解釈実行モー
ドのタイムアウトを表示するタイムアウトフラグ３６か
ら構成されている。

制御記憶１０にはマイクロプログラムか格納されており
、制御記憶アドレスレジスタ１２て指定された一部のマ
イクロ命令語かマイクロ命令レジスタ１１に読出される
。

マイクロ命令レジラスタ１１は、次アドレス部１１０　
、条件判定部１１１、シーケンス部Ｉ１２、割出１７指
示部１１３、定数部１１４、ＳＰＭアドレスレジスタ１
１５、レジスタ制御部１１６、演算制御部１１７、割出
し要因リセット部１１８、タイムアウトフラグセット部
１１９を含んでいる。

次アドレス部１１０は次に実行すべき制御記憶１０のア
ドレスを制御記憶アドレスレジスタ１２へ出力する。条
件判定部１１１は比較器３５を制御して演算結果フラグ
３４の値を判定し、次アドレス部１１０の一部をこの判
定結果で置換したアドレスを制御記憶アドレスレジスタ
１２へ出力する。

シーケンス部１１２は制御記憶アドレスレジスタ１２に
次アドレス部１１０の値をそのまま格納するか、もしく
は一部を置換えた値で更新するかを指示し、無条件分岐
か条件分岐かを指定する。

割出し指示部１１３はアンド回路２４に対して割出し可
能なタイミングを指示し、アンド回路２４の出力が論理
値“１”となると次アドレス部１１０、条件判定部１１
１、シーケンス部１１２の指示とは関係なく割出しアド
レスレジスタ１３の値を制御記憶アドレスレジスタ１２
に格納する。

定数部１１４はマイクロ命令語の他のフィールドで使用
する定数を格納する。この場合は時間監視のための予め
定められた定数値である。ＳＰＭアドレスレジスタ１１
５はＳＰＭアドレスレジスタ３１に定数部１１４が指示
する定数の設定を指定する。

レジスタ制御部１１６は作業レジスタ３２の設定をＰＣ
４１、解釈実行モードフラグ５、Ｓ　ＰＭ３０、汎用レ
ジスタ４２、演算回路３３の出力のなかから選択するよ
う指示する。

演算制御部１１７は演算回路３３の動作を指定する。割
出し要因リセット部１１８は割出しフラグ２１に対する
リセットを指示する。タイムアウトセット部１１９はタ
イムアウトフラグ３６に対するセットを指示する。定周
期パルス回路２０は一定周期の信号を出力する。割出し
フラグ２１は定周期パルス回路２０の出力信号によって
論理値“１″にセットされた後、リセットする指示がく
るまでその値を保持する。

アンド回路２２は定周期パルス回路２０と割出しフラグ
２１の出力信号の論理積を出力する。タイムアウトフラ
グ２３はアンド回路２２の出力で論理値“１”にセット
され、監視時間を超過したことを表示する。アンド回路
２４は割出しフラグ２１と割出し指示部１１３の出力の
論理積をとり、割出し可能タイミングに割出し要因が存
在していれば、割出しアドレスレジスタ］。３の値を制
御記憶アドレスレジスタ１２に強制的にセットすること
で、マイクロプログラムの処理の割出しを行う。

Ｓ　ＰＭ３０はマイクロプログラムで自由に使用てきる
メモリてあり、処理に必要な定数や、作業レジスタの不
足を補うために使用する。ＳＰＭアドアレスレジスタ３
１はＳＰＭ３０のアドレスを指定する。作業レジスタ３
２は作業用のレジスタである。

演算回路３３は作業レジスタ３２に対する演算を実行す
る。演算結果フラグ３４は演算回路３３の演算結果によ
って値が設定される。比較器３５は条件判定部ｉｌｌの
指示により演算フラグ３４の値と論理値“０“との一致
を検出する。

タイムアウトフラグ３６はタイムアウトフラグセット部
１１９の指示により、論理値“１”にセットされる。

第３図はＳ　ＰＭ３０の内部のレイアウトを示した図で
ある。ＳＰＭ３０は、ｐｃ退避エリア３０１１汎用レジ
スタ退避エリア３０２、カウント値エリア３０３、およ
びその他エリア３０４から構成されている。

次に、以上のような構成における動作を説明する。第４
図は直接実行モードから解釈実行モートに遷移する際の
マイクロプロクラムの流れ図である。

処理ステップ７０ては、ＳＰＭ３０内のＰＣ退避エリア
３０１に現在の直接実行モードでのＰＣ４１の値を退避
する。処理ステップ７１では、ＳＰＭ　３０内の汎用レ
ジスタ退避エリア３０２に現在の汎用レジスタ４２の値
を退避する。

処理ステップ７２ては、解釈実行モードフラグ５をセッ
トし直接実行モードから解釈実行モートに切替える。処
理ステップ７３では、ＳＰＭ３０内のカウント値エリア
３０３に定数を格納する。

処理ステップ７４では、ハードウェア領域内の命令手順
の先頭アドレスをＰＣ４１に格納する。

処理ステップ７５ては、ＰＣ４１の示すアドレスから命
令の起動を開始させる。

第５図は解釈実行モードから直接実行モードに遷移する
際のマイクロプログラムの流れ図である。

処理ステップ８０では、解釈実行モードフラグ５をリセ
ットし解釈実行モードから直接実行モードに切替える。

処理ステップ８１では、ＳＰＭ３０内のＰＣ退避エリア
３０１の内容をＰＣ４１に複写する。

処理ステップ８２では、ＳＰＭ３０内の汎用レジスタ退
避エリア３０２の内容を汎用レジスタに複写する。処理
ステップ８３では、ＰＣ４１の示すアドレスから命令の
起動を開始させる。

第６図は本実施例における割出し処理マイクロプログラ
ムの流れ図である。

ここで割出しとは、プログラムが指示した時点て割出し
要因がセットされていると、ハードウェアによってこの
割出し要因に対応したアドレスヘシーケンスが切替わり
、処理を開始できる機能である。

ここにいう割出し要因について説明する。プログラムの
実行とは直接関係なく発生する事象でありながら、プロ
グラムによる処理が必要な場合があり、これを非同期事
象と言い、この非同期事象はいつ発生するか予測てきな
いため、それを記憶するための手段が必要である。そこ
で、割出し要因フラグを非同期事象対応に設けておき、
各事象の発生により対応フラグをセットして、プログラ
ムによる処理が終了した時点でプロ・ダラムによりリセ
ットするようになっている。

第１図の実施例では、このフラグとして割出しフラグ２
１が用いられており、クロックパルス発生器２０の一定
周期のパルスによりセットし、マイクロプログラムの割
出し要因リセッｌ−１１８によりリセットする構成とな
っている。この割出し要因として、本発明では解釈実行
モードのタイムアウトを監視する時間監視モードのため
の事象としている。

さて、第６図の割出し処理マイクロプログラムの流れ図
を参照すれば、判断ステップ９０では、解釈実行モード
かそうでないかを判断する。解釈実行モードならば、処
理ステップ９１へ進み、そうでなければ処理ステップ９
６へ進む。

処理ステップ９１では、Ｓ、Ｐ　Ｍ　３０内に存在する
カウント値エリア３０３の内容を作業レジスタ３２に読
出す。処理ステップ９２ては、作業レジスタ３２の内容
を１減算すると同時に、演算結果フラグ３４を更新する
。減算結果が“Ｏ”となれば、当該フラグ３４を“０”
に更新し、減算結果が“０゛でなければ、当該フラグ３
４を“１”の状態のままにしておくのである。

処理ステップ９３では、作業レジスタ３２の内容をＳＰ
Ｍ３０内のカウント値エリア３０３に格納し、判断ステ
ップ９４ては、作業レジスタ３２の現内容が“０”であ
るかどうかが判定される。この判定方法としては゛、第
１図の演算結果フラグ３４と“０”とが比較器３５にて
比較され、一致であれば作業レジスタ３２の内容か“０
”であると判定されるようになっている。

判断ステップ９４において、“０”でないと判断されれ
ばステップ９６へ進み、割出し要因フラグ２１をリセッ
トする。“０”であると判断されれば、処理ステップ９
５へ進み、タイムアウトフラグ３６のセットがなされて
、タイムアウト表示が行われることになる。

直接実行モードから解釈実行モートに移行しｔ：直後は
、ＳＰＭ３０内のカウント値エリアの内容は第４図の処
理ステップ７３で格納した定数のままである。しかし、
時間か経過し定周期パルス回路２０が信号を出力すると
割出しフラグ２１かセットされる。割出しフラグ２１の
出力はマイクロ命令レジスタ１１の割出し指示部１１３
の出力とアンド回路２４て論理積を取られる。−命令の
マイクロプログラムのシーケンスでは少なくとも、回は
割出し指示を指定することになっている。

この結果、制御記憶アドレスレジスタ１２に強制的に割
出しアドレスレジスタ１３の内容か複写される。すると
第６図の流れ図に従って処理がおこなわれ、ＳＰＭ３０
内のカウント値エリア３０３か減算された後、“０”と
一致していないかが判断されるのである。

よって、解釈実行モードが正常終了して直接実行モード
になれば、再び一定周期後の割出し要因指示によりＳＰ
Ｍ３０のカウント値エリア３０３には新たに定数値がセ
ットされるので、第６図の割出し処理シーケンスを行っ
たとしても、カウント値は常にその定数値から１減算さ
れるたけである。

そして再び次の周期で新たな定数値に更新されることに
なり、これが繰返される。

しかしながら、解釈実行モードが終了せず無限ループに
陥った場合には、一定周期で第６図の処理が繰返えされ
るので、カウンタの内容は“０”に至ることになる。そ
の結果タイムアウトフラグ３６が“１”にセットされて
、解釈実行モードの無限ループ状態が検出可能となる。

尚、カウンタの処理設定値は監視対象の処理か解釈モー
ドで要する処理時間よりも大とする必要がある。この条
件を満たすための設定値の決定方法には以下の２つが考
えられる。

第１は全ての処理に共通の設定値を用いるもので、第２
は各処理に応じて個別の設定値を用いるものである。

前者は、机上で算出した個々の処理に要する処理時間を
集計し、その中の最長時間を基に決定される。後者は、
机上で算出した個々の処理時間の見積り値を基に決定さ
れるものである。

発明の効果 以上述べた如く、本発明によれば、解釈実行モードにお
ける無限ループを容易に検出てきるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の実施例のシステムブロック図、第２図
は本発明が適用される情報処理システムの概略ブロック
図、第３図はＳＰＭ内のレイアウト図、第４図は直接実
行モードから解釈実行モードへ遷移する際のマイクロプ
ログラムの流れ図、第５図は解釈実行モードから直接実
行モードへ遷移する際のマイクロプログラムの流れ図、
第６図は割出し処理である時間監視モードシケンス処理
のマイクロプログラムの流れ図である。 主要部分の符号の説明 １０・・・・・・制御記憶 １１・・・・・・マイクロ命令レジスタ１２・・・・・
・制御記憶アドレスレジスタ１３・・・・・・割円しア
トレスレジスタ２０・・・・・定周期パルス回路 ２１・・・・・・割出しフラグ ２４・・・・・・アントゲート ３０・・・・・・Ｓ　Ｐ　Ｍ ３２・・・・・・作業レジスタ ３３・・・・・演算回路 ３４・・・・・・演算結果フラグ ３５・・・・・比較器 ３６・・・・・・タイムアウトフラグ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）プログラム及び特定の複合命令の処理あるいは特
   定の事象の処理に対応した命令手順の列を格納した主記
   憶装置と、前記特定の複合命令の処理あるいは特定の事
   象を前記命令手順の列として解釈実行する実行手段とを
   含む情報処理システムにおいて、この解釈実行時の時間
   を監視する時間監視装置であって、カウンタと、前記命
   令手順の解釈実行モード時に前記カウンタを予め定めら
   れた値に設定する設定手段と、一定間隔で時間監視モー
   ドに制御を切替える切替え手段と、前記切替え手段によ
   り起動されて前記カウンタの内容を所定値だけ計数する
   計数手段と、前記命令手順の解釈実行モードの終了に応
   答して前記計数手段の計数動作を抑止する抑止手段と、
   前記カウンタの内容が予め設定された値に達したときに
   前記解釈実行モードのタイムオーバを検出する時間監視
   手段とを含むことを特徴とする情報処理システムにおけ
   る時間監視装置。