JPH08161169A

JPH08161169A - Ｖｌｉｗ方式の計算機システム及びｖｌｉｗの解釈・実行方法

Info

Publication number: JPH08161169A
Application number: JP30590794A
Authority: JP
Inventors: Yoichiro Takeuchi; 陽一郎竹内
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1994-12-09
Filing date: 1994-12-09
Publication date: 1996-06-21

Abstract

(57)【要約】【目的】従来ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命令で占められていた
コード部分に起因する記憶領域の無駄を減らすことがで
きるようにする。【構成】４つの命令フィールドを持つＶＬＩＷの先頭フ
ィールドの一部に、２番目以降の命令フィールドのう
ち、解釈・実行の必要のない命令フィールド（無効命令
フィールド）がどれであるかを示すビットａ2 〜ａ4 か
らなる命令有効化情報ａを設け、当該ＶＬＩＷが命令レ
ジスタ１２にフェッチされた際には、１番目の命令フィ
ールドの（命令有効化情報ａを除く）内容を無条件でデ
コーダ１３-1により解釈して演算器１４-1を制御すると
共に、２番目〜４番目の命令フィールドの内容を命令有
効化情報ａ中のビットａ2 〜ａ4 の状態に応じてデコー
ダ１３-2〜１３-4により解釈して演算器１４-2〜１４-4
を制御することで、無効命令フィールド部分を変数／定
数領域として利用可能な構成とする。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、並列動作可能な複数の
演算器を独立した複数の命令（命令フィールド）の集ま
りであるＶＬＩＷ（Very Long Instruction Word）と称
される１個の長い命令語により制御するＶＬＩＷ方式の
計算機システム及びＶＬＩＷの解釈・実行方法に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】近年、処理の高速化のために、ＶＬＩＷ
方式の計算機システムが開発されている。この種の計算
機システムは、並列動作可能な複数の演算器を備えてお
り、ＶＬＩＷ上の独立した各命令により、当該各演算器
を同期をとって個々に且つ並列に制御するようになって
いる。

【０００３】図１３は、ＶＬＩＷ方式の計算機システム
の要部の基本構成を示すものである。この図１３のシス
テムでは、命令＃１〜＃４の４命令を１組とするＶＬＩ
Ｗ１３１により、４つの演算器１３２-1〜１３２-4が制
御される構成となっている。即ち、図１３のシステムに
おいて、ＶＬＩＷ１３１中の各命令＃１〜＃４は、それ
ぞれデコーダ（ＤＥＣ）１３３-1〜１３３-4により同時
に且つ並列に解釈され、それぞれ対応する演算器１３２
-1〜１３２-4の動作を制御する。

【０００４】このように、ＶＬＩＷ方式の計算機システ
ムでは、ＶＬＩＷにより複数の演算器を並列動作させる
ことができる。したがって、プログラマまたはコンパイ
ラが、並列に実行可能な演算を調べ、これらの実行をＶ
ＬＩＷ上の対応する命令にプログラミングすることで、
命令語レベルの並列処理が実現され、処理の高速化が図
れる。

【０００５】さて、この種の計算機システムで使用され
るＶＬＩＷ方式のプログラム（オブジェクトプログラ
ム）では、実行する計算アルゴリズムの因果関係（各命
令間の依存関係）によっては、本来並列動作可能な複数
の演算器の全てを演算に使用することができないケース
が発生する。

【０００６】このような場合、使用しない演算器に対応
するＶＬＩＷ中の命令フィールドには、演算を行わない
ことを明示するノーオペレーション命令（ｎｏｐ命令）
が配置される。このｎｏｐ命令の配置により、誤動作防
止が図られる。

【０００７】

【発明が解決しようとする課題】上記したように、ＶＬ
ＩＷ方式の計算機システムでは、各命令間の依存関係に
より同時に実行できる命令が所定数揃わない場合、ＶＬ
ＩＷ中の一部の命令フィールドに誤動作防止のためにｎ
ｏｐ命令が配置されるようになっていた。

【０００８】このため、演算器の数を増やし、それに合
わせてＶＬＩＷの命令語長を極端に長くした場合や、も
ともと並列動作しにくい処理をプログラミングした場合
などには、実行コードの大半がｎｏｐ命令となってしま
い。オブジェクトプログラムサイズ（実行オブジェクト
サイズ）が著しく大きくなって、そのプログラムの占め
る主記憶領域も大きくなるという問題があった。このこ
とは、ディスク（補助記憶）上の実行ロードモジュール
についても同様であった。

【０００９】この問題を解決するのに、ＶＬＩＷの命令
形式を可変長としてｎｏｐ命令の部分を削除すること
で、コードサイズを削減し、ＶＬＩＷを解釈（デコー
ド）・実行する際に、ハードウェア的に本来の形式に復
元する方式が考えられる。しかし、この方式はハードウ
ェア構成が極めて複雑になり、また性能も悪くなるた
め、実用的でない。しかも、分岐先の計算など、プログ
ラムの制御構造の実現が極めて複雑になる。

【００１０】本発明は上記事情を考慮してなされたもの
でその目的は、従来ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命令で占められ
ていたコード部分に起因する記憶領域の無駄を減らすこ
とができるＶＬＩＷ方式の計算機システム及びＶＬＩＷ
の解釈・実行方法を提供することにある。

【００１１】本発明の他の目的は、従来ＶＬＩＷ上のｎ
ｏｐ命令で占められていたコード部分を変数または定数
領域として利用でき、もって実行オブジェクトが使用す
る主記憶領域を削減できるようにすることにある。本発
明の更に他の目的は、ロードモジュールファイルのサイ
ズを小さくできるようにすることにある。

【００１２】

【課題を解決するための手段及び作用】本発明の第１の
観点に係る構成は、並列動作可能な複数の演算器と、こ
れら各演算器を個々に制御するための同数の独立した命
令フィールドを持つＶＬＩＷであって、その一部に解釈
・実行の必要のない無効命令フィールドがいずれである
かを示す命令有効化情報を有し、次に解釈・実行すべき
ＶＬＩＷを保持するための命令レジスタと、この命令レ
ジスタに保持されているＶＬＩＷの各命令フィールドに
対応してそれぞれ設けられ、対応する命令フィールドの
内容を解釈して当該フィールドに対応する演算器を制御
するデコード手段であって、当該フィールドが上記命令
有効化情報により無効命令フィールドであることが示さ
れている場合には、当該フィールドの内容に従う対応す
る演算器の動作を禁止するデコード手段と、上記命令有
効化情報により無効であることが示されているＶＬＩＷ
上の命令フィールドに対して、演算オペランドとしてア
クセスすることを許すメモリ管理手段とを備えたことを
特徴とするものである。

【００１３】上記第１の観点に係る構成において、命令
レジスタに次に実行すべきＶＬＩＷがフェッチされた場
合には、デコード手段は、そのＶＬＩＷの一部をなす命
令有効化情報により有効命令フィールドであることが示
されているフィールドの内容については、解釈（デコー
ド）を行って、その解釈結果に従って対応する演算器の
動作を制御する。また、命令有効化情報により無効命令
フィールドであることが示されているフィールドの内容
については、解釈を行わず、対応する演算器を動作させ
ない。なお、解釈自体は行うものの、その解釈結果を無
視し、対応する演算器を動作させないようにしても構わ
ない。

【００１４】このように、ＶＬＩＷ中の無効命令フィー
ルドに対応する演算器は、当該ＶＬＩＷの命令有効化情
報に基づくデコード手段の制御により、その無効命令フ
ィールドの内容に従って動作することが禁止される。こ
のため、その無効命令フィールドに従来とは異なってｎ
ｏｐ命令を配置せずに、その無効命令フィールドを演算
オペランドの領域として用いるようにしても、誤動作を
招くことはない。この場合、従来ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命
令で占められていたコード部分に起因する記憶領域の無
駄を減らすことができる。ここでＶＬＩＷ中の無効命令
フィールドを演算オペランドの領域として利用するに
は、ソースプログラムをコンパイルしてＶＬＩＷの列か
らなるオブジェクトプログラムを生成する際に、ＶＬＩ
Ｗ中の解釈・実行が不要な無効命令フィールドに定数ま
たは変数を割り当てるようにすればよい。

【００１５】本発明の第２の観点に係る構成は、並列動
作可能な複数の演算器を同数の独立した命令フィールド
を持つＶＬＩＷにより制御するＶＬＩＷ方式の計算機シ
ステムにおいて、ＶＬＩＷの列からなるオブジェクト群
をリンクしてロードモジュールを生成するリンク手段で
あって、当該ロードモジュールの生成時に、上記演算器
を動作させる有効命令フィールドを除く無効命令フィー
ルド部分を削除するリンク手段と、上記ロードモジュー
ルから指定ページのＶＬＩＷの列を主記憶上にロードす
るためのデマンドページアクセス要求が発生した場合
に、上記無効命令フィールド部分を含むＶＬＩＷの列を
復元するデマンドページアクセス手段とを備えたことを
特徴とするものである。

【００１６】上記第２の観点に係る構成において、リン
ク手段によるリンク対象となるオブジェクト群を構成す
る各ＶＬＩＷには、従来とは異なって、その一部に、解
釈・実行の必要のない無効命令フィールドがいずれであ
るかを示す命令有効化情報が設けられている。

【００１７】リンク手段は、各ＶＬＩＷ毎に、そのＶＬ
ＩＷの命令有効化情報をもとに無効命令フィールドの位
置を確認して、当該フィールドを取り除くことにより、
無効命令フィールドが削除されたロードモジュールを生
成する。これにより、ロードモジュールが置かれるファ
イルのサイズを削減することが可能となる。

【００１８】一方、デマンドページアクセス手段は、デ
マンドページアクセス要求が発生すると、上記ロードモ
ジュールから指定ページのＶＬＩＷの列を主記憶上にロ
ードする。但し、当該ロードモジュールには無効命令フ
ィールド部分は含まれていない。

【００１９】そこでデマンドページアクセス手段は、指
定ページのＶＬＩＷの列を主記憶上にロードする際に
は、対応するＶＬＩＷの命令有効化情報を参照して、当
該ＶＬＩＷ上の前記無効命令フィールドの位置を検出
し、その位置を飛ばして当該ＶＬＩＷ上の有効命令フィ
ールドの内容を主記憶に配置する。これにより、ＶＬＩ
Ｗが主記憶上に復元・配置される。

【００２０】この他、命令有効化情報を持たない従来と
同様の形式のＶＬＩＷ、即ち無効命令フィールドにｎｏ
ｐ命令が設定されるＶＬＩＷについても、無効命令フィ
ールド（ｎｏｐ命令）の削除によるロードモジュールの
サイズの削減と、デマンドページアクセス時のＶＬＩＷ
の復元を実現することが可能である。

【００２１】このためには、まずリンク手段によるリン
ク時には、各ＶＬＩＷ毎に、そのＶＬＩＷ中のｎｏｐ命
令を検出して、そのｎｏｐ命令を除くことにより、ｎｏ
ｐ命令が削除されたロードモジュールを生成すればよ
い。また、デマンドページアクセス時のＶＬＩＷの復元
のために、リンク手段によるリンク時に、ＶＬＩＷの列
におけるｎｏｐ命令（が設定される無効命令フィール
ド）とそれ以外の命令（が設定される有効命令フィール
ド）の配置を示す命令マップを生成してロードモジュー
ルに付加しておく。

【００２２】この場合、デマンドページアクセス手段
は、ロードモジュールから指定ページのＶＬＩＷの列を
主記憶上にロードする際に、当該ロードモジュールに付
されている命令マップに従って、ｎｏｐ命令の位置を検
出し、その位置にｎｏｐ命令を配置することで、元のＶ
ＬＩＷを主記憶上に復元・配置できる。

【００２３】

【実施例】以下、本発明の実施例につき図面を参照して
説明する。［第１の実施例］図１は本発明の第１の実施例に係るＶ
ＬＩＷ方式の計算機システムの構成を示すブロック図、
図２は同実施例で適用されるＶＬＩＷの命令フォーマッ
トを示す図である。

【００２４】まず、本実施例で適用されるＶＬＩＷの命
令語長は１２８ビットである。この１２８ビットのＶＬ
ＩＷは、図２に示すように、４つの３２ビットの命令フ
ィールドに分割される。

【００２５】ＶＬＩＷの１番目の命令フィールド（図面
上で最も左側の命令フィールド）のうちの上位３ビット
（図面上で最も左側の３ビット）はビットａ2 〜ａ4 か
らなる命令有効化情報ａの設定フィールド（命令有効化
フィールド）として用いられ、残りの２９ビットはＶＬ
ＩＷの１番目の命令（命令＃１）を配置するのに用いら
れる。また、ＶＬＩＷの２番目〜４番目の命令フィール
ドは、ＶＬＩＷの２番目〜４番目の命令（命令＃２〜＃
４）を配置するのに用いられる。

【００２６】命令有効化情報ａを構成するビットａ2 〜
ａ4 は、ＶＬＩＷ中のそれぞれ２番目〜４番目の命令フ
ィールドの設定内容が解釈・実行の必要のある有効な命
令である（“１”の場合）か否か（“０”の場合）を示
す。本実施例において、命令有効化情報ａのビットａi
（ｉ＝２〜４）が“０”の場合、ＶＬＩＷ中のｉ番目の
命令フィールドは、変数または定数が設定される演算オ
ペランド領域（以下、変数／定数領域と称する）として
利用可能である。

【００２７】図１の計算機システムにおいて、１０はシ
ステムの中枢をなすＣＰＵ、２０はＶＬＩＷ方式のプロ
グラム（オブジェクトプログラム）、オペランド等が格
納される主記憶である。

【００２８】ＣＰＵ１０は、主記憶２０上の命令語群
（ＶＬＩＷ群）の一部の写しが置かれる命令キャッシュ
１１と、この命令キャッシュ１１からフェッチされたＶ
ＬＩＷが保持される命令レジスタ１２と、この命令レジ
スタ１２に保持されたＶＬＩＷ中の１番目〜４番目の命
令フィールドの設定内容の解釈（デコード）を行うデコ
ーダ（ＤＥＣ）１３-1〜１３-4とを備えている。

【００２９】デコーダ１３-1は、ＶＬＩＷ中の１番目の
命令フィールドの（命令有効化情報ａを除く部分の）設
定内容の解釈を無条件で行うものである。一方、他のデ
コーダ１３-2〜１３-4は、ＶＬＩＷ中の２番目〜４番目
の命令フィールドの設定内容の解釈を、ＶＬＩＷ中の命
令有効化情報ａのビットａ2 〜ａ4 の状態（“１”であ
るか否か）に応じて行うものである。

【００３０】ＣＰＵ１０はまた、デコーダ１３-1〜１３
-4の解釈結果に応じて演算を行う演算器１４-1〜１４-4
を持ち、命令実行と実行結果の書き込みを司る実行・書
き込み部１５と、主記憶２０上のオペランド群の一部の
写しが置かれるオペランドキャッシュ１６とを備えてい
る。このオペランドキャッシュ１６のキャッシュライン
長はＶＬＩＷ長と同じ（ここでは１２８ビット）である
ものとする。そして、一部の命令フィールドが変数／定
数領域として利用されているＶＬＩＷがオペランドデー
タとして当該オペランドキャッシュ１６に保持される場
合、そのＶＬＩＷは、複数のキャッシュラインにまたが
ることなく、１２８ビットアラインに配置されるるもの
とする。

【００３１】ＣＰＵ１０は更に、主記憶２０のページ管
理、（論理アドレスから物理アドレスへの）アドレス変
換等を司るメモリ管理部１７を備えている。メモリ管理
部１７は、論理アドレスを物理アドレスに高速に変換す
るためのアドレス変換バッファ機構であるＴＬＢ（tran
slation lookaside buffer）１７１と、アクセス権の制
御等を行うアクセス制御回路１７２とを備えている。

【００３２】ＴＬＢ１７１は、メモリ保護のためのアク
セス権情報、論理アドレス（ここでは論理ページアドレ
ス）をもとに生成されるタグ情報（アドレスタグ）、及
び当該論理アドレスに対応する物理アドレス（ここでは
物理ページアドレス）を含む情報を保持するための複数
のエントリを有している。アクセス権情報は、対応する
ページに対してリードのみ許可するアクセス権ＲＯ、リ
ードとライトの両方を許可するアクセス権ＲＷ及びアク
セス権Ｅ等のいずれかを示すものである。アクセス権Ｅ
は、対応するページがＶＬＩＷの格納領域として用いら
れており、アクセス先となるＶＬＩＷ中の領域に有効な
命令がないならば、その領域を通常のオペランドアクセ
スと同様にアクセスできるという“実行可”を示す。

【００３３】主記憶２０は、メモリ管理部１７によりペ
ージ単位で管理される。主記憶２０内の領域は、例えば
ＶＬＩＷが格納されるページと、オペランドデータが格
納されるページ等に分けられる。但し、本実施例におい
ては、後述するようにオペランドを含むＶＬＩＷが存在
する。

【００３４】次に、本発明の第１の実施例の動作を説明
する。まず、ＣＰＵ１０において命令フェッチ要求が発
生したものとする。もし、要求した命令語（ＶＬＩＷ）
が命令キャッシュ１１に存在するキャッシュヒット時に
は、その命令語（ＶＬＩＷ）が命令キャッシュ１１から
命令レジスタ１２に高速に読み込まれる。

【００３５】一方、要求した命令語（ＶＬＩＷ）が命令
キャッシュ１１に存在しないミスヒット時には、その命
令語（ＶＬＩＷ）はメモリ管理部１７を通して主記憶２
０からフェッチされ、命令キャッシュ１１に保持された
後、当該命令キャッシュ１１から命令レジスタ１２にフ
ェッチされる。

【００３６】なお、キャッシュヒット／ミスヒットの判
定アルゴリズムや、命令キャッシュ１１への命令語（Ｖ
ＬＩＷ）の登録処理等については、従来からよく知られ
ており、しかも本発明に直接関係しないため説明を省略
する。

【００３７】命令レジスタ１２に読み込まれたＶＬＩＷ
中の（１番目の命令フィールドの上位部分に設定され
た）３ビット命令有効化情報ａのビットａ2 〜ａ4 は、
デコーダ１３-2〜１３-4に導かれる。また、当該ＶＬＩ
Ｗ中の１番目の命令フィールドの（命令有効化情報ａを
除く部分の）設定内容（命令＃１）はデコーダ１３-1に
導かれ、２番目の命令フィールドの設定内容（命令＃２
または変数／定数）はデコーダ１３-2に導かれる。更
に、当該ＶＬＩＷ中の３番目の命令フィールドの設定内
容（命令＃３または変数／定数）はデコーダ１３-3に導
かれ、４番目の命令フィールドの設定内容（命令＃４ま
たは変数／定数）はデコーダ１３-4に導かれる。

【００３８】デコーダ１３-1は、命令レジスタ１２から
導かれたＶＬＩＷの１番目の命令フィールドの設定内容
（命令＃１）を無条件で解釈（デコード）し、その解釈
結果に応じて実行・書き込み部１５の演算器１４-1を制
御する。

【００３９】一方、デコーダ１３-2〜１３-4は、命令レ
ジスタ１２から導かれた命令有効化情報ａのビットａ2
〜ａ4 に応じて、次のように動作する。まず、命令有効
化情報ａのビットａ2 〜ａ4 が“１”の場合には、デコ
ーダ１３-2〜１３-4は、命令レジスタ１２から導かれた
ＶＬＩＷの２番目〜４番目の命令フィールドに解釈・実
行の必要な有効な命令（命令＃２〜＃４）が設定されて
いるものとして、その命令フィールドの設定内容（命令
＃２〜＃４）を解釈（デコード）し、その解釈結果に応
じて実行・書き込み部１５の演算器１４-2〜１４-4を制
御する。

【００４０】次に、命令有効化情報ａのビットａ2 〜ａ
4 が“０”の場合には、デコーダ１３-2〜１３-4は、命
令レジスタ１２から導かれたＶＬＩＷの２番目〜４番目
の命令フィールドには解釈・実行の必要な有効な命令は
設定されておらず、代わりに変数／定数が設定されてい
る可能性があるものとして、その命令フィールドを無効
扱い（無効命令フィールド、不要命令フィールド）と
し、その命令フィールドの設定内容の解釈を控えて、演
算器１４-2〜１４-4を動作させない。なお、解釈（デコ
ード）動作自体は行っても、その解釈結果を無視するこ
とで、対応する演算機を動作させないようにしても構わ
ない。

【００４１】以上のデコーダ１３-2〜１３-4の動作によ
り、ＶＬＩＷの一部（ここでは１番目の命令フィールド
の先頭部分）に設けられた命令有効化情報ａのビットａ
2 〜ａ4 で命令の無効化が指定されているならば、ＶＬ
ＩＷの対応する２番目〜４番目の命令フィールドには、
どのような３２ヒットデータを配置しても、そのフィー
ルドに対応する演算器１４-2〜１４-4が誤動作すること
はない。

【００４２】したがって、従来であればｎｏｐ命令を配
置する必要のあるＶＬＩＷ中の命令フィールドを変数ま
たは定数の設定領域（変数／定数領域）として利用する
ことができる。但し、１番目の命令フィールドの設定内
容は、デコーダ１３-1により常時解釈されて、実行され
るため、実行が不要な場合には、当該フィールドに従来
通りｎｏｐ命令を配置する必要がある。

【００４３】なお、本実施例においては、１つのＶＬＩ
Ｗ中に配置される命令の長さが、２９ビットと３２ビッ
トの２種類ある（図２参照）。しかし、ＶＬＩＷ自体は
固定長であり、しかも２９ビット長の命令（命令＃１）
は常にＶＬＩＷの１番目の命令フィールドに設定され、
３２ビット長の命令（命令＃２〜＃４）は常にＶＬＩＷ
の２番目〜４番目の命令フィールドに設定されることか
ら、何ら問題とはならず、ハードウェア構成も（ｎｏｐ
命令を削除してＶＬＩＷを可変長とする方式とは異なっ
て）図１に示したように簡単である。また、ＶＬＩＷの
１番目の命令フィールドに対応する演算器１４-1で実行
可能な命令の種類は、他の命令フィールドに対応する演
算器１４-2〜１４-4で実行可能な命令の種類より少なく
なるが、演算器１４-1で実行できない命令をＶＬＩＷの
２番目以降の命令フィールドに配置して演算器１４-2〜
１４-4で実行させることで対処できる。

【００４４】さて、デコーダ１３-1〜１３-4の少なくと
も１つで命令の解釈が行われて、実行・書き込み部１５
内の対応する演算器が動作する際に、その動作に必要な
オペランド（変数／定数）を（例えばオペランドキャッ
シュ１６から）リードする必要がある、或いは演算器の
動作が行われた後、その演算結果を（例えばオペランド
キャッシュ１６に）ライトする必要があるものとする。
この場合、実行・書き込み部１５からメモリ管理部１７
に対してオペランドアクセス（オペランドデータアクセ
ス）要求が発生する。

【００４５】するとメモリ管理部１７では、図３のフロ
ーチャートに従って以下に述べるオペランドアクセス処
理が行われる。まず、メモリ管理部１７内のアクセス制
御回路１７２は、実行・書き込み部１５からのオペラン
ドアクセス要求を受け取ると、ＴＬＢ１７１を参照し、
その要求先のアドレス（論理ページアドレス）に対応す
る物理ページアドレスが登録されているエントリを検索
する。

【００４６】もし、ＴＬＢ１７１に目的とするエントリ
が存在するヒット時であれば、アクセス制御回路１７２
は当該エントリ中の物理ページアドレスを用いて論理ア
ドレスから物理アドレスへの周知のアドレス変換を高速
に行うと共に、当該エントリ中のアクセス権情報を得
る。

【００４７】一方、ＴＬＢ１７１に目的とするエントリ
が存在しないミスヒット時であれば、アクセス制御回路
１７２は、主記憶２０の所定領域に置かれているページ
テーブル（図示せず）をアクセスし、当該ページテーブ
ルを用いて論理アドレスから物理アドレスへの周知のア
ドレス変換を行う。このページテーブルには、ＯＳ（オ
ペレーティングシステム）の管理により、各ページ毎の
アクセス権情報が設定されている。このアクセス権情報
としては、リードのみ許可するアクセス権ＲＯ、リード
とライトの両方を許可するアクセス権ＲＷなど従来から
よく知られているメモリ保護のためのアクセス権の他
に、本実施例特有のアクセス権Ｅが用意されている。こ
のアクセス権Ｅは、前記したように、対応するページが
ＶＬＩＷの格納領域として用いられており、アクセス先
となるＶＬＩＷ中の領域に有効な命令がないならば、そ
の領域を通常のオペランドアクセスと同様にアクセスで
きるという“実行可”を示すものである。本実施例にお
いて、ＲＯ＝０，ＲＷ＝１，Ｅ＝２である。

【００４８】アクセス制御回路１７２は、ページテーブ
ルを用いたアドレス変換を行うと、当該テーブルから得
られる該当ページのアクセス権情報、要求先の論理アド
レス（ここでは論理ページアドレス）をもとに生成され
るタグ情報（アドレスタグ）、及びアドレス変換結果で
ある物理ページアドレスを含む情報をＴＬＢ１７１内の
エントリに登録する周知の登録動作を行う。

【００４９】さてアクセス制御回路１７２は、ＴＬＢ１
７１またはページテーブルを用いたアドレス変換によ
り、要求先アドレス（論理アドレス）に対応する物理ア
ドレスとアクセス権情報を得ると（ステップＳ１）、オ
ペランドのリード時であれば、アクセス権情報の示すア
クセス権がＲＯ或いはＲＷの場合、オペランドのライト
時であればアクセス権情報の示すアクセス権がＲＷの場
合に、取得した物理アドレスをもとにオペランドキャッ
シュ１６を対象とするオペランドアクセスを実行し、リ
ード時であればリードしたオペランドを実行・書き込み
部１５に渡す。この場合の動作は、従来と何ら変わらな
い。なお、オペランドキャッシュ１６に目的とするデー
タが存在しないミスヒット時には、主記憶２０がアクセ
スされることはいうまでもない。

【００５０】これに対し、アクセス権情報の示すアクセ
ス権がＥの場合、即ち実行可の場合には（ステップＳ
２）、アクセス制御回路１７２は、取得した物理アドレ
スをもとにオペランドキャッシュ１６の該当するキャッ
シュラインをリードアクセスする（ステップＳ３）。ア
クセス権がＥ（実行可）の場合、アクセスしたキャッシ
ュラインの情報はＶＬＩＷである。

【００５１】アクセス制御回路１７２は、アクセスした
キャッシュラインの情報（ＶＬＩＷ）の先頭の３２ビッ
ト、即ちＶＬＩＷの１番目の命令フィールドから命令有
効化情報ａを取り出す（ステップＳ４）。なお、ミスヒ
ット時には、命令有効化情報ａの取り出しは、主記憶２
０を対象に行われる。

【００５２】アクセス制御回路１７２は、命令有効化情
報ａの取り出しを行うと、オペランドアクセスすべきフ
ィールド（データ語部分）に有効な命令が存在するか否
かを、当該命令有効化情報ａの対応ビット（の状態）を
もとに調べる（ステップＳ５）。

【００５３】もし、有効な命令が存在するならば、アク
セス制御回路１７２は、不正アクセス（アクセスエラ
ー）として、要求されたオペランドアクセスを行わずに
当該命令を保護し、オペランドキャッシュ１６にその旨
を通知する（ステップＳ６）。

【００５４】これに対し、有効な命令が存在しないなら
ば、アクセス制御回路１７２は、通常のオペランドデー
タと同様に、オペランドアクセスすべきフィールド（デ
ータ語部分）を対象とするアクセスを行う（ステップＳ
７）。

【００５５】このように、ＶＬＩＷ中２番目〜４番目の
命令フィールドのうち、命令の依存関係で従来であれば
ｎｏｐ命令を配置しなければならない命令フィールドを
変数／定数領域として利用することで、従来ＶＬＩＷ上
のｎｏｐ命令で占められていたコード部分に起因する記
憶領域の無駄を減らすことができる。しかも、変数／定
数領域として利用する命令フィールドの設定内容は、命
令有効化情報ａの対応ビットの無効化指定により、対応
するデコーダ１３-i（ｉは２〜４のいずれか）で解釈さ
れず、無効化扱いされるため、演算器１４-iが誤動作す
る虞はない。

【００５６】図４は図１の計算機システムで適用され
る、図２に示したような形式のＶＬＩＷ群を含むオブジ
ェクトプログラムをソースプログラムから生成するコン
パイラの構成を示す。

【００５７】図４のコンパイラは、ソースプログラム３
１をコンパイルして従来と同様の形式のＶＬＩＷ群を含
む第１のオブジェクトプログラム３２を生成する第１の
コンパイル部４１と、この第１のオブジェクトプログラ
ム３２から図２の形式の第２のオブジェクトプログラム
３３を生成する第２のコンパイル部４２とから構成され
る。

【００５８】次に、図４の構成のコンパイラの動作を、
図５及び図６のフローチャートを参照して説明する。ま
ず、第１のコンパイル部４１は、ソースプログラム３１
のソースコード列から、各ソースコード毎に、逐次実行
型の命令または命令群を作成し、ＶＬＩＷへの再配置前
の命令列（オブジェクトコード列）を生成する（ステッ
プＳ１１）。

【００５９】次に第１のコンパイル部４１は、生成した
再配置前の命令列を４つの３２ビット命令フィールドを
持つＶＬＩＷ型に最適化、再配置し、各命令間の依存関
係により演算器を動作させる命令を配置できない命令フ
ィールドにはｎｏｐ命令を配置することで、従来と同様
の形式のＶＬＩＷ群を含む第１のオブジェクトプログラ
ム３２を生成する（ステップＳ１２）。但し、ＶＬＩＷ
の１番目の命令フィールドには、先頭の３ビットを除く
領域に２９ビット命令またはｎｏｐ命令が配置される点
で、従来と少し異なる。なお、２９ビット命令は、上位
の３ビットに無関係に演算指定可能な３２ビット命令と
等価である。

【００６０】上記のようにして第１のコンパイル部４１
により生成される第１のオブジェクトプログラム３２
は、（従来と同様の形式の）ＶＬＩＷ群からなるコード
部３２１と、コード部３２１上の命令から参照されるデ
ータ（変数／定数）の集合であるデータ部３２２から構
成される。このデータ部３２２のデータは、そのデータ
が置かれる論理的な位置を示す情報（ラベル）と関連付
けられている。

【００６１】第１のコンパイル部４１により第１のオブ
ジェクトプログラム３２が生成されると、第２のコンパ
イル部４２が起動される。すると第２のコンパイル部４
２は、第１のオブジェクトプログラム３２のコード部３
２１の先頭ＶＬＩＷの２番目の命令フィールドを参照し
て（ステップＳ１３）、そこにｎｏｐ命令が配置されて
いるか否かをチェックする（ステップＳ１４）。

【００６２】第２のコンパイル部４２は、ｎｏｐ命令が
配置されている命令フィールドを検出した場合、そのフ
ィールドを変数／定数領域として利用するならば（ステ
ップＳ１５）、そのフィールドに第１のオブジェクトプ
ログラム３２のデータ部３２２上の任意のデータを（ｎ
ｏｐ命令に代えて）配置する（ステップＳ１６）。

【００６３】次に第２のコンパイル部４２は、コード部
３２１をスキャンして、配置したデータを参照する命令
を全て探し、これら各命令に設定されている当該データ
の参照先を示すラベルを、ステップＳ１６で配置した命
令フィールドの位置を示すラベルにそれぞれ書き換える
（ステップＳ１７）。なお、第１のコンパイル部４１に
より第１のオブジェクトプログラム３２を生成する際
に、コード部３２１上の各命令のうち、データ部３２２
上のデータを参照する命令の位置情報を、当該データと
対応させてテーブル等に保持しておくならば、上記のス
テップＳ１７でのラベル書き換えの対象となる命令を簡
単に探すことができる。

【００６４】第２のコンパイル部４２は、ステップＳ１
７を実行すると、現在注目しているＶＬＩＷ（現ＶＬＩ
Ｗ）の最後の命令フィールドまで終了したか否かをチェ
ックする（ステップＳ１８）。このステップＳ１８のチ
ェックは、参照した命令フィールドにｎｏｐ命令が配置
されていない場合と、参照した命令フィールドを変数／
定数領域として利用しない場合にも行われる。

【００６５】もし、現ＶＬＩＷの最後の命令フィールド
まで終了していなければ、第２のコンパイル部４２は、
現ＶＬＩＷの次の命令フィールドを参照して（ステップ
Ｓ１９）、ステップＳ１４に戻る。

【００６６】一方、現ＶＬＩＷの最後の命令フィールド
まで終了しているならば、第２のコンパイル部４２は、
そのＶＬＩＷの１番目の命令フィールドの上位３ビット
部分に、２番目〜４番目の命令フィールドの内容に応じ
た命令有効化情報ａを設定する（ステップＳ２０）。

【００６７】第２のコンパイル部４２は、命令有効化情
報ａの設定処理を行うと、コード部３２１の最後のＶＬ
ＩＷまで終了したか否かをチェックする（ステップＳ２
１）。

【００６８】もし、コード部３２１の最後のＶＬＩＷま
で終了していなければ、第２のコンパイル部４２は、コ
ード部３２１上の次のＶＬＩＷの２番目の命令フィール
ドを参照して（ステップＳ２２）、ステップＳ１４に戻
る。

【００６９】一方、コード部３２１の最後のＶＬＩＷま
で終了しているならば、第２のコンパイル部４２はコン
パイル処理を終了する。これにより、図２の形式のＶＬ
ＩＷの群からなるコード部３３と、コード部３２１上の
命令から参照されるデータ（変数／定数）の集合である
データ部３２２から構成される、第２のオブジェクトプ
ログラム３３が生成される。この第２のオブジェクトプ
ログラム３３が、図１の計算機システムで用いられる。

【００７０】以上、従来であればｎｏｐ命令を配置する
必要のあるＶＬＩＷ中の命令フィールドを変数／定数領
域として利用できるようにすることで、実行オブジェク
トが使用する主記憶２０の領域の削減を図った第１の実
施例につき説明した。

【００７１】なお、上記第１の実施例では、１２８ビッ
ト長のＶＬＩＷの１番目の３２ビット長命令フィールド
の一部を命令有効化情報ａとして用いているが、４つの
３２ビット長の命令フィールドと命令有効化情報ａから
なる１３１ビット長のＶＬＩＷを用いるようにしても構
わない。いずれの場合も、ＶＬＩＷの一部を命令有効化
情報ａとして用いることに変わりはない。また、命令フ
ィールドの長さ、命令フィールドの数も、上記第１の実
施例に限るものでないことは勿論である。

【００７２】また、上記第１の実施例では、図４のフロ
ーチャートに従うコンパイル処理のステップＳ１２にお
いて、従来と同様の形式のＶＬＩＷの列を含む第１のオ
ブジェクトプログラム３２を生成し、命令有効化情報ａ
の設定はステップＳ２０で行うものとしたが、ステップ
Ｓ１２の段階で、無効命令フィールドにｎｏｐ命令とは
別の無意味なコードを配置するとか、或いは当該フィー
ルドを空きフィールドとし、ＶＬＩＷの先頭命令フィー
ルドに命令有効化情報ａを配置するようにしてもよい。［第２の実施例］次に、ＶＬＩＷ方式のロードモジュー
ルファイルのサイズを小さくできるようにすることで、
当該ファイルの占める補助記憶領域（ディスク領域）の
削減を図るようにした第２の実施例につき、図面を参照
して説明する。

【００７３】図７はロードモジュールを生成して補助記
憶に格納しておき、テマンドページアクセス要求が発生
した場合に、要求されたロードモジュールのページを主
記憶に展開するための構成を示す。

【００７４】同図において、５１はリンク手段としての
リンケージエディタ、５２はオペレーティングシステム
（ＯＳ）の仮想記憶管理部、５３は主記憶である。リン
ケージエディタ５１は、ＶＬＩＷ方式のオブジェクト群
（オブジェクトプログラム群）６１をリンクして計算機
システム（内のＣＰＵ）で実行可能な圧縮されたロード
モジュール６２を生成するものである。本実施例で適用
されるオブジェクト群６１は、前記第１の実施例で適用
した図２の形式のＶＬＩＷの列、即ち４つの４バイト命
令フィールドから構成され（ＶＬＩＷ長＝１６バイ
ト）、１番目の命令フィールドの先頭部分に命令有効化
情報ａを持つＶＬＩＷの列からなるものとする。但し、
命令有効化情報ａ内のビットａi （ｉ＝２〜４）により
（解釈・実行の必要がないものとして）無効（不要）指
定される命令フィールドは、前記第１の実施例とは異な
って、変数／定数領域として用いられず空き領域として
位置付けられるものとする。

【００７５】ロードモジュール６２は、補助記憶、例え
ばディスク装置に置かれるロードモジュールファイル６
３に格納されるもので、ページ数分のコード部６２１
と、ページ数分のインデックス部６２２とから構成され
る。

【００７６】各コード部６２１は、対応するページのＶ
ＬＩＷ列を圧縮した命令群（具体的にはＶＬＩＷ列から
無効命令フィールド部分が削除された残りの命令群）が
格納される圧縮コード領域として用いられるものであ
る。

【００７７】各インデックス部６２２は、対応するペー
ジのコード部６２１の先頭位置を（ロードモジュールフ
ァイル６３内の相対位置で）示す情報（以下、ページイ
ンデックスと称する）を格納しておくためのものであ
る。

【００７８】仮想記憶管理部５２は、デマンドページア
クセス要求が発生した場合に、ロードモジュールファイ
ル６３内のロードモジュール６２から対応するページの
ＶＬＩＷ列を復元して主記憶５３に配置するものであ
る。

【００７９】次に、図７の構成の動作を、（１）リンク
処理と（２）デマンドページアクセス処理に分けて、図
８乃至図１０のフローチャートを参照して順に説明す
る。（１）リンク処理まず、リンケージエディタ５１によるリンク処理につい
て説明する。

【００８０】リンケージエディタ５１は、オブジェクト
群６１をリンクしてロードモジュール６２を生成する際
には、必要とするページ数分のインデックス部６２２を
ロードモジュールファイル６２内に確保する（ステップ
Ｓ３１）。

【００８１】次にリンケージエディタ５１は、ロードモ
ジュール６２の先頭ページ用のコード部６２１をロード
モジュールファイル６２内に確保し、そのコード部６２
１の先頭のロードモジュールファイル６３内相対位置を
示すページインデックスを、対象ページに固有のインデ
ックス部６２２に設定する（ステップＳ３２）。

【００８２】次にリンケージエディタ５１は、オブジェ
クト群６１から対象ページの先頭ＶＬＩＷを取り出す
（ステップＳ３３）。そしてリンケージエディタ５１
は、取り出したＶＬＩＷの１番目の命令フィールドの先
頭部分に設定されている命令有効化情報ａを参照し、解
釈・実行の必要のない無効（不要）フィールドであるこ
とが示されている命令フィールド部分を当該ＶＬＩＷか
ら取り除いて、コード部６２１に例えば１命令フィール
ド単位で格納する（ステップＳ３４）。

【００８３】これにより、命令有効化情報ａ（中のビッ
トａ2 〜ａ4 ）が例えば“０１０”であるＶＬＩＷの場
合には、当該ＶＬＩＷ中の２番目と４番目の命令フィー
ルド部分が削除され、コード部６２１には、残りの１番
目と３番目の命令フィールドの内容だけが格納される。
同様に、命令有効化情報ａ（中のビットａ2 〜ａ4 ）が
例えば“１０１”であるＶＬＩＷの場合には、当該ＶＬ
ＩＷ中の３番目の命令フィールド部分が削除され、コー
ド部６２１には、残りの１番目と２番目と４番目の命令
フィールドの内容だけが格納される。この様子を図１１
（ａ）に示す。

【００８４】次にリンケージエディタ５１は、対象ペー
ジの最後のＶＬＩＷまで終了したか否か、即ちページエ
ンドとなったか否かをチェックする（ステップＳ３
５）。ここで、ページサイズを１６Ｋバイトとすると、
１ＶＬＩＷが４つの４バイト命令フィールドから構成さ
れていることから（ＶＬＩＷ長＝１６バイト）、１ペー
ジのＶＬＩＷ数は１０２４である。したがってリンケー
ジエディタ５１は、１０２４個のＶＬＩＷを処理する毎
に、ページエンドを判断する。

【００８５】もし、ページエンドとなっていないなら
ば、リンケージエディタ５１は、オブジェクト群６１か
ら同じページの次のＶＬＩＷを取り出して（ステップＳ
３６）、ステップＳ３４に戻る。

【００８６】一方、ページエンドとなっているならば、
リンケージエディタ５１は、必要なページ数分の処理を
終了したか否かをチェックする（ステップＳ３７）。も
し、必要なページ数分の処理を終了していないならば、
リンケージエディタ５１は、次のページ用のコード部６
２１をロードモジュールファイル６２内に確保し、その
コード部６２１の先頭のロードモジュールファイル６３
内相対位置を示すページインデックスを、対象ページに
固有のインデックス部６２２に設定する（ステップＳ３
８）。そしてリンケージエディタ５１は、ステップＳ３
３に戻る。

【００８７】一方、必要なページ数分の処理を終了して
いるならば、リンケージエディタ５１はリンク処理を終
了する。このようにして、ロードモジュールファイル６
３には、各ＶＬＩＷから解釈・実行の必要のない無効命
令フィールド部分が取り除かれた命令群（圧縮されたＶ
ＬＩＷ列）が格納されたコード部６２１と、当該コード
部６２１の先頭のロードモジュールファイル６３内相対
位置を示すインデックス部６２２とをページ数分持つロ
ードモジュール６２が生成される。このロードモジュー
ル６２は、ＶＬＩＷ中の無効命令フィールド部分を含ま
ないことから、ロードモジュールファイル６３のサイズ
は従来に比べて小さくて済む。（２）デマンドページアクセス処理次に、仮想記憶管理部５２によるデマンドページアクセ
ス処理について説明する。

【００８８】計算機システムの動作中にデマンドページ
アクセス要求が発生すると、ロードモジュールファイル
６３をアクセスして要求されたページのＶＬＩＷ列を主
記憶５３上の指定領域に配置（ロード）する動作が、仮
想記憶管理部５２により次のように行われる。

【００８９】まず仮想記憶管理部５２は、主記憶５３上
の命令配置先を指し示すポインタ（配置先ポインタ）の
値として、上記指定領域の先頭位置を設定する（ステッ
プＳ４１）。

【００９０】次に仮想記憶管理部５２は、ロードモジュ
ール６２中の要求されたページに固有のインデックス部
６２２を参照し、当該ページの（命令群が格納されてい
る）コード部６２１の先頭位置を認識する（ステップＳ
４２）。

【００９１】次に仮想記憶管理部５２は、そのコード部
６２１から先頭の命令、即ちＶＬＩＷの１番目のフィー
ルドの内容を取り出す（ステップＳ４３）。次に仮想記
憶管理部５２は、取り出した命令（ＶＬＩＷの１番目の
フィールドの内容）を配置先ポインタの指す主記憶５３
の４バイト領域に配置（ロード）して（ステップＳ４
４）、当該ポインタを４バイト分進める（ステップＳ４
５）。

【００９２】次に仮想記憶管理部５２は、命令有効化情
報ａ中のビットａi を指定するための変数ｉを初期値２
に設定した後（ステップＳ４６）、上記取り出した命令
の先頭部分に設定されている命令有効化情報ａ中のビッ
トａi を参照して（ステップＳ４７）、当該ａi が
“１”であるか否かをチェックする（ステップＳ４
８）。

【００９３】もし、ａi ＝１であれば、仮想記憶管理部
５２はコード部６２１から次の命令を取り出して（ステ
ップＳ４９）、配置先ポインタの指す主記憶５３の４バ
イト領域に配置し（ステップＳ５０）、しかる後に当該
ポインタを４バイト分進めると共にｉを＋１する（ステ
ップＳ５１，Ｓ５２）。

【００９４】一方、ａi ＝０であれば、仮想記憶管理部
５２は、ステップＳ４９，Ｓ５０をスキップして、配置
先ポインタを４バイト分進めると共にｉを＋１する（ス
テップＳ５１，Ｓ５２）。これにより、主記憶５３上
に、無効命令フィールドの領域が確保されることにな
る。

【００９５】仮想記憶管理部５２は、ステップＳ５１，
Ｓ５２を実行すると、ｉの値が４を越したか否かをチェ
ックする（ステップＳ５３）。もし、ｉが４を越してい
ないならば、仮想記憶管理部５２はステップＳ４７に戻
って、命令有効化情報ａ中の次のビット（ビットａi ）
を参照し、その値により、ステップＳ４８〜Ｓ５３また
はステップＳ４８，Ｓ５１，Ｓ５３を実行する。

【００９６】一方、ｉが４を越しているならば、仮想記
憶管理部５２は、主記憶５３上に１ＶＬＩＷが復元・配
置できたものと判断し、要求されたページの最後のＶＬ
ＩＷまで配置できたか否か、即ちページエンドとなった
か否かをチェックする（ステップＳ５４）。

【００９７】もし、ページエンドとなっていないなら
ば、仮想記憶管理部５２は、コード部６２１から次の命
令、即ち次のＶＬＩＷの１番目のフィールドの内容を取
り出して（ステップＳ５５）、ステップＳ４４に戻る。

【００９８】一方、ページエンドとなっているならば、
仮想記憶管理部５２は、要求されたページのＶＬＩＷ列
が全て主記憶５３に復元・配置できたものとして、デマ
ンドページアクセス処理を終了する。

【００９９】以上のデマンドページアクセス処理によれ
ば、ＶＬＩＷの無効フィールドの内容が削除されて格納
されているコード部６２１の内容から、ステップＳ４３
またはステップＳ５５で取り出される命令（ＶＬＩＷの
１番目の命令フィールドの内容）の先頭部分にある命令
有効化情報ａに応じて、元のＶＬＩＷが正しく復元され
て主記憶５３に配置（ロード）される。

【０１００】例えば、ステップＳ４３またはステップＳ
５５で取り出される命令の先頭部分にある命令有効化情
報ａ（中のビットａ2 〜ａ4 ）が“０１０”の場合に
は、主記憶５３上で当該命令（命令＃１）から１命令分
スキップして無効命令フィールドを確保した状態で、コ
ード部６２１上の次の命令（命令＃３）を配置し、しか
る後に更に１命令分スキップして無効命令フィールドを
確保することで、元のＶＬＩＷが復元・配置される。同
様に、ＶＬＩＷの先頭命令の先頭部分にある命令有効化
情報ａ（中のビットａ2 〜ａ4 ）が“１０１”の場合に
は、主記憶５３上で当該命令（命令＃１）の後続位置
に、コード部６２１上の次の命令（命令＃２）を配置
し、しかる後に１命令分スキップして無効命令フィール
ドを確保した状態で、コード部６２１上の更に次の命令
（命令＃４）を配置することで、元のＶＬＩＷが復元・
配置される。この様子を図１１（ｂ）に示す。

【０１０１】以上、リンク処理時に無効（不要）命令部
分（命令フィールド）が取り除かれたロードモジュール
を生成することで、ロードモジュールファイルの占める
補助記憶領域（ディスク領域）を削減でき、しかもデマ
ンドページアクセス要求に従うプログラムロード時に元
のＶＬＩＷ列に復元することで、正常なプログラム処理
が行えるようにした第２の実施例につき説明した。［第３の実施例］次に、前記第２の実施例で述べたロー
ドモジュールサイズを削減する技術を、従来と同様の形
式のＶＬＩＷの列、即ち無効命令フィールドにｎｏｐ命
令が設定されるＶＬＩＷの列を扱う計算機システムに応
用した第３の実施例につき、図１２を参照して説明す
る。

【０１０２】図１２において、７１はリンケージエディ
タ、７２は仮想記憶管理部、７３は主記憶である。リン
ケージエディタ７１は、ＶＬＩＷ方式のオブジェクト群
（オブジェクトプログラム群）８１をリンクして計算機
システム（内のＣＰＵ）で実行可能な圧縮されたロード
モジュール８２を生成するものである。本実施例で適用
されるオブジェクト群８１は、従来と同様の形式のＶＬ
ＩＷ列からなるものとする。

【０１０３】ロードモジュール８２は、補助記憶、例え
ばディスク装置に置かれるロードモジュールファイル８
３に格納されるもので、ページ数分のコード部８２１
と、ページ数分のインデックス部８２２とから構成され
る。

【０１０４】各コード部８２１は、対応するページのＶ
ＬＩＷ列を圧縮した命令群（具体的にはＶＬＩＷ列から
ｎｏｐ命令が削除された残りの命令群）が格納される圧
縮コード領域８２１ａと、圧縮前のＶＬＩＷ列における
ｎｏｐ命令とそれ以外の命令の配置を示すマップ（命令
マップ）が格納される命令マップ領域８２１ｂとから構
成される。

【０１０５】各インデックス部８２２は、対応するペー
ジのコード部８２１の先頭位置を（ロードモジュール８
内の相対位置で）示す情報（ページインデックス）を格
納しておくためのものである。

【０１０６】仮想記憶管理部７２は、デマンドページア
クセス要求が発生した場合に、ロードモジュールファイ
ル８３内のロードモジュール８２から対応するページの
ＶＬＩＷ列を復元して主記憶７３に配置するものであ
る。

【０１０７】次に、図１２の構成の動作を説明する。ま
ず、リンケージエディタ７１は、オブジェクト群８１を
リンクしてロードモジュール８２を生成する際には、先
頭ページから順に、そのページに割り当てるロードモジ
ュールファイル８３内のコード部８２１を確保する。

【０１０８】リンケージエディタ７１は、１ページ分の
コード部８２１を確保する毎に、オブジェクト群８１に
おける、そのページのＶＬＩＷ列について、先頭ＶＬＩ
Ｗから順にｎｏｐ命令を取り除きながら、当該コード部
８２１の圧縮コード領域８２１ａの先頭から格納してい
く。

【０１０９】リンケージエディタ７１はまた、上記した
コード部８２１の圧縮コード領域８２１ａへのｎｏｐ命
令を除く命令格納と並行して、該当するページのＶＬＩ
Ｗ毎に、先頭ＶＬＩＷから順に、ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命
令とそれ以外の命令の配置を示す情報を、当該コード部
８２１の先頭に設けられた命令マップ領域８２１ｂに格
納していく。

【０１１０】この命令マップ領域８２１ｂのサイズは、
１ＶＬＩＷが４つの４バイト命令フィールドから構成さ
れ（ＶＬＩＷ長＝１６バイト）、ページサイズを１６Ｋ
バイトとすると、１ページのＶＬＩＷ数は１０２４であ
ることから、ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命令とそれ以外の命令
の配置を１命令（１命令フィールド）当り１ビットで示
すならば、１０２４×４ビットの固定サイズとなる。

【０１１１】リンケージエディタ７１は更に、上記確保
したコード部８２１の先頭のロードモジュールファイル
８３内相対位置を示すページインデックスを、対象とな
っているページに固有のインデックス部８２２に格納す
る。

【０１１２】このようにして、ロードモジュールファイ
ル８３には、ｎｏｐ命令が取り除かれた命令群が格納さ
れたコード部８２１と、当該コード部８２１の先頭のロ
ードモジュールファイル８３内相対位置を示すインデッ
クス部８２２とをページ数分持つロードモジュール８２
が生成される。このロードモジュール８２は、ｎｏｐ命
令が取り除かれていることから、ロードモジュールファ
イル８３のサイズは従来に比べて小さくて済む。

【０１１３】さて、計算機システムの動作中にデマンド
ページアクセス要求が発生すると、ロードモジュールフ
ァイル８３をアクセスして要求されたページのＶＬＩＷ
列を主記憶７３に配置する動作が、仮想記憶管理部７２
により次のように行われる。

【０１１４】まず仮想記憶管理部７２は、ロードモジュ
ール８２中の要求されたページに固有のインデックス部
８２２を参照し、当該ページの（命令群が格納されてい
る）コード部８２１の先頭位置を認識する。

【０１１５】次に仮想記憶管理部７２は、そのコード部
８２１の先頭位置から始まる命令マップ領域８２１ｂに
格納されている命令マップを先頭ビットから順に参照し
ながら、その命令マップ領域８２１ｂと対をなす圧縮コ
ード領域８２１ａの先頭から順に命令を取り出して主記
憶７３に配置（ロード）する。このとき、参照したビッ
トが“０”のときは、仮想記憶管理部７２はｎｏｐ命令
が取り除かれているものと判断し、圧縮コード領域８２
１ａから取り出した命令に先行して、ｎｏｐ命令を主記
憶７３に配置する。そして、参照したビットが“０”か
ら“１”に変わったところで、圧縮コード領域８２１ａ
から取り出した命令をｎｏｐ命令に後続して主記憶７３
に配置する。

【０１１６】このようにして、要求されたページのＶＬ
ＩＷ列が正しく復元されて主記憶７３に配置される。以
上、従来と同様の形式のＶＬＩＷ列を適用していても、
リンク処理時にｎｏｐ命令が取り除かれたロードモジュ
ールを生成することで、ロードモジュールファイルの占
める補助記憶領域（ディスク領域）を削減でき、しかも
デマンドページアクセス要求に従うプログラムロード時
に元のＶＬＩＷ列に復元することで、正常なプログラム
処理が行えるようにした第３の実施例につき説明した。

【０１１７】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、従
来ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命令で占められていたコード部分
を変数または定数領域として利用できるようになり、こ
れにより実行オブジェクトが使用する主記憶領域を削減
することができる。

【０１１８】また、本発明によれば、従来ＶＬＩＷ上の
ｎｏｐ命令で占められていた無効（不要）命令部分（命
令フィールド）が取り除かれたロードモジュールを生成
することで、ロードモジュールファイルの占める補助記
憶領域を削減でき、しかもデマンドページアクセス要求
に従うプログラムロード時に元のＶＬＩＷ列に復元する
ことで、正常なプログラム処理が行える。このよう本発
明によれば、従来ＶＬＩＷ上のｎｏｐ命令で占められて
いたコード部分に起因する記憶領域の無駄を減らすこと
ができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施例に係るＶＬＩＷ方式の計
算機システムの構成を示すブロック図。

【図２】同実施例で適用されるＶＬＩＷの命令フォーマ
ットを示す図。

【図３】図１中のメモリ管理部１７によるオペランドア
クセス処理を説明するためのフローチャート。

【図４】図１の計算機システムで適用される、図２に示
す形式のＶＬＩＷ群を含むオブジェクトプログラムをソ
ースプログラムから生成するコンパイラの構成を示す
図。

【図５】図４の構成のコンパイラによるコンパイル処理
を説明するためのフローチャートの一部を示す図。

【図６】図４の構成のコンパイラによるコンパイル処理
を説明するためのフローチャートの残りを示す図。

【図７】ＶＬＩＷ方式のロードモジュールファイルのサ
イズを小さくできるようにすることで、当該ファイルの
占める補助記憶領域の削減を図るようにした第２の実施
例を示す図。

【図８】図７中のリンケージエディタ５１によるリンク
処理を説明するためのフローチャート。

【図９】図７中の仮想記憶管理部５２によるデマンドペ
ージアクセス処理を説明するためのフローチャートの一
部を示す図。

【図１０】図７中の仮想記憶管理部５２によるデマンド
ページアクセス処理を説明するためのフローチャートの
残りを示す図。

【図１１】図７の構成の動作を説明するための図であ
り、図１１（ａ）はリンク処理時のＶＬＩＷからの無効
命令フィールド削除の様子を、図１１（ｂ）はデマンド
ページアクセス処理時のＶＬＩＷ復元の様子を示す図。

【図１２】ＶＬＩＷ方式のロードモジュールファイルの
サイズを小さくできるようにすることで、当該ファイル
の占める補助記憶領域の削減を図るようにした第３の実
施例を示す図。

【図１３】従来のＶＬＩＷ方式の計算機システムの要部
構成を示す図。

【符号の説明】

１０…ＣＰＵ、１１…命令キャッシュ、１２…命令レジ
スタ、１３-1〜１３-4…デコーダ（ＤＥＣ）、１４-1〜
１４-4…演算器、１５…実行・書き込み部、１６…オペ
ランドキャッシュ、１７…メモリ管理部、１７１…ＴＬ
Ｂ、１７２…アクセス制御回路、２０…主記憶、３１…
ソースプログラム、３２…第１のオブジェクトプログラ
ム、３３…第２のオブジェクトプログラム、４１…第１
のコンパイル部、４２…第２のコンパイル部、３２１，
３３１…コード部、３２２，３３２…データ部、５１，
７１…リンケージエディタ（リンク手段）、５２，７２
…仮想記憶管理部（デマンドページアクセス手段）、５
３，７３…主記憶、６１，８１…オブジェクト群、６
２，８２…ロードモジュール、６３，８３…ロードモジ
ュールファイル、６２１，８２１…コード部、６２２，
８２２…インデックス部、８２１ａ…圧縮コード領域、
８２１ｂ…命令マップ領域。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】並列動作可能な複数の演算器と、これら各演算器を個々に制御するための同数の独立した
命令フィールドを持つ１個の長い命令語ＶＬＩＷであっ
て、その一部に解釈・実行の必要のない無効命令フィー
ルドがいずれであるかを示す命令有効化情報を有し、次
に解釈・実行すべき命令語ＶＬＩＷを保持するための命
令レジスタと、この命令レジスタに保持されている前記命令語ＶＬＩＷ
の各命令フィールドに対応してそれぞれ設けられ、対応
する命令フィールドの内容を解釈して当該フィールドに
対応する前記演算器を制御するデコード手段であって、
当該フィールドが前記命令有効化情報により無効命令フ
ィールドであることが示されている場合には、当該フィ
ールドの内容に従う対応する前記演算器の動作を禁止す
るデコード手段と、前記命令有効化情報により無効であることが示されてい
る前記命令語ＶＬＩＷ上の命令フィールドに対して、演
算オペランドとしてアクセスすることを許すメモリ管理
手段とを具備することを特徴とするＶＬＩＷ方式の計算
機システム。
【請求項２】ソースプログラムをコンパイルして前記
計算機システム内で実行される命令語ＶＬＩＷの列から
なるオブジェクトプログラムを生成するコンパイル手段
であって、前記命令語ＶＬＩＷ中の解釈・実行が不要な
無効命令フィールドを演算オペランド領域として、当該
フィールドに定数または変数を割り当てるコンパイル手
段を更に具備することを特徴とする請求項１記載のＶＬ
ＩＷ方式の計算機システム。
【請求項３】並列動作可能な複数の演算器を同数の独
立した命令フィールドを持つ１個の長い命令語ＶＬＩＷ
により制御するＶＬＩＷ方式の計算機システムにおい
て、前記命令語ＶＬＩＷの列からなるオブジェクト群をリン
クしてロードモジュールを生成するリンク手段であっ
て、当該ロードモジュールの生成時に、前記演算器を動
作させる有効命令フィールドを除く無効命令フィールド
部分を削除するリンク手段と、前記ロードモジュールから指定ページの命令語ＶＬＩＷ
の列を主記憶上にロードするためのデマンドページアク
セス要求が発生した場合に、前記無効命令フィールド部
分を含む命令語ＶＬＩＷの列を復元するデマンドページ
アクセス手段とを具備することを特徴とするＶＬＩＷ方
式の計算機システム。
【請求項４】前記命令語ＶＬＩＷは、その一部に解釈
・実行の必要のない無効命令フィールドがいずれである
かを示す命令有効化情報を有しており、前記リンク手段は、前記各命令語ＶＬＩＷ毎に、そのＶ
ＬＩＷの命令有効化情報をもとに前記無効命令フィール
ドの位置を確認して、当該フィールドを取り除き、前記デマンドページアクセス手段は、前記ロードモジュ
ールから指定ページの命令語ＶＬＩＷの列を主記憶上に
ロードする際に、対応する前記命令語ＶＬＩＷの命令有
効化情報を参照して、当該ＶＬＩＷ上の前記無効命令フ
ィールドの位置を検出し、その位置を飛ばして当該ＶＬ
ＩＷ上の有効命令フィールドの内容を前記主記憶に配置
することを特徴とする請求項３記載のＶＬＩＷ方式の計
算機システム。
【請求項５】前記リンク手段は、前記リンク時に、リ
ンク前の前記命令語ＶＬＩＷの列における前記有効命令
フィールドと無効命令フィールドの配置を示す命令マッ
プを生成して前記ロードモジュールに付加し、前記デマンドページアクセス手段は、前記ロードモジュ
ールから指定ページの命令語ＶＬＩＷの列を主記憶上に
ロードする際に、当該ロードモジュールに付されている
前記命令マップに従って、前記無効命令フィールドの位
置を検出し、その位置にノーオペレーション命令ｎｏｐ
を配置することを特徴とする請求項３記載のＶＬＩＷ方
式の計算機システム。
【請求項６】並列動作可能な複数の演算器を同数の独
立した命令フィールドを持つ１個の長い命令語ＶＬＩＷ
により制御するＶＬＩＷ方式の計算機システムに適用さ
れるＶＬＩＷの解釈・実行方法において、前記命令語ＶＬＩＷの一部に、解釈・実行の必要のない
無効命令フィールドがいずれであるかを示す命令有効化
情報を設け、解釈・実行すべき前記命令語ＶＬＩＷ上に、当該ＶＬＩ
Ｗの前記命令有効化情報により無効であることが示され
ている命令フィールドが存在する場合には、その命令フ
ィールドの内容に従う対応する前記演算器の動作を禁止
し、前記命令有効化情報により無効であることが示されてい
る前記ＶＬＩＷ上の命令フィールドに対して、演算オペ
ランドとしてアクセスすることを許すことにより、当該フィールドの演算オペランド領域としての利用を許
すようにしたことを特徴とするＶＬＩＷの解釈・実行方
法。