JPH09507596A - 大多重化スーパスカラー・ハーバード・アーキテクチャ・コンピュータ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 本発明は複数の独立計算回路と、これらの各計算回路から合成出力を転送するための別個の内部結果バスと、前記の各計算回路に結合された複数の汎用レジスタとを有する大多重化中央処理装置（「ＣＰＵ」）を提供するにある。前記の各汎用レジスタは、各結果バスに接続された多重化入力ポートを有する。また各汎用レジスタは、計算回路の少なくとも１つの多重化入力ポートに接続された出力ポートを有する。各計算回路は少なくとも１つの固有数理機能の専用であり、また少なくとも１つの計算回路が少なくとも１つの論理機能を含む。少なくとも１つの計算回路は、複数の同時操作可能の数理および論理処理回路と、合成出力を選択してその結果をバス上に転送するための出力マルチプレキサとを含む。また前記ＣＰＵは、各ＣＰＵ構成部分の選択コードと操作コードを代表する一連の割当てられたビットロケーションを使用する非常に長い命令ワードをフィーチャとする。これらの選択コードはプログラム制御回路によって各ＣＰＵ構成部分に直接に転送される。さらに前記ＣＰＵのハーバードアーキテクチャ設計を達成するため、別個のデータ制御回路とデータバスが備えられる。

Description

【発明の詳細な説明】 大多重化スーパスカラー・ハーバード・アーキテクチャ・コンピュータ 本発明は一般的にコンピュータアーキテクチャに関するものであり、特に広範 な多重化と非常に広い命令ワード書式とを使用する複合型ハーバード・アーキテ クチャ・コンピュータに関するものである。 下記の２つの特徴を有するコンピュータは一般に「ハーバード」アーキテクチ ャを有すると言われる。すなわち、この種のコンピュータは別々の命令記憶とデ ータ記憶とを有し、コンピュータの中央処理装置（「ＣＰＵ」）をこれらの各記 憶と別個に通信させる独立バスを備える。これは、命令とデータについて一般に 同一の物理的記憶とＣＰＵとの通信のために単一バス構造とを使用する「フォン ・ノイマン型」またはプリンストン型コンピュータアーキテクチャと相違する。 ハーバードアーキテクチャを有するマイクロコンピュータまたはマイクロプロセ ッサを設計するために下記の特許に記載のように種々のアプローチが採用された 。ヤスイほかの米国特許第５，０３４，８８７号、ポルタノバほかの米国特許第 ４，９９２，９３４号、メーアガルトほかの米国特許第４，９６４，０４６号、 およびシンプソンの米国特許第４，４９４，１８７号。さらに、インテル ｉ８ ６０−６４ビットマイクロコンピュータは別々の命令およびデータ・キャッシュ パスを有するので、オン・ボード・ハーバードアーキテクチャを有すると記載さ れている。この点に関して、インテル ｉ８６０チップ設計の説明は１９９０、 オズボーン・マグローヒル、ニール・マルグリスの「ｉ８６０ マイクロプロセ ッサアーキテクチャ」に記載されている。 ハーバードアーキテクチャ・マシンにおいて別々の命令およびデータ通信パス を使用する事は、プログラムド操作のコンテキストにおいて、命令にアクセスす ると同時にこの命令または他の命令のデータがアクセスされる事によりコンピュ ータの全体速度を増大させ、この命令は通常「オプコード」（操作コード）と呼 ばれ、データは「オペランド」と呼ばれる。ハーバードアーキテクチャを使用す る際の速度利点は顕著であるが、ハーバードアーキテクチャに基づくマシンの可 能性全部を実現しなければならない。しかし、ハーバードアーキテクチャコンピ ュータの顕著な進歩は、プログラムメモリアドレスの順序シーケンスを含むアド レス記憶を使用するフィーチャにある。（「キューメモリ」と呼ばれる）アドレ ス記憶は、プログラムメモリアドレスのスタックを通して実行される操作の順序 を確定する。この点に関して、これらの各プログラムメモリアドレスは、プログ ラムメモリ中に含まれる特定サブルーチンの第１命令のロケーションを識別する 。またアドレス記憶は１つまたは複数のサブルーチン引き数のアドレスを含み、 このアドレスが値記憶またはデータメモリの中に含まれる。従って、アドレス記 憶は、ハーバードアーキテクチャに基づくコンピュータのプログラムメモリとデ ータメモリの両方のロケーションサーバとして使用される。 本発明はキューメモリの利点に基づくのみならず、先行技術のハーバードアー キテクチャコンピュータ設計からの著しい片寄りを示す。この点に関して、本発 明の主目的は高度の設計およびプログラミングフレキシビリティを有するハーバ ードアーキテクチャベースのマイクロプロセッサを提供するにある。 本発明の他の目的は、小サブルーチンを含めて単一命令で数種の操作を実施す る事のできるハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロセッサに関するも のである。 また本発明の目的は、単一命令が単一クロックサイクルで同一コンピュータ構 成部分の多重使用を可能とするハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロ セッサに関するものである。 本発明のさらに他の目的は、マイクロコードの復号化あるいは命令レジスタさ えもまったく必要としないハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロセッ サを提供するにある。 本発明のさらに他の目的は複合スーパスカラー操作を実施するために並列処理 を使用するハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロセッサを提供するに ある。 本発明のさらに他の目的は、パイプライン命令においてブランチ操作またはジ ャンプ操作が実施される際の非効率を除去するハーバードアーキテクチャベース のマイクロプロセッサを提供するにある。 本発明のさらに他の目的は、クロックと同時にデータ変更の生じる準安定状態 を避ける事のできるハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロセッサを提 供するにある。 本発明のさらに他の目的は、「特定用途向けＩＣ」（「ＡＳＩＣ」）において 安価に製作する事のできるハーバードアーキテクチャベースのマイクロプロセッ サを提供するにある。 前記の目的を達成するため、本発明は複数の独立計算回路と、これらの各計算 回路から合成出力を転送するための別個の内部結果バスと、前記の各計算回路に 結合された複数の汎用レジスタとを有する大多重化中央処理装置（「ＣＰＵ」） を提供するにある。前記の各汎用レジスタは、各結果バスに接続された多重化入 力ポートを有する。また各汎用レジスタは、計算回路の少なくとも１つの多重化 入力ポートに接続された出力ポートを有する。各計算回路は少なくとも１つの固 有数理機能の専用であり、また少なくとも１つの計算回路が少なくとも１つの論 理機能を含む。少なくとも１つの計算回路は、複数の同時操作可能の数理および 論理処理回路と、合成出力を選択してその結果をバス上に転送するための出力マ ルチプレキサとを含む。 またＣＰＵは、各ＣＰＵ構成部分の選択コードと操作コードを代表する一連の 割当てられたビットロケーションを使用する非常に長い命令ワードをフィーチャ とする。これらの選択コードはプログラム制御回路によって各ＣＰＵ構成部分に 直接に転送される。さらにＣＰＵのハーバードアーキテクチャ設計を達成するた め、別個のデータ制御回路とデータバスが備えられる。 本発明によるＣＰＵは、真のスーパスカラー操作を生じるのみならず、その操 作の一部は単一クロックサイクル中に同一構成部分の多重使用を可能とする程度 に急速である。例えば、汎用レジスタの内容をインクリメンタ計算プロセッサの 内容に加算し、次にこの値を同一クロックサイクル中に同一汎用レジスタの中に 逆記憶する事ができる。 本発明の１つの実施態様において、計算プロセッサの入力範囲に関して得られ る選択性を最大限にするため、汎用レジスタと計算ユニットとの間に複数のソー スマルチプレキサ回路を介在させる事ができる。さらにＣＰＵは、必ずしもプッ シュ／ポップ操作を必要としない選択的にアドレス可能のスタック回路を含む。 また汎用レジスタの能力の補充または補完のためオンチップローカルランダムア クセスメモリ（「ＲＡＭ」）回路を備える事ができる。ＣＰＵ中の多くの構成部 分と同様に、このローカルＲＡＭは多重化されているので、これは各種ソースか らの値を書込む事ができる。またＣＰＵは、ＣＰＵの内部操作の中にウインドを 成すローカル解析ポートをフィーチャとする。 以下、本発明を図面に示す実施例について詳細に説明するが本発明はこれに限 定されない。これらの図において、 第１図は本発明によるＣＰＵを含む基本的コンピュータ回路のブロックダイヤ グラム、 第２図は第１図のＣＰＵの概略ブロックダイヤグラム、 第３Ａ図乃至第３Ｄ図は第１図と第２図に図示のＣＰＵのさらに詳細なブロッ クダイヤグラム、 第４Ａ図乃至第４Ｄ図はＣＰＵによって使用される各種ワード書式を示すダイ ヤグラム、 第５Ａ図乃至第５Ｈ図は第１図、第２図および第３Ａ図乃至第３Ｄ図に図示の ＣＰＵの全体概略ダイヤグラム、 第６図はＣＰＵによって使用されるクロック信号を示すタイミングダイヤグラ ム、 第７図はＣＰＵの二、三の構成部分において使用される型のブリゲード・ラッ チ回路の詳細ブロックダイヤグラム、 第８図は第２図に図示のインクリメンタ計算プロセッサの詳細ブロックダイヤ グラム、 第９図は第２図に図示の加算器計算プロセッサの詳細ブロックダイヤグラム、 第１０図は第２図に図示のコンパレータの詳細ブロックダイヤグラム、 第１１図は第２図に図示の汎用レジスタの詳細ブロックダイヤグラム、 第１２図は第２図に図示のプロングメモリ制御回路の詳細ブロックダイヤグラ ム、 第１３図は第２図に図示のデータメモリ制御回路の詳細ブロックダイヤグラム 、 第１４Ａ図は第２図に図示のキューメモリ制御回路の詳細ブロックダイヤグラ ム、第１４Ｂ図乃至第１４Ｃ図はキューメモリ制御回路によって使用されるワー ド書式のダイヤグラム、 第１５Ａ図乃至第１５Ｂ図は第２図に図示の出力回路の詳細ブロックダイヤグ ラム、 第１６図は第３Ｂ図の割り込み回路の詳細ブロックダイヤグラム、 第１７図は第３Ｂ図に図示のエラートラッキング回路の詳細ブロックダイヤグ ラム、 第１８図は第２図に図示のスタック回路の詳細ブロックダイヤグラム、 第１９図は第３Ｄ図の循環けた送り／マージ回路の詳細ブロックダイヤグラム 、 第２０図は第３Ｄ図のブール計算機の詳細ブロックダイヤグラム、 第２１Ａ図乃至第２１Ｃ図は第３Ｄ図に図示のマルチプライヤーの詳細ブロッ クダイヤグラム、 第２２図は第３Ｃ図に図示の除算回路の詳細ブロックダイヤグラム、 第２３Ａ図乃至第２３Ｃ図は第３Ｄ図に図示のバイナリ−ＢＣＤコンバータの 詳細ブロックダイヤグラム、 第２４図は第３Ｄ図に図示のパリティーチェッカーの詳細ブロックダイヤグラ ム、 第２５Ａ図乃至第２５Ｃ図は第３Ｄ図に図示の圧縮回路の詳細ブロックダイヤ グラム、 第２６図は第３Ｄ図に図示のインフレーション回路の詳細ブロックダイヤグラ ム、また 第２７Ａ図乃至第２７Ｂ図は第１図のＣＰＵの単一命令例のダイヤグラムであ る。 第１図について述べれば、本発明によるＣＰＵ１２を含む基本的コンピュータ 回路１０のブロックダイヤグラムが図示されている。この場合、ＣＰＵ１２はマ イクロプロセッサと呼ばれ、このマイクロプロセッサにおいてＣＰＵ１２は好ま しくは単一の集積回路として構成されている。同様に、コンピュータ回路１０は 単一の「チップ」ＣＰＵを使用するのでマイクロコンピュータと呼ぶ事ができる 。しかしその名称は本発明そのもの可能性ほどには重要でなく、本質的なのは本 発明の可能性である。この点に関して言えば、ＣＰＵ１２はプログラムド命令を 実行する本発明のユニットであって、下記の説明から明かなように、このＣＰＵ は多数の集約的な複雑な計算タスクを迅速に実施する事ができる。 本発明による１つの実施態様において、ＣＰＵ１２は大規模特定用途向け集積 回路（「ＡＳＩＣ」）を使用して構成され、このＡＳＩＣは多数の論理ゲートを 含み、これらのゲートが相互に接続されて特定回路機能を実行するように成され ている。例えばＣＰＵ１２は、カリフォルニア、マイルピタス、ＬＳＩロジック 、コーポレーションによって製造された３９１ ｐｉｎＬＣＡ １００Ｋ ＡＳ ＩＣ装置とする事ができる。この特定のＡＳＩＣ装置は約２４７，０００のＡＮ Ｄ回路を含み、これらのＡＮＤ回路が相互に組合わされて種々の相異なる回路を 形成する。ＡＳＩＣ構造は比較的小型で迅速かつ安価な利点を有する。しかし、 適当用途においてＣＰＵ１２を構成するために完全に従来の集積回路を含めてそ の他の適当な集積回路を使用できる事を注意しよう。 第１図に図示のように、ＣＰＵ１２はデータメモリ制御回路１４と、プログラ ムメモリ制御回路１６と、キューメモリ制御回路１８とを含む。これらの３種の メモリ制御回路はそれぞれ別個にまた並行的に作動するので、データ、プログラ ム命令およびプログラムポインターがすべてＣＰＵ１２の同一の基本的クロック サイクルの中でアクセスされる。この点に関して、コンピュータ回路１０は外部 データメモリシステム２０と、外部プログラムメモリシステム２２と、外部キュ ーメモリシステム２４とを使用する事ができる。しかし、これらの外部メモリシ ステムは適当用途においてＣＰＵ１２と統合する事もできる事を注意しよう。ま たデータメモリシステム２０は、ＣＰＵ１２の専用メモリと、ＣＰＵ１２とその 他の計算装置との間に共用されるメモリとを含む事ができる。例えば共用メモリ は、他の計算エンティティとの通信を処理する専用計算装置との間においてＣＰ Ｕ１２へのまたはＣＰＵ１２からの信号を伝送を容易にするために使用する事が できる。 さらに第１図に図示のように、ＣＰＵ１２は４０ビットデータバス２６と２４ ビットデータメモリアドレスバス２８とを備え、これらのバスはいずれもＣＰＵ ２０とインタフェースするために外部からアクセスされる。従って、ＣＰＵ１２ は16,777,216の４０ビットデータワードまでアドレスアップする能力を有する。 またデータ流れをＣＰＵ１２の中に出入させるために読取り書込みライン３０が 備えられる。前述に対して、ＣＰＵ１２はプログラムメモリシステム２２とイン タフェースするために１２０ビットプログラムデータバス３２と２４ビットプロ グラムデータバス３４とを備える。下記に詳細に説明するように、ＣＰＵ１２中 の特定構成部分の動作を指向するために非常に幅広い１２０ビットプログラムデ ータワードの８０ビットが使用される。１２０ビットプログラムデータワードの 残りの４０ビットは４０ビットデータワードの書式を反映する。この点に関して 、この追加４０ビット能力を利用して、プログラムドデータまたはアドレス値を 命令の中に合体させる事ができる。またＣＰＵ１２はキューメモリシステム３４ をインタフェースするための２４ビットキューデータバス３６と２４ビットキュ ーメモリアドレスバス３６とをフィーチャとする。キューデータバス３６の２４ ビット幅パスは、プログラムメモリシステム２２にアドレスポインターを伝送す るその用途を反映している。しかし前記の各バス幅は特定の構成に対応するよう に増減できる事を注意しよう。しかしながら、プログラムデータバス３２の幅は ＣＰＵ１２によって実行されうるタスクを確定する各操作コードを特定できるほ どに大きくなければならない事を注意しよう。 第１図に図示のように、ＣＰＵ１２は複数の別個の同時的に作動可能の計算プ ロセッサを含む、さらに詳しくは、第１図において主数理ユニット４０、加算ユ ニットおよびインクリメンタユニットを含む。説明のため、加算ユニットとイン クリメンタユニットは、別個の計算プロセッサであるが、これを参照数字４２で 結合した。加算およびインクリメンタユニット４２はその名称から明かなような 機能を有するが、主数理ユニット４０は複数の同時作動可能の数理および論理回 路を含む。例えば主数理回路４０は減算回路、除算回路、乗算回路、バイナリ値 をバイナリ２進化１０進書式（「ＢＣＤ」）に変換する回路、論理ＡＮＤ回路、 論理ＯＲ回路および論理ＥｘＯＲｉｎｇ回路を含む。しかし主数理ユニットは、 ＣＰＵ１２の他の回路に伝送するために得られた出力の１つを選択する出力マル チプレキサを含む。 さらにＣＰＵ１２は複数の汎用レジスタ、ローカルＲＡＭ回路、およびエラー トラッキング回路を含む。説明の便宜上、これらの特殊構成部分は全体として参 照数字４４で示す。同様に説明の便宜上、二、三の他の回路構成部分を全体とし てその他回路４６で示す。これらの回路は、４０ビット幅論理分析マルチプレキ サ、コンパレータ回路、割り込み回路、およびデータ圧縮／拡張回路を含む。Ｃ ＰＵ１２は７２ＭＨｚクロック信号を受け、これがＣＰＵ１２の基礎的クロック 周波数を成す。しかし第６図について説明するように、その他回路４６がこの基 礎的クロック周波数から数種の相異なるクロック信号を発生する。 第２図について述べれば、本発明による内部多重化またはバス構造を概観する ため、ＣＰＵ１２の簡略化されたブロックダイヤグラムを示す。さきに簡単に述 べたように、ＣＰＵ１２は複数の汎用レジスタ１００を含む。これらの各汎用レ ジスタは４０ビット幅データワードを受け、記憶し、転送する事ができる。この 実施例において、合計５個の汎用レジスタが備えられる。汎用レジスタの数は、 同時実行を容易にするために望ましいタスクの数と関連している。例えば下記に 説明するように、ＣＰＵ１２は３つの主要計算バスを有する。従って、これらの 各計算バスに伝送される合成をＣＰＵ１２によって保管するために、少なくとも ３個の汎用レジスタが必要である。しかし、汎用レジスタの数は特定用途に従っ て変動する事を注意しなければならない。この実施態様においては、第２図に図 示のように各汎用レジスタ１００はＳ１マルチプレキサ１０２、Ｓ２マルチプレ キサ１０４、加算回路１０６、インクリメンタ回路１０７、コンパレータ回路１ ０８、およびデータメモリ制御回路１４に接続されている。また汎用レジスタ１ ００の他のものはＣＰＵ１２の他の構成部分にも接続されるが、これらの接続 は第２図の簡略化ブロックダイヤグラムには図示されていない。 Ｓ１マルチプレキサ１０２とＳ２マルチプレキサ１０４は各汎用レジスタ１０ ０からの４０ビットデータワードを主数理ユニット４０の中に含まれる回路に対 して選択的に指向する事ができる。説明の便宜上、第２図に図示の主数理ユニッ ト４０は主ブロック１１０、論理ブロック１１２および出力マルチプレキサ１１ ４を含むものとする。下記に説明するように、主ブロック１１０は複数の数理処 理回路を含み、また論理ブロック１１２は複数の論理処理回路を含む。この点に 関して、Ｓ１マルチプレキサ１０２からの４０ビット幅出力バスは主数理ユニッ ト４０の中に含まれる各処理回路に接続されている。同様にＳ２マルチプレキサ １０４からの４０ビット幅出力バスは、第３Ｄ図に示す構成部分以外は主数理ユ ニット４０の中に含まれる各処理回路に接続されている。従ってＣＰＵ１２は、 汎用レジスタ１００の内容を主数理ユニット４０中のそれぞれの処理回路に指向 する意味で実質的な多重化汎用性を有する。さらに、重要な事は、主数理ユニッ ト４０中の各処理回路はそれぞれの割当てられたタスクを同時に実行し、またこ の場合、どの応答信号が望ましいかを選択するために主数理マルチプレキサ１１ ４が使用される。例えば、主数理ユニット４０はＳ１およびＳ２データ幅を加算 しまたこれらの２つのデータ幅を論理的にＡＮＤし、同時にそれ以上指向しまた は選択しない。主数理マルチプレキサ１１４が、これらの合成のいずれがＣＰＵ 中の他の構成部分によって使用されるかを選択するように命令される。また主数 理マルチプレキサ１１４は、与えられた数理または論理合成のいずれかの代わり に、単にＳ１またはＳ２マルチプレキサデータ幅をその出力として使用する事が できる。 主数理ユニットバス１１６からの４０ビットデータ幅出力がＣＰＵ１２の中に 含まれる３主要計算データバスの１つを成す。他の２つの計算データバス１１８ −１２０はそれぞれ加算回路１０６およびインクリメンタ回路１０７から誘導さ れる。加算回路１０６とインクリメンタ回路１０７は共に符号付きの４０ビット 完全加算器である。これらの各計算データバスは各汎用レジスタ１００に接続さ れる。計算データバス上に存在するデータ幅を選択しまたそれ自体の出力を選択 するため、汎用レジスタ１００を含む各回路の中に入力マルチプレキサが備えら れる。従って例えば第１汎用レジスタ１００が主数理ユニット４０によって実行 されるバイナリ−ＢＣＤ変換からの合成を受けて記憶するために使用され、第２ 汎用レジスタ１００が加算回路１０６からの合成を記憶するために使用され、ま た第３汎用レジスタ１００がインクリメンタ回路１０７からの合成を受けるため に使用される。下記においてさらに詳細に説明するように、これらの各計算タス クとこれに続く汎用レジスタ１００における合成の記憶は単一命令を使用する事 により単一クロックサイクルで実施される。 また第２図はインクリメンタ回路１０７とキューメモリ制御回路１８との関係 を示す。このようにして、キューメモリシステム２４のアドレスを設定し次のプ ログラムアドレスを確定するためにインクリメンタ回路１０７が使用され、この プログラムアドレスがＣＰＵ１２に供給される。同様に加算回路１０６がスタッ ク回路１２１によって使用されるアドレスを設定するために使用され、サブルー チンの復帰アドレスなどのデータワードを記憶する。インクリメンタ回路１０７ と加算回路１０６については、第８図と第９図についてさらに詳細に説明する。 ３主要計算バス１１６−１２０のほか、データメモリ制御回路１４が内部４０ ビットデータバス１５を成す。内部データバス１５は（５１および５２マルチプ レキサを通して）主数理ユニット４０、加算回路１０６、インクリメンタ回路１ ０７およびコンパレータ１０８に接続される。言い替えれば、内部データバス１ ５はＣＰＵ１２中に含まれる各計算処理回路に対入力データワードを指向する事 ができる。また内部データバス１５は下記に説明するように、数個の他の回路に 接続される。 コンパレータ１０８は任意の汎用レジスタ１００中の任意ビットの値を設定す るために使用する事ができる。この点に関して、コンパレータから得られた合成 が出力回路１２２とプログラムメモリ制御回路１６とに転送される。出力回路１ ２２は、使用しやすい単一ワードを形成するために信号集合が「寄せ集め」られ るモジュールである。またコンパレータ１０８はプログラムフローを変更するた めの論理信号を生成するために使用する事ができる。この場合、コンパレータ１ ０８からの合成がプログラムメモリ制御回路１６によって利用される。コンパレ ータ１０８は下記演算を実行する事ができる。すなわち、「に等しい」、「に等 しくない」、「より大」、「より小」、「より大または等しい」、「より小また は等しい」、「Ｓ１マルチプレキサ１０２とＳ２マルチプレキサ１０４がゼロに 等しくない」、「ブールビット真（Ｓ１マルチプレキサ１０２の場合、ビット１ ５）」。 プログラムメモリ制御回路１６は、プログラムメモリシステム２２から１２０ ビットプログラム命令を受けてラッチ（すなわち保管）し、またプログラムメモ リシステム２２にアドレスするために使用される。プログラムメモリ制御回路１ ６からの出力信号は、ＣＰＵ１２中の他の回路構成部分の演算を指向する各「操 作コード」制御ラインを含む。これらの操作コードラインは一般に８０ビット幅 の操作コードまたはセレクトバス１７を含む。またプログラムメモリ制御回路１ ６は、スタック回路１２１によって使用されうるプログラムカウンターを含む。 また第２図は、ＣＰＵ１２がローカルＲＡＭ回路１２４を含む事を示す。ローカ ルＲＡＭ回路１２４は２５６までの４０ビットデータワードを記憶する容量を有 する。汎用レジスタ１００の場合と同様に、ローカルＲＡＭ回路１２４は３計算 バス１１６−１２０の間の選択のための入力マルチプレキサと、それ自体の出力 とを含む。ローカルＲＡＭ回路１２４に対するアドレスは２つのソースの一方か ら生成される。すなわち汎用レジスタＧＰ４または直接にプログラムデータ バスから生成される。 さらに第２図は論理分析マルチプレキサ１２６を示す。論理分析マルチプレキ サ１２６はＣＰＵ１２の内部演算状態を確定するためのビューポートとして使用 される。この点に関して第２図は、論理分析マルチプレキサ１２６が多数の入力 信号を受け、これらの入力信号が外部分析のために交代選択される。例えば論理 分析マルチプレキサ１２６は３計算バス１１６−１２０のそれぞれに対して、ま た出力回路１２２と各汎用レジスタ１００に対して接続されている。第１図に図 示のように、論理分析マルチプレキサ１２６は、セレクトバス１７上の操作コー ドを通して内部的にアドレスされるのでなく、外部的にアドレスされる。このよ うにして、論理分析マルチプレキサ１２６の演算は、プログラムメモリ制御回路 １６などの他のオンチップ回路の固有演算には依存しない。 第３図Ａ−Ｄについて述べれば、これらの図にはＣＰＵ１２のさらに詳細なブ ロックダイヤグラムが図示されている。第３Ｂ図において図示のデータメモリ制 御回路１４はデータメモリインタフェース回路１２８を含み、このインタフェー スが専用および共用データメモリシステム２０に接続される。またデータメモリ 制御回路１４はデータアドレスマルチプレキサ１３０と、データワードマルチプ レキサ１３４と、ラッチ回路１３４とを含む。このデータメモリ制御回路は第１ ３図においてさらに詳細に説明するが、外部データメモリシステム２０からデー タを要求するためのアドレスは種々のソースから誘導されうる事を注意しなけれ ばならない。同様に４０ビット幅データワードそのものが、外部データメモリシ ステム２０を含めて種々のソースから誘導される。 第３Ｂ図は、キューメモリ制御回路１８がデータメモリ制御回路１４と類似の 回路構造を利用する事を示す。しかし、キューメモリ制御回路１８は加算回路１ ３６を含み、この加算回路はキューメモリアドレスを１づつ自動的に増分するよ うに選択される。さらに、キューメモリアドレス値は汎用レジスタＧＰ５から 誘導される事を注意しなければならない。汎用レジスタＧＰ５はこの目的から選 択されたものであるが、キューメモリアドレス値を供給するために１つまたは複 数の他の汎用レジスタを使用できる事を注意しよう。 第３Ａ図はプログラムメモリ制御回路１６の各入力および出力信号ラインを示 す。この点に関して、第３Ａ図は、プログラムアドレスがキューメモリデータバ ス１３８を含めて相異なる８ソースから選択されうる事を示す。前述のように、 セレクトバス１７は、それぞれの割当てられた構成部分に導く管路セットを示す 。従ってこの実施態様においては、特定構成部分に対するセレクトバス１７の入 力接続はセレクトバス１７を構成する８０の管路のいずれか１つまたは複数を代 表する。これらの接続をさらによく理解するため、下記の表１はセレクトバス１ ７におけるそれぞれの割当てられたビットロケーションを示す。 一例として汎用レジスタＧＰ１に対する入力選択をとれば、表１から明かなよ うに、この汎用レジスタに対して入力マルチプレキサによって成される選択を制 御するため２つのビットフィールド（すなわち、２つの導体）、すなわちビット ロケーション「３８」と「３９」とがある。この点に関して、各汎用レジスタ１ ００は相異なる４入力、すなわち主数理ユニット計算バス１１６、加算器計算バ ス１１８、インクリメンタ計算バス１２０およびそれ自体の出力（第１１図に図 示）の間の選択を成す事を注意しなければならない。この実施態様においては４ 入力信号の間の選択を成す必要があるが、相異なる４バイナリ組合わせの可能性 を生成するためには２選択ラインのみを必要とする事を理解しなければならない 。これらの選択ラインのバイナリ状態がどの入力信号を選択するかを確定するの であるから、これらの選択ラインは本明細書において「ｗｈｏ」ラインと呼ばれ る。例えば、汎用レジスタ１００の場合、問題のレジスタに先に書込まれたデー タはその選択ビットが「００」である場合、そのレジスタに再書込みされる。同 様に、選択ビットが「０１」なら（すなわち、１のアドレスなら）、主数理計算 バス１１６上の内容が汎用レジスタに書込まれる。汎用レジスタＧＰ１の場合、 これは選択ライン「３８」がデジタル「１」であり、また選択ライン「３９」が デジタル「０」である事を意味する。同様に選択ビットが「１０」（２のアドレ ス）なら、加算器計算バス１１８上の内容が汎用レジスタ上に書込まれる。最後 に選択ビットが「１１」（３のアドレス）であれば、インクリメンタ計算バス１ ２０上の内容が汎用レジスタに書込まれる。この時点において、ＣＰＵ１２にお いて、最下位ビット位置が任意のバイナリデータフィールドの最下値を含む事を 注意しなければならない。 各汎用レジスタ１００はその演算のために２つだけ選択ラインを必要とするが 、他の二、三の構成部分はこれより多数の選択ラインを必要とする。例えば表１ に示すように、コンパレータ１０８は全部で９選択ラインを使用する。さらに詳 し くは、入力（ＭＵＸ１）マルチプレキサ１４０を制御するためにビットロケーシ ョン「２８−３０」が使用され、入力（ＭＵＸ２）マルチプレキサ１４２を制御 するためにビットロケーション「３１−３３」が使用され、またコンパレータ回 路１４４そのものによって実行される演算の型を制御するためにビットロケーシ ョン「３４−３６」が使用される。この点に関して、コンパレータ１０８は相異 なる８入力信号の２グループに対して相異なる８機能を実行する事ができる。コ ンパレータ機能は表２に表示され、またマルチプレキサ割当ては表３に表示され ている。 前記の表から明かなように、コンパレータ１０８は任意のＭＵＸ１入力信号を 任意のＭＵＸ２入力信号と種々の形で比較するために使用する事ができる。従っ て例えば、汎用レジスタＧＰ２の内容がローカルＲＡＭ１２４の内容より大また は同等である事を確定する事ができる。結果が真であれば（すなわち正確な一致 が発見されれば）、コンパレータ１０８の出力が真となる。この点に関して、バ イナリ「１」（000004.0000）は真状態を代表し、バイナリ「０」は偽状態を代 表する。比較の結果は出力レジスタ１２２からビット位置「１７」においてアク セスする事ができる。また比較結果は、ジャンプ条件を確定するためにプログラ ムメモリ制御回路１６において使用する事ができる。 主数理ユニット４０は入力マルチプレキサを有しない事においてＣＰＵ１２中 に含まれる他の多くの構成部分と相違する。むしろ、主数理ユニット４０の出力 側において多重化機能は主数理マルチプレキサ１１４を通して実施される。主数 理ユニット４０は第３Ｄ図にさらに詳細に図示されている。さらに詳しくは、第 ３Ｄ図は、主数理ユニット４０が実行する事のできるそれぞれの数理タスクと論 理タスクと説明するために回路ブロックダイヤグラムを含む。除算器１４６（第 ３Ｃ図）を除き、これらの各数理および論理ブロックはそれぞれ出力信号を主数 理マルチプレキサに指向する。むしろ、除算器１４６からの４０ビット出力信号 はその入力ソースの１つとしてのＳ２マルチプレキサ１０４に指向される。これ は、除算回路１４６が、完了するまでに数反復（すなわち２１クロックサイクル ）を必要とする通常の「シフト・アンド・サブトラクト・イフ・ポシブル」を使 用するからである。従って、除算はＣＰＵ１２中のバックグラウンド・プロセス として実施される。 第３Ｄ図に図示のように、主数理ユニット４０はバイナリ−ＢＣＤコンバータ １４８、優先エンコーダ１５０、論理ＡＮＤ回路１５２、論理ＯＲ回路１５４、 排他的ＯＲ回路１５６、加算／減算回路１５８、圧縮およびインフレーション回 路１６０、ロテート／マージ回路１６２、パリティ・チェッカー１６４、ビット 計算器１６６およびマルチプライヤー回路１６８とを含む。バイナリ−ＢＣＤ回 路１４８は６ディジット１６値数を８ディジットバイナリ符号化１０進数に変換 するために備えられる。変換される値はＳ１マルチプレキサ１０２によって供給 される。バイナリ−ＢＣＤ変換はＣＰＵ１２において２クロックサイクルをとる 唯一のタスクである。このタスクと除算タスクを除き、他のすべてのタスクは１ クロックサイクルで実行される。従ってＳ１マルチプレキサ１０２によるデータ 入力は、結果が主数理マルチプレキサ１１４の出力が正確に読出されるまで安定 であって２連続命令に対して選択されなければならない。 優先エンコーダ１５０は（ベース２に対する）対数演算と、（ベース２に対す る）真数変換演算を支援するために使用される。この点に関して、優先エンコー ダ１５０は、Ｓ１マルチプレキサ１０２から符号ビットを無視して最大値非ゼロ ビットを検出する。この操作をさらによく理解するためには、ＣＰＵ１２によっ て使用される計数システムの予備的検討が有効であろう。この点に関して、第４ Ａ図はＣＰＵ１２によって使用される全体で４０ビットのデータワード書式のダ イヤグラムを示す。実際上、すべての数は２の補数ではなく、「符号＋量」とし て表示される。整数は１５ビット乃至３９ビットを占め、符号ビットがビット位 置３９を占める。実数がすべてのビット位置を占める。この特殊の書式はスケー ルド算術の必要を排除し、またデータ圧縮技術の有効性を増進する。またデータ 全体の整数部分をアドレスの表示のために使用し、アドレスビット「０」がデー タワードのビット「１５」の位置を占める事を注意しなければならない。 １６進書式への変換は下記のように実施される。符号ビットがバイナリ「１」 であれば、この数は負である。さもなければ、この数は正である。整数部分は、 ６ヘックスディジットへの２４ビットのそのままの変換である。分数部分は左方 から右方へ４ビットづつ取られる。最後のバイトの最下位ビット（「ＬＳＢ」） は常にバイナリ「０」と取られる。これは、0.0000乃至0.FFFEの範囲を与え、Ｌ ＳＢが「１」の数字（すなわち、0001，0003，0005，FEC7など）の表示は存在し ない。ＣＰＵ１２はゼロの両方の表示を可能とする。例えば、コンパレータ１０ ８は正ゼロを負ゼロより大と認識する。計算に際してのエラーを防止するため、 主数理ユニット４０は正ゼロのみをその計算に戻す。しかし加算回路１０６とイ ンクリメンタ回路１０７は負ゼロを戻す事ができる。また「−１」はインクリメ ンタ回路１０７に対する２つの入力マルチプレキサの一方の選択可能選択子とし て与えられ、またこれは実際上「符号＋量」数ではなく、２の補数である事を注 意しなければならない。 この計数システムを利用して、優先エンコーダ１５０の操作例を下記に示す。 すなわちもしＳ１マルチプレキサ１０２が1.FFFE のヘックス値を与えるとすれ ば、優先エンコーダによって得られる結果は +F.0000となる。これは、最高値非 ゼロビットが位置「１５」にある事を意味する。同様に、Ｓ１マルチプレキサ１ ０２がヘックス値 5E,4A3.25CBA を与えるなら、優先エンコーダ１０５からの 出力は +21.0000 となろう。優先エンコーダ１５０によって与えられるハードウ ェア支援を利用して、科学的表記法（すなわち浮動点表記法）に対する「特性」 がソフトウェアの操作によって得られる。この点に関して、入力ワードは第４Ｂ 図のダイヤグラムによって可視化され、この場合、ｙは＋／−３２から出発する 事ができる。もし z =［(1+x1+x2)*2 to the y］であれば、ｚのｌｏｇへの近似 値は下記の級数展開から近似的に確定できる。 （ｘ１の値に基づく）テーブル検索により、ｋ１とｋ２の値が得られる（２５ ６セグメントがある）。この場合、結合解答は下記である。 log2(z)= y + k1+(x2*k2) この解答書式は第４Ｃ図に図示されている。 前記のプロセスを要約すれば、 （１）ｚを対数アシストハードウェアに加えると、このハードウェアがビッ ト位置をレジスタに入れる（１５を引いてｙの値をえる）、 （２）ｘ１とｘ２をえるため、ｚをシフトしてＭ５ビットをビット３３に入 れる、 （３）ｘ１を指数として使用し、テーブル検索してｋ１とｋ２を得る、 （４）logZ(z)を計算する（ｙが負なら、わずかに異なるアルゴリズムを使 用する事を注意しよう）。 ｘ１セグメントの数と最終書式が１ｐｐｍの精度のｌｏｇ値を与える事を注意 しよう。またこの値が、これに（２乃至 -19th）を乗じる事によって正規データ ワード書式に変換される。 基底２への真数変換について下記の述べる。前記の対数書式が与えられている ので、これを第４Ｄ図に図示のように構文解析する。正値に対しては、ｚ＝２乃 至ベキ(y + x1 x2)である。ｘ１は５１２セグメント長である事を注意しよう。 そこで、ｘ２が小であるので、他の級数展開を使用して、 ｚ＝［２（to the ｙ）］*［２（to the ｘ１）］*［１＋ｘ２* Ｌｎ２］ このプロセスを要約すれば、 （１）入力ワードを３セグメント、ｙ、ｘ１およびｘ２に構文解析する。 （２）テーブル検索によって、２（乃至ｘ１）の値を確定する。 （３）式[2(to the x1)]*[1 + x2 * Ln2]を計算する。 （４）前記の値をｙ位置によってシフトする。 対数および真数変換について前記のアルゴリズムを使用した例を下記に示す。 この例において、問題は 20,000 の平方根を求めるにある。この例は数の対数を 求め、これを２で割り、次に次に解答を得るため真数を求める。 段階１ − 対数アシストハードウェア（およびシフト／マージング処理） は1.2207031 x（2乃至１４）の中間値を生じる。 （ビット位置２９から１４が誘導され、１５（小数点位置）を引き、中間位置 に一致するようにオリジナルワードを左方にシフトさせる。） これは、x1 = 56/256 および x2 = 1/512 の値を生じる。 下記の式を適用する。 Applying the equations,log2(z)＝１４＋log2（１＋５６／２５６） ＋［Log2(E)*（１／５１２）／（５１３／５１２＋１１２／５１２）］ ＝１４＋０．２８５，４０２，２＋０．０２，３０８．３＝１４．２８７，７１ ０．５ 段階２ − 前記対数値を 2で割る =7,143,885,25 段階３ − 7,143,885,25の２真数を求める。この数を構文解析する。 ｙ＝７，ｘ１＝７３／５１２ ｘ２＝０．００１，２２７，１（＝０．６５３／５１２） 解答＝［２to the７］*［２to the７３／５１２］*［１＋ｘ２* Ｌｎ２］ ＝左へ７回シフト［１．１０３，８７６，００３］*［１．０００， ８８５，２１８］ ＝［２to the ７］*［１．１０４，８５３，１７４］ ＝１４１．４２１，２０８ 同一問題を解決するために科学的計算機（すなわち、Ｔ１−６０）を使用した 時、得られた解答は 141.421,356 であった。従って前記のアルゴリズムによっ て与えられた解答は１ｐｐｍまで正確であって事がわかる。 ＡＮＤ回路１５２、ＯＲ回路１５４およびＥｘＯＲ回路１５６は簡単なビット ・バイ・ビットブール回路で作成する事ができる。この点に関して、ビット計算 機回路１６６はこのようなビット・バイ・ビットブール回路を使用する。このビ ット計算機回路は第２０図に図示されている。この回路１６６は２つの主要機能 、すなわちマスク機能（ＡＮＤ機能）およびマージ機能（ＯＲ機能）とを有する 。マスク機能とマージ機能の両方が同一命令で実施されるであるから、この操作 はＡＮＤ回路１５２とＯＲ回路１５４を逐次命令に対して選択するよりもすぐれ ている。一部のビットを隔離するためにビット計算機１６６を使用する事もでき る。ビット計算機１６６は、３論理機能のいずれを実行するべきかを選択するた めにマルチプレキサ１７０を含む。マルチプレキサ１７０の選択コードは、下記 の表 ４に記載の主数理ユニット機能選択コードから誘導される。これらのコードは、 表１に図示のように選択バス１７のビットロケーション「０」乃至「５」から与 えられる。 アスタリスク記号「＊」によって識別された機能選択は、エラーフラッグも論 理的に選択されエラートラッキング回路（第１７図）を通して排除される事を意 味する。この点に関して、オーバフローまたはエラー条件のいずれかが検出され た時にプラスまたはマイナスのフルスケール値が自動的に選択される。また算術 機能は自動的に−ゼロを＋ゼロと等しくなるように訂正する。ポンド符号記号「 ♯」によって識別された機能選択は、エラービットがキャリーフラッグに変換さ れまた解答が計算されたものとして転送される事を意味する。 圧縮回路とインフレーション回路が全体として参照数字１６０によって表示さ れる。これらの回路全体が圧縮コード機能、圧縮データ機能おインフレーション 機能を提供する。Ｓ１マルチプレキサ１０２によって提供された数に４フィール ドコードを戻すために圧縮機能が使用される。圧縮データ機能は４０データビッ トワードを８の５ビットニブルとして評価する。Ｓ１マルチプレキサ１０２上に 表示された圧縮値を回復するためにインフレート機能が使用される。圧縮回路と インフレーション回路は第２５図と第２６図についてさらに詳細に説明する。 循環けた送り／マージ回路１６２は、３主要機能、すなわち４０ビット循環け た送り、マスクおよびマージ機能を有する。この点に関して、表４は、どれだけ のビット位置を循環けた送りすべきがを確定するために最初の４０機能コードが 使用される事を示す。循環けた送り／マージ回路１６２は第１９図について説明 する。 ビット「１５」乃至「２０」を主数理出力バス１１４に送るためにパリティー 回路１６４が使用される。ビット位置「１５」乃至「２３」中の設定ビットの数 （９−ビット）が奇数であれば、主数理出力ビット「２２」が設定される。これ は、９ビットまでの入力ワードから奇数パリティーを有する７ビットデータワー ドを形成する。従って、入力ビット「２２」と「２３」は出力ビットとして使用 可能でない。 第３Ｄ図はマルチプライヤー１６８を、単一ブロックとして、また破線輪郭中 の詳細に回路図として示す。表４の主数理ユニット機能選択コードによって示さ れるようにマルチプライヤー１６８は乗算を含めて、数種の相異なる演算を含む 事ができる。第１位置において、マルチプライヤー１６８は、Ｓ１マルチプレキ サ１０２とＳ２マルチプレキサ１０４とから受けた入力ワードから乗算積を生成 するための３９×３９乗算回路１７２を含む。この点に関して、積の上方および 下方３９ビットは主数理出力マルチプレキサ１１４から選択する事ができる。ま たマルチプライヤー１６８は加算回路１７４を含み、この加算回路は３９×３９ マルチプライヤー回路１７２からの積を汎用レジスタＧＰ３，ＧＰ４またはＧＰ ５の内容に加算する。エラー訂正回路１７６が負ゼロ訂正のために備えられる。 さらにマルチプライヤー１６８は、さらに複雑な算術演算を実施するために第２ 加算回路１７８を含む。この場合、汎用レジスタＧＰ４とＧＰ５の内容が相互に 加算され、この積が３９×３９マルチプライヤー回路１７２からの積に加算され る。 第３Ｂ図はＣＰＵ１２が割り込み回路１８０とエラートラッキング回路１８２ とを含む事を示す。割り込み回路１８０は、外部発生割り込み信号を検出しラッ チするために使用される。次に割り込み信号は応答動作のためにプログラムメモ リ制御回路１６に転送される。割り込み回路１８２は第１６図についてさらに詳 細に説明する。エラートラッキング回路１８２は、エラーを計数し最後のエラー のアドレス（すなわち、プログラムカウンター値またはキューアドレス）を割出 すにある。エラートラッキング回路１８２は出力レジスタ１２２のビット位置「 ２」によってイネーブル化されまたはディスイネーブル化される。エラートラッ キング回路１８２は第１７図についてさらに詳細に説明する。 第５Ａ図乃至第５Ｈ図について述べれば、ＣＰＵ１２の全体ダイヤグラムを示 す。さらに詳しくは、第５Ａ図はＣＰＵ１２によって受けられた各入力信号を示 す。また第５Ａ図は操作コードまたは選択バス１７を成す信号ラインのブレーク アウトを示す。例えば、データバスライン「Ｄ＿Ｄａｔａ＿ｉｎ」は型「４０」 であって、これが「４０」導線を含む事を意味する。同様に、「ＭＭＯ Ｄｅｃ ｏｄｅ」ラベルのバスラインは「６」導線から成り、すなわち選択バス７のビッ トロケーション「０」乃至「５」を含む事を意味する。これらのバス型信号のほ か、第５Ａ図は、ＣＰＵ１２をリセットするための「Ｈ２＿Ｃｌｅａｒ」ラベル のリセット信号ラインなどの個別信号ラインを示す。同様に第５Ａ図は２つの主 クロック信号セット「ＥＣ」および「ＬＣ」と、除算回路１４６によって使用さ れる２つの関連のクロック信号（「Ｄｉｖ＿ＥＳｅｔ」および「Ｄｉｖ＿ＬＳｅ ｔ」とを示す。これらの各クロック信号は下記の第６図について詳細に説明する 。さらに、第５Ａ図は２つの割り込み信号、すなわち「ＩＯ＿割り込み」と「割 り込み＿ベクトル」とを示す。ＩＯ＿割り込み信号は注意信号に対する通常のリ クエスト（すなわち１つのマスキングされた割り込み信号）を生じ、この信号が 割り込みベクトル信号によって指示された２つの割り込みハンドリング・ルーチ ンのいずれか一方に対してコントロール転送を生じる。 第５Ｂ図は５個の各汎用レジスタ１００を示し、ＧＰＲＥＧ１（またはＧＰ１ ）について他の汎用レジスタよりも詳細に説明する。さらに詳しくは、３選択可 能入力信号、すなわち主数理出力バス１１６用の「ＭＭＯ」、加算器バス１１８ 用の「加算器＿出力」、およびインクリメンタバス１２０用の「インクリメンタ ＿出力」が図示されている。この図に図示されていないが、汎用レジスタそのも のの出力から第４選択可能入力が取られる。ラベル「Ｗｈｏ」信号は選択バス１ ７からの適当ラインを示す。従って、汎用レジスタＧＰ１の場合、Ｗｈｏ信号は 選択バス１７のライン「３８」と「３９」とを示す。ＣＰＵ構成部分の多くと同 様に、各汎用レジスタ１００は両方のＥＣ（「ＥＳｅｔ」および「ＥＲｅｓｅｔ 」）およびＬＣ（「ＬＳｅｔ」および「ＬＲｅｓｅｔ」）クロック信号セットを 受け る。また第５Ｂ図はローカルＲＡＭ回路１２４および出力回路１２２から受信さ れた各入力信号を示す。ローカルＲＡＭ回路１２４は追加汎用レジスタを成すよ うに操作される。１つの命令において、「０」乃至「ＦＥ（ｈｅｘ）」の範囲内 の一定アドレスが与えられる。あるいは、「ＦＦ（ｈｅｘ）」のアドレスにより 、ＣＰＵ１２がＧＰ４からローカルＲＡＭアドレスを得る。いずれにせよ、単一 命令において、ローカルＲＡＭ回路１２４から１つの数を読出し、他の数をこれ に加え、これをローカルＲＡＭ回路に逆に書込む事が可能である（同一ＲＡＭア ドレスが使用されるとして）事を注意しよう。 第５Ｃ図はデータメモリ制御回路１４を示すが、この接続においてインタフェ ース回路１２８を含まない。インタフェース回路１２８の一部が第５Ｈ図に図示 されている。この部分はデータバス２６を成す４０ラインのそれぞれについて反 復されているからである。この点に関して、インタフェース回路１２８は外部デ ータバス２６に接続され、またこのインタフェース回路は４０ビット「データ＿ Ｍｅｍ＿Ｉｎ」信号を生じ、この信号がデータメモリ制御回路１４（Ｕ６）によ って受信される。インタフェース回路１２８そのものは、データメモリシステム ２０に書込むためにデータメモリ制御回路１４（Ｕ６）から４０ビット「データ ＿書込み＿値」を受ける。インタフェース回路１２８は一対の３状態バスドライ バ１８４−１８６を含み、ドライバ１８６は可能化ＬＯＷコントロールポートを 有する。バスドライバ１８４−１８６は読取り書込み「Ｒ／Ｗ」ライン３０によ って制御される。読取り書込みライン３０がＬＯＷである時、インタフェース回 路１２８がデータワードをデータメモリ制御回路１４からバスドライバ１８６を 経由して外部メモリシステム２０に転送する。逆に、読取り書込みライン３０が ＨＩＧＨである時、インタフェース回路１２８はデータワードを外部メモリシス テム２０からバスドライバ１８４を経由してデータメモリ制御回路１４に転送す る。前述のように、キューメモリ制御回路１８は、データメモリ制御回路１４に 備えられるものと類似のインタフェース回路を含む。 第５Ｄ図はＣＰＵ１２によって得られる各出力信号を示す。この点に関して、 第５Ｃ図の「データ＿書込み＿値」信号は第５Ｄ図において「Ｄ＿出力＿データ 」ラベルを有する事を注意しよう。さらに、論理解析器１２６は各種内部信号を ＣＰＵ１２の論理解析部分に選択的に転送するために４０ビット「論理＿解析＿ データ」信号を生じる事を注意しよう。論理解析器１６は１６入力×４０ビット 幅のマルチプレキサである。この解析器は第１図に図示のようなプログラムデー タバス３２とは別個の４ビットアドレスを有する。この４ビットアドレス能力は ＣＰＵ１２に対する他のすべての入力から非同期とする事が好ましい。また論理 解析器１２６によって読取られるデータが与えられた命令サイクル（例えば１１ ２ｎｓｅｃ サイクル）中に２度ラッチされる事が好ましい。これは、単一クロ ックサイクル中においてＣＰＵ１２の二、三の構成部分を二重使用する事を可能 とするからである。従って、このようにして、与えられたクロックサイクル中に データを２度ラッチする手順はユーザが両方の事象を捕捉する機会を与える。特 に図示されてはいないが、この実施態様においては、論理解析器１２６は５６ｎ ｓと１１２ｎｓとにおいてクロック信号パルスを受ける。 第５Ｅ図はＳ１マルチプレキサ１０２、Ｓ２マルチプレキサ１０４、および主 数理ユニット４０に対する二、三の構成部分を示す。主数理ユニット４０に対す る残余の構成部分は、圧縮／インフレーション回路１６０以外、第５Ｆ図に図示 されている。第５Ｅ図について述べれば、構成部分Ｕ２０はマルチプライヤー１ ６８とビット計算機１６６とを含む。第５Ｆ図については、主数理マルチプレキ サ４０は、加算回路１５８、マルチプライヤー１６８または除算回路１４６から 発生されるエラーを検出するエラー回路１５９を含むように図示されている。こ のようなエラーの存在がＭＭＵ ＥＲＲ信号として、エラートラッキング回路１ ８２に転送され、この回路１８２は第５Ｇ図に図示されている。また第５Ｇ図は 加算計算プロセッサ１０６、インクリメンタ計算プロセッサ１０７およびコンパ レータ１０８を示す。 第６図について述べれば、ＣＰＵ１２によって使用されるクロック信号のタイ ミングダイヤグラムを示す。一番上のダイヤグラムは７２ＭＨｚクロック信号２ ００を示し、この信号は前述のようにＣＰＵ１２に対する基本的クロック周波数 を与える。またこの一番上のダイヤグラムは１１２ｎｓごとに発生するクリアク ロック信号２０２を示す。この１１２ｎｓ時間はＣＰＵ１２の全クロックサイク ルを表わす。第６図の一番下に破線で示した時間間隔はそれぞれ２８ｎｓを示す 。従って時間区分「４」はクリアクロック信号２０２のＨＩＧＨからＬＯＷまで の２８ｎｓに対応する。 ＣＰＵ１２の正規クロック信号は「ＥＳｅｔ」、「ＥＲｅｓｅｔ」、「ＬＳｅ ｔ」、「ＬＲｅｓｅｔ」および「ＭｅｍＤｉｓ」から成る。ＥＳｅｔとＥＲｅｓ ｅｔ信号との組み合わせは時に「ＥＣ」クロック信号セットと呼ばれる。同様に ＬＳｅｔとＬＲｅｓｅｔ信号の組合わせは時に「ＬＣ」クロック信号セットと呼 ばれる。これら２つのクロック信号セットは、ＣＰＵ１２の中にメタ安定状態が 存在しないようにする位相を有する。メタ安定状態は、データがクロック信号遷 移と同一時間にデータが変化する場合に生じうる状態である。ＥＣおよびＬＣク ロック信号は、入力データまたはアドレス情報を捕捉し保持するためにＣＰＵ１ ２全体にブリゲードラッチとして使用される。このＥＣおよびＬＣクロック信号 については下記の第７図についてさらに詳細に説明する。ＭｅｍＤｉｓクロック 信号は、二、三のメモリー回路のチップ可能信号を除去するなどしてこれらのメ モリー回路中のメモリー動作を停止するために使用される。メモリーサイクルは 、ＭｅｍＤｉｓクロック信号をＬＯＷに行かせる事によって開始され、これは、 アドレス、アドレスデコードおよびＲ／Ｗラインがメモリーピンに設定されるの に十分な時間が経過した後に生じる。 また第６図は、第２２図について説明される除算回路において使用される除算 クロック信号「ＤｉｖＥＳｅｔ」および「ＤｉｖＬＳｅｔ」を示す。また第６図 は二つのローカルＲＡＭクロック信号、すなわち「書き込み信号」および「Ｒｓ ｅｔ」信号の発生を示す。これらのクロック信号の名称からわかるように、書き 込み信号はデータをローカルＲＡＭ回路１２４の中に書きこませ、Ｒｓｅｔ信号 はデータをローカルＲＡＭ回路から読み取らせる。 第７図について述べれば、ＣＰＵ１２の中に使用されるブリゲードラッチ回路 の構成を示すためにスタック回路１２１の一部が示されている。さらに詳しくは 、第７図は一対のＤ型フリップーフロップまたはラッチ回路２０４と２０６とを 示す。第一ラッチ回路２０４はＥＳｅｔおよびＥＲｅｓｅｔクロック信号を受け 、第２ラッチ回路２０６はＬＳｅｔとＬＲｅｓｅｔクロック信号とを受ける。Ｅ Ｓｅｔクロック信号により、第１回路２０４がその入力信号を読み取る事ができ る。次に、読取られた入力信号を捕捉し保持するために、ＥＲｅｓｔクロック信 号（ラベル「ＥＣＬＥＡＲ」）が使用される。言い替えれば、ラッチ回路２０４ （ライン２０８）からの出力信号は入力信号のデジタル値に対応する。実際上、 現在の命令の中に含まれる値のいずれかを変更する事なく最後の命令から得られ たデータ捕捉するためにＥＳｅｔおよびＥＲｅｓｔ遷移が使用される。次に、第 ２ラッチ回路２０６に対する入力信号を代表するライン２０８上の出力信号を読 取るためにＬＳｅｔクロック信号が使用される。次にライン２０８上のデジタル 値を捕捉するためにＬＲｅｓｅｔクロック信号（ラベル″NOT＿LCR″）が使用さ れるので、ラッチ回路２０６（ライン２１０）からの出力信号がこのデジタル値 に対応する。言い替えれば、次の命令を開始し現在の命令の結果を捕捉するため にＬＳｅｔとＬＲｅｓｅｔクロック信号が使用される。 本発明の使用のフィーチャの一つは、単一のクロックサイクル（この実施態様 においては１１２ｎｓ）の間に特定の回路構成部分１回以上使用できる事にある 。 例えば加算器１０６の中においてレジスタＧＰ１の内容をレジスタＧＰ３の内容 に加え、その結果をレジスタＧＰ１の中に記憶する事ができる。これらすべての 操作は、単一クロックサイクル中に実施される単一プログラム命令で実施される 。この例においては、レジスタＧＰ１から読取り、その値をこのレジスタの中に 同一クロックサイクル中に記憶する事により、レジスタＧＰ１を２度使用する。 このフィーチャは、計算構成部分と二、三の関連の構成部分に現在のクロックサ イクル終了までその入力の読取りを継続する事によって達成される。このように して前記の例において、加算器１０６は現在のクロックサイクル中にその入力信 号を読取り続ける。ＬＲｅｓｅｔ信号がＨＩＧＨからＬＯＷに遷移すると、汎用 レジスタからのデータ出力が急速に安定する。従って、現在のクロックサイクル の終了前にどれだけ多くのタスクが汎用レジスタから実行されるかを決定するの は、計算構成部分と信号ルーチング接続の速度である。 他の例として、レジスタＧＰ１とＧＰ２の内容をマルチプライヤー回路１６８ によって乗算する事ができ（単一精度のため）、次にこれを他の値とコンパレー タ１０８によって比較する事ができる。この場合にもこれらすべてのタスクが単 一プログラム命令により単一クロックサイクルで実施される。マルチプライヤー 回路１６８は適当な操作コードによって可能化されるや否やその乗算機能を開始 するので、その入力信号は、レジスタＧＰ１とＧＰ２からの出力信号が安定する まで変動する。同様に、コンパレータ回路１０８に対する入力信号も、マルチプ ライヤー回路１６８から出力信号が（主数理ユニットマルチプレキサ１１４を介 して）安定するまで変動する。従って、現在のロックサイクルについてすべての 計算が完了するまで、ＣＰＵ１２を通して入力信号が変動する事を注意しなけれ ばならない。 第８図について述べれば、インクリメンタ回路１０７の詳細なブロックダイヤ グラムが図示されている。さらに詳しくは、インクリメンタ回路１０７は一対の マルチプレキサ２１２−２１４と完全４０ビット加算記２１６とから成る。マル チプレキサ２１２は可能な数入力信号のどれを増分すべきかを決定するために使 用され、マルチプレキサ２１４はどのようなインクリメンタ法を使用すべきかを 決定するために使用される。マルチプレキサ２１２による入力信号選択は、ライ ン２１８に示すように３本の操作コード「ｗｈｏ」ラインによって制御される。 ３本のｗｈｏラインの使用は相異なる９入力信号を選択する事を可能にするが、 マルチプレキサ２１２は相異なる８入力信号を選択するように設計されている。 マルチプレキサ２１２または２１４について標準８：１マルチプレキサセルを使 用する事ができるが、これらのマルチプレキサを２：１マルチプレキサセルのセ ットから形成する事によりスループットが増進される。しかしこの場合にはこの プロセスにおいて消費されるゲート数とのトレードオフがある。 第８図に図示のように、マルチプレキサ２１２への入力信号は５個の汎用レジ スタ１００と、データバス１５と、ローカルＲＡＭ回路１２４からの出力と、キ ューメモリー制御回路１８からの出力とである。これらすべての可能な入力信号 がキューアドレス信号以外は４０ビット幅である事を考慮すれば、ライン２２０ はラベル「４０」により、マルチプレキサ２１２が８×４０マルチプレキサであ る事を示す。これに対してマルチプレキサ２１４に対する入力信号は種々のイン クリメンタ代替を示すために第８図の右側に図示されている。例えば、入力信号 「１」はマルチプレキサ２１２によって選択された入力信号が１づつ増分される 事を示し、また入力信号「４」はマルチプレキサ２１２によって選択された入力 信号が２づつ増分される事を示す。インクリメンタ１０８が全４０ビット加算器 ２１６を含む事を考慮すれば、他の４０ビット入力信号は、レジスタＧＰ３から の出力など、マルチプレキサ２１４によって選択する事ができよう。４０ビット 加算器２１６は標準型単ビット全加算器セルから構成する事ができる。 第９図は加算器回路１０６の詳細ブロックダイヤグラムを示す。この点に関し て、加算器回路１０６の設計はインクリメンタ回路１０７の設計にきわめて類似 している事を注意しよう。しかし、マルチプレキサ２２２−２２４に対する入力 信号の一部は異なっている。例えば、レジスタＧＰ１の内容をレジスタＧＰ５の 内容に加える事ができ、または所望ならばそれ自体に加算する事ができよう。加 算器回路１０６とインクリメンタ回路１０８のいずれもアドレスレジスタの平行 増分と減分を生じる事を注意しなければならない。さらにこれら二つの回路は増 分／減分カウンターの代替法を成し、またデータ移動の代替法を成す。これらの 二つの回路におけるすべての入力ワードは３９ビット正整数として処理する事が 好ましい。 第１０図について述べれば、コンパレータ回路１０８の詳細なブロックダイヤ グラムを示す。この図面は第３Ａ図についてさきに述べたコンパレータ回路１０ ８のダイヤグラムに近似している。比較ニーモニックライン２２６は全体として 、コンパレータ回路１０８によって実行される機能を確定する３本の操作コード ラインを示す。この実施態様において、比較回路は、インクリメンタ１０７のマ ルチプレキサ２１２と同様の８：１の出力マルチプレキサを含み、また３本の操 作コードラインがどの論理合成値を転送すべきかを確定する。言い替えれば、比 較回路１４４は二つの入力信号が等しいかどうか（ビットバイビット）を確定す るための第１セットの論理ゲートと、二つの入力信号が等しくないかどうかなど を確定するための第２セットの論理ゲートとを含む。従って、各コンパレータ機 能は各ロックサイクルにおいて実行され、またこれらの合成の１つのみが出力マ ルチプレキサによって選択される事を注意しなければならない。このようにして 、比較回路１４４は主数理ユニット４０と同様に作動する。 第１１図について述べれば、ＣＰＵ１２の一部のさらに詳細なブロックダイヤ グラムを示す。さらに詳しくはこの第１１図は、各汎用レジスタ１００が入力マ ルチプレキサ２２８およびブリゲードラッチ回路２３０から成る事を示している 。 この点に関して、ブリゲードラッチ回路２３０は前記の第７図に図示のものと類 似である。さらに第１１図は、各レジスタ１００が４ーボート幅フィードバック 接続を有し、マルチプレキサ２２８がこのレジスタの出力をその次の入力として 選択できるように成されている。入力マルチプレキサ２２８からロードされた値 が現行命令サイクルの終点でラッチされまたは捕捉された時に、この値が次の命 令において使用される。従って、現在汎用レジスタ１００の中に記憶されている 値は最後に実行されたロード命令からくる事を注意しよう。 さらに第１１図は、ローカルＲＡＭ回路１２４が入力マルチプレキサ２３４、 メモリ回路２３６、出力ラッチ２３８およびアドレスマルチプレキサ２４０から 成る事を示す。記憶されるデータを選択するために入力マルチプレキサ２３４が 使用され、これに対して、このデータをメモリ回路２３６の中に書込みまたはデ ータをメモリ回路２３６から読取るためのアドレスを選択するためアドレスマル チプレキサ２４０が使用される。また第１１図はデータメモリ制御回路１４の一 部を示し、この部分は第１３図について詳細に説明する。 また第１１図は「数種の特殊レジスタ」とラベリングされた入力ライン２４２ を示す。これらの特殊レジスタは、下記の表５においてチャンネル「７」乃至「 Ａ」として識別されるレジスタを含む。この点に関して、表５はＳ１およびＳ２ マルチプレキサおよび論理解析マルチプレキサ１２６に対する１６の入力信号の それぞれを識別する。Ｓ１マルチプレキサ１０２に対するルーチン加算入力は、 Ｓ１マルチプレキサ上のビット「１７」乃至「２０」の中にマッピングされるレ ジスタＧＰＳのビット「３５」乃至「３８」を代表する（他のすべてのビットを ゼロに等しいとして）。この特殊入力信号は、圧縮アドレスを直接に計算する事 が望ましいサブルーチンについて有益である。さらに、Ｓ１マルチプレキサ１０ ２に対するビット選択入力は特定のビットを選択し、ビット１５位置の中に配置 し、さらに操作する事を可能とする。 第１２図について述べれば、プログラムメモリ制御回路１６の詳細ブロックダ イヤグラムが図示されている。この点に関して、回路１６は外部プログラムメモ リシステム２２から１２０ビット命令ワードを受ける。また回路１６は、代表的 ２４ビットライン２４４によって示されるように、プログラムメモリシステム２ ２にアドレスする事ができる。回路１６は一対のラッチ回路２４６−２４８を含 み、これらのラッチ回路が一緒に１２０ビットワードブリゲードラッチを形成す る。しかしこの場合、これらの２つのラッチ回路の間に、デコーダ論理回路２５ ０への信号接続が備えられている。デコーダ論理回路２５０は、マルチプライヤ ー回路１５８およびバイナリ−ＢＣＤ変換器１４８などのキューピン１２上の二 、三の電力消費回路を生かしまたは可能化するために使用される。言い替えれば 、デコーダ論理回路２５０は単に１２０ビット命令中の二、三のビットの値をチ ェックし、これらの値をラッチ回路２５２の中に捕捉する。もし例えば受信され た命令がＢＣＤ変換機能を実行する事を主数理ユニット４０に対する適正な機能 コードが示すならば、「可能化ビンＢＣＤ」信号がラッチ回路２５２からバイナ リ−ＢＣＤ変換器１４８に転送される。ラッチ回路２５２がＬＣクロック信号に 対して責任を有する事を考慮すれば、ラッチ回路２４６と２５２も結合してブリ ゲード型ラッチを形成する事が理解されよう。 外部プログラムメモリシステム２２から受信された１２０ビットのうち、８０ ビットは個別にラッチ回路２４８から中央処理装置１２の構成部分にルーチング されてその動作を指向する。ＣＰＵ１２の命令ワードに使用される非常に幅広い 書式の故に、マイクロコード・デコーディングの必要がない事が理解されよう。 デコーダ論理回路２５０は、比較的小数の８０ビット操作コードラインに関連し てのみ、またその場合ＣＰＵ１２中の小数の回路構成部分の電力消費を低減させ るためにのみ使用される。１２０ビット命令ワード中の他の４０ビットはプログ ラム・イミーディエット・ワードを含み、これらのワードは所望ならデータまた はアドレスのために使用する事ができる。 プログラムメモリ制御回路１６は、プログラムカウンター値に対してソース信 号を選択するために使用されるマルチプレキサ２５４を含む。この点に関して、 第１２図は８の可能信号ソースをそれぞれ示し、プログラム・イミーディエット ・ワードがこれらの信号ソースの１つである。主数理ユニット４０から得られた 合成出力がプログラムカウンター値のもう１つのソースである。このようにして 、任意のプログラムカウンターアドレスを事象に基づいて計算する事ができる。 キ ューメモリアプローチの目的はプログラム メモリ アドレスのリスト（並びに サブルーチン アーギュメント）のリストを記憶するにあるので、キューメモリ 制御回路１８からの出力値も与えられる。従って例えば、キューリストが次のプ ログラムメモリアドレスに前進させられる時に、マルチプレキサ２５４が「キュ ー読出レジスタ」ソース値を選択するように命令される。割り込みベクトル信号 はプログラムカウンターアドレス値のもう１つのソースを成す。この接合におけ る割り込みベクトル信号の使用は、外部発生割り込みに応答して少なくとも２つ の割り込みルーチンにアドレスする事を可能とする。 プログラムカウンターアドレス信号のソースは原則として、３本の操作コード ラインから選択される。外部リセット信号またはジャンプ状態に応答するために 、３論理ゲートが備えられる。リセット信号は反転バッファ２５８によって受信 されるが、この特定の実施態様において８可能ジャンプ基準の１つの選択するた めにマルチプレキサ２６０が使用される。マルチプレキサ２６０は３操作コード ライン（すなわち、ビットロケーション６８乃至７０）によって制御され、これ らの操作コードラインは第１２図においては「Ｈｏｗ」ラベルによって識別され る。従って例えば、プログラム命令は、コンパレータ１０８の出力値をチェック し、「ＰＣＰ１ Ｏｒ Ｚｅｒｏ」信号によって与えられるように比較出力が虚 偽である時に他のプログラムアドレスにジャンプするように設計する事ができる 。下表６はプログラムジャンプがＣＰＵ１２によって優先的に扱われる事を示す 。１つの命令が実行されている時、プログラムカウンターの現行値が次に実行さ れるべき命令である。従って、ＰｒｏＣｏｕｎｔＰｌｕｓ１の値がスタック中に 保管されていれば、現行実行命令プラス２のアドレスが現在保管されている。い ずれにせよ、１つの命令パイプラインが与えられる事が理解されよう。表６にお いて、アドレス「Ｘ」の単一ラインサブルーチンへのジャンプの例が示されてい る。 プログラムカウンターそのものが２４ビットブリゲードラッチ２６２から成る 。プログラムカウンター値を１だけ増分して「ＰｒｏｇｒａｍＣｏｕｎｔｅｒＰ ｌｕｓ１」信号を生成するために、加算器回路２６４が備えられている。Ｐｒｏ ｇｒａｍＣｏｕｎｔｅｒＰｌｕｓ１信号は例えばスタック回路１２１によって記 憶されるべきアドレス値として使用される。またマルチプレキサ２６６は、Ｐｒ ｏｇｒａｍＣｏｕｎｔｅｒＰｌｕｓ１信号と、すべての２４ビットがゼロに設定 されたゼロ信号とを受ける。マルチプレキサ２６６は外部リセット信号によって 制御される。リセット信号がＬＯＷである時、出力「ＰＣＰ１ Ｏｒ Ｚｅｒｏ 」がＰｒｏｇｒａｍＣｏｕｎｔｅｒＰｌｓ１信号の値を有する。しかしもしリセ ット信号がＨＩＧＨになれば、「ＰＣＰ１ Ｏｒ Ｚｅｒｏ」信号がゼロとなる 。このゼロアドレス値がマルチプレキサ２５４によって選択され、最終的にＣＰ Ｕ１２の初期化ルーチンを開始するためにプログラムメモリシステム２２に転送 される。 第１３図について述べれば、データメモリ制御回路１４の詳細ブロックダイヤ グラムを示す。前記のように、外部データメモリシステム２０からデータを要求 するアドレスは種々のソースから誘導される。従って、データメモリ回路１４は 、この実施態様において可能な８アドレスソースから１つのソースを選択するた めにデータアドレスマルチプレキサ１３０を含む。マルチプレキサ１３０は、若 干の説明を要する２つに入力ソース、すなわち「ＱｕｅＡｎａ」ラベルの信号と 「ＱｕｅＤｉｇ」ラベルの信号とを含む。これら２つの信号は、図示のように汎 用レジスタＧＰ５の選択されたビットから誘導される。この点に関して、Ｑｕｅ Ａｎａ信号はアナログ信号処理ルーチンのアドレスを代表し、ＱｕｅＤｉｇ信号 はディジット信号処理ルーチンのアドレスを代表する。これらのルーチンは下記 の第１４Ａ図乃至第１４Ｃ図について説明される。 ブリゲードラッチ１３４は４０ビットフィードバックライン２６８とマルチプ レキサ２７０とを通る循環接続を含む。マルチプレキサ２７０はブリゲードラッ チ１３４に、「ＳｈａｒＡｃｔｉｖｅ」または「ＰｒｉｖＡｃｔｉｖｅ」信号が ＨＩＧＨになれば最後のデータワードを循環させる。ＳｈａｒＡｃｔｉｖｅ信号 は外部発生信号であって、他のコンピュータエンティティがデータメモリシステ ム２０にアクセスしているがＣＰＵ１２がなおもデータメモリシステムに書き込 める事を示す。これに対して、ＰｒｉｖＡｃｔｉｖｅ信号は、ＣＰＵ１２に対し て、外部コンピュータエンティティが私的にデータメモリシステム２０にアクセ スしておりＣＰＵ１２がデータメモリシステムに書き込めない事を知らせる。ま た、データメモリ制御回路１４からの「ＤａｔａＲｅａｄＲｅｇ」出力が、ＣＰ Ｕ１２によるデータメモリシステム２０の読取りまたは書き込みのいずれかに際 してデータバス１５上の値によって更新される事を注意しなければならない。 第１４Ａ図について述べれば、キューメモリ制御回路１８の詳細ブロックダイ ヤグラムが図示されている。このキューメモリ制御回路１８は双方向インタフェ ース回路２７４を含み、この回路２７４は外部キューメモリシステム２４との間 において書き込み操作と読取り操作を生じる。この点に関して、キューメモリシ ステム２４に書き込まれるデータは汎用レジスタＧＰ５からのみ誘導される。し かしキューメモリデータは、適当な用途において他の適当なソース、例えばロー カルラム回路１２４から誘導する事ができる事が理解されよう。キューメモリ制 御回路１８は二つのブリゲードラッチ２７６−２７８を含む。ブリゲードラッチ ２７６は、一般にプログラムメモリアドレスまたはデータメモリアドレスを代表 する現行キューデータ値を捕捉し保持するために使用される。ブリゲードラッチ ２７８は次のキューメモリアドレスを捕捉し保持するために使用される。キュー メモリシステムの主要な用途はアドレスの秩序リストを保管する事にあるので、 ラベル「ＱｕｅＲｅａｄＲｅｇ」のキューメモリデータバス上に伝送される次の アドレス値を得るためには単に増分されればよい。従ってキューメモリ制御回路 １８は現行キューメモリアドレスを一つだけ増分させる加算器回路２８０を含む 。しかし、計算されたアドレス値が必要とされるこれらの場合において、他のア ドレス信号ソースを選択するためにマルチプレキサ２８２が使用される。実際に これらのアドレス信号ソースの１つは現行キューメモリアドレスそのものの反復 とする事ができる。 現行キューメモリアドレスを繰り返す必要のある二つの場合を第１４Ｂ図と第 １４Ｃ図に示す。第１４Ｂ図はデジタル信号ルーチンに対するキューメモリワー ド書式を示すが、第１４Ｃ図は二、三のアナログ信号処理ルーチンのキューメモ リワード書式を示す。これらのデジタルおよびアナログ信号処理ルーチンは下記 の表７に表示される。 さらに詳しくは、第１４Ｂ図と第１４Ｃ図に図示のキューワード書式はいずれ も、ＣＰＵ１２によって、サブルーチンアドレスとデータ引き数とを含む単一キ ューワードを処理させる。これは、サブルーチンアドレスが１つのキューメモリ ロケーションに保管され、データ引き数がキューメモリシステム２４中の次の指 標ロケーションに保管されるキューリスト手順と相違する。この構成の結果とし て、多くのデジタルおよびアナログ信号処理ルーチンがそれぞれ１つのキューメ モリロケーションを占め二つの命令を実行しなければならない。 第１５Ａ図と第１５Ｂ図について述べれば、出力回路１２２の詳細ブロックダ イヤグラムを示す。出力回路１２２は、出力ワードのデータソースを選択するた めに入力マルチプレキサ２８４を含む。例えば４０ビット出力レジスタのビット ０ないし１０を設定するために主数理出力バス１１６が選択される。ブリゲード ラッチ回路２８６によって示されるように、これらのビットは出力回路１２２に よって捕捉される。またブリゲードラッチ回路１８６を第１５Ｂ図に示し、この 図は、主数理ユニット４０から算術「キャリー」信号を生じる出力回路１２２の 一部を示す。第１５Ａ図と第１５Ｂ図の回路の組み合わせにより、キャリーを設 定しクリアし、または読取りまたオーバフローを捕捉する事ができる。主数理出 力バス１１６がデータソースとして選択されない場合、出力回路１２２は下記の 表８の各出力レジスタビットロケーションに示された出力信号を発生する。 これらの信号の大部分は、出力回路１２２によって「設定」されないので読み だし専用信号である。言い替えれば、これらの信号はすでに他の回路の中にラッ チされている。前述のように、出力回路１２２はＣＰＵ１２の中に種々の信号を 一緒に集めてこれから４０ビットワードを形成する。図示されてはいないが、こ れらの信号はその信号強さを増大するためにバッファリングする事ができる。こ のワードから選択されたビットは他の回路によってコンパレータ１０８から（ビ ットロケーション１７を経由して）出力値として読取る事ができる。同様にして 、二、三の回路、例えばマルチプライヤー１６８の電力不能化機能をテストする 品質制御の目的から、論理解析器１２６を通して電力可能化テスト点信号をチェ ックする事ができる。除算操作のために受けなければならない命令の数の計数で はなく、ＤｉｖｉｄｅＤｏｎｅ信号をチェックする事もできる。 第１６図には、割り込み回路１８０の詳細ブロックダイヤグラムが図示されて いる。この実施態様において、割り込回路１８０は出力回路１２２の一部として 構成される。従って例えば第１６図は第１５Ａ図および第１５Ｂ図と同一のブリ ゲードラッチ回路２８６を含む。ＯＲゲート２８８に対する割り込信号入力は外 部から設定されるが、これはジャンピング（割り込ベクトルアドレス経由により ）または、出力レジスタそのものの直接設定／クリアによってクリアする事がで きる。割り込回路１８０はコンパレータ回路２９０を含み、この回路２９０が第 １２図において誘導されたプログラムカウンターソース選択信号を受ける。コン パレータ２９０がこの信号を「３」の値に対して評価する。これは第１２図のマ ルチプレキサ２５４に対するベクトル入力を代表するからである。 第１７図にはエラートラッキング回路１８２の詳細ブロックダイヤグラムを示 す。このエラートラッキング回路１８２の目的は、エラー数を計数しまた最後に エラーの発生した関連アドレスを割り出すにある。この回路１８２は、前記の表 ８に示すように出力レジスタのビット２が設定される時に可能化される。第１７ 図において、可能化エラートラッキング信号はＡＮＤゲート２９２によって受信 されるように図示されている。ＡＮＤゲート２９２はまた第１２図に図示の特殊 レコードラインからエラーマター信号を受け、主数理ユニット４０からエラー信 号を受ける。これらの３信号がＨＩＧＨである時、エラーの存在が検出され、キ ューメモリ制御回路１８から現行アドレスを補足しプログラムメモリ制御回路１ ６（第１２図のブリゲードラッチ２６２）のプログラムカウンターの現行アドレ スを補足する事によって、エラーの発生したアドレスを保管する。この点に関し て、キューメモリアドレスを補足するためにブリゲードラッチ回路２９４が使用 され、プログラムカウンターアドレスを補足するためにブリゲードラッチ回路２ ９６が使用される。エラーカウント値はブリゲードラッチ２９８によって保管さ れる。この値は、マルチプレキサ３００によって出力回路１２２から受けられた クリア信号によりクリアされまたは「ゼロ」にセットされる。エラーカウント値 がクリアされていなければ、マルチプレキサ３０４によって受けられたプログラ ム即値ワードを通して所望の値にプリセットする事ができる。あるいは、エラー が検出された時にこのエラーに「１」を増分するために加算器３０４を使用する 。エラーカウント値は出力レジスタのビット２０ないしビット２７を通して読み 出す事ができる。 第１７図は、エラートラッキング回路１８２がＥｒｒｏｒ Ｌａｓｔフラグを 設定またはクリアするため、ブリゲード・ラッチ２８６の一部を含む事を示す。 Ｅｒｒｏｒ Ｌａｓｔフラグは主数理機能がエラーを生じた後にＴＲＵＥに設定 され、他の主数理機能がエラーなしで実行されるまでＴＲＵＥに留まる。可能化 エラートラッキングラッチおよびクリアエラーラッチはＥｒｒｏｒ Ｌａｓｔビ ットに対して影響しない事を注意しなければならない。 第１８図にはスタック回路１２１の詳細ブロックダイヤグラムを示す。スタッ ク回路１２１はＲＡＭ回路３０６を含み、このＲＡＭ回路は３０の妥当ロケーシ ョンを含み、各妥当ロケーションは２４ビット幅である。スタックＲＡＭ３０６ 上に保管する事のできる値は無符号の整数である（第４Ａ図に図示のワード書式 のビット１５乃至３８）。符号ビットは保管された値またはアドレスに対してな んの影響も有しない。スタックのアドレッシングと、データ保管能力とは相互に 完全に独立であって、従ってスタックを双方向に成す。ユーザはスタック回路１ ２１の基礎アドレスと、スタックがどの方向に、すなわち高いアドレスに成長す るか低いアドレスに成長するかを選択する。第４Ａ図の４０ビットワード書式の 最初の５ビットに表われるスタックアドレスは偶数でなければならない。すなわ ち、スタックＲＡＭ３０６のロケーション０，１．．．２９はそれぞれ、000000 .0000，000000.0002乃至000000.003A(h)に対応する。 前述のように、スタック回路１２１は、スタックのアドレスがその上のデータ 記憶とは完全に独立であるように設計されている。従来の意味でのプッシュ操作 またはポップ操作をシミュレートする事ができるが、これらの操作は存在しない 。従って、スタックに対する書込みは、より正確にはスタック上の値の記憶と呼 ぶべきであろう。スタック回路１２１は、保管される値の３可能ソースを含む。 すなわち、プログラムカウンターからのProgCountPlus 1 信号と、加算器回路１ ０６からの出力と、スタックそれ自体の出力値とを含む。これらの入力ソースは マルチプレキサ３０８によって受信される。これに対して、スタックＲＡＭ ３ ０６に対するアドレスはブリゲード・ラッチ３１０から受信される。しかしマル チプレキサ３１２によって示されるようにスタックアドレスの３可能ソースが存 在する。スタックアドレス値は最初に加算器回路１０６の出力値から設定する事 ができる。その後、スタックアドレス値を１つづつ増分するために、加算器回路 ３１４を使用する事ができる。あるいは、スタックアドレス値から１だけ引いた 値を加算するために加算器回路３１６を使用する事ができる。加算器回路１０６ の出力は多数のポップ操作をバイパスするために使用する事もできる。こ れらの２つの加算器回路３１４と３１６の１ビット部分を第７図に示す。従って 、第７図においてマルチプレキサ３１２は全体としてＡＮＤゲート Ｕ５、Ｕ６ ，Ｕ１３，Ｕ１５およびＵ１７、およびインバータＵ１４とＵ１６とから成る事 が理解されよう。ライン３１７は加算器回路１０６のビットラインの１つを代表 する事を注意しなければならない。 スタック上に値を保管しようとする場合、まずアドレスを準備し、保管命令が 生じる前に少なくとも１つの命令を出す。同一命令において保管データと共にア ドレス変更が成されるなら、これは事後インクリメントまたはデクリメントとな る。言い替えれば、データが現行スタックアドレスに保管され、新アドレスが次 の保管操作のために準備される。スタックから読出す場合、まずアドレスを再び 準備しなければならない。アドレスが与えられると、スタック値が次の命令にお いて妥当、利用可能となる。読出しはデフォルト操作であるので、このデータは アドレス変更が成されるまで妥当である。 アドレス000000.003C および 000000.003E などのＲＡＭ回路３０６における ３０の妥当ロケーション以外のスタックアドレス値インクリメントまたはデクリ メントの実施は違法アドレスとして処理される。これらのアドレスは、ロケーシ ョン「２９」において StackAddr+1 コマンドを出し、またはロケーション「０ 」において StackAddr-1 コマンドを出す結果として生じる。このようなアドレ ス変更はＡＮＤゲート３１８によって検出され、これが出力レジスタにおいて損 失信号ビットを発生する。スタック・オーバ／アンダー・ドローン状態が検出さ れる時、スタック回路１２１がロックし、加算器回路１０６の出力から合法アド レスがロードされるまで操作は許されない。この状態において、スタック値まで のジャンプが成されるなら、プログラムカウンターがマルチプレキサ３２０を介 して「２」に設定され、これがエラー回復ルーチンを実行させる。 第１９図には、循環けた送り／マージ回路１６２の詳細ブロックダイヤグラム を示す。前述のように、この回路１６２は、種々の単一命令ビット循環けた送り 、マスキングおよびマルチ・ワードマージのために使用する事ができる。この回 路１６２は４つの相異なる入力ソース、すなわちＳ１マルチプレキサ１０２から の出力（ラベル「ソース１」）、Ｓ２マルチプレキサ１０４からの出力（ラベル 「ソース２」）、主数理ユニットの最初の４０操作コードを介して循環けた送り されるビット数（右側に循環けた送りされるソース１の内容）、およびマスク選 択マルチプレキサ３２２を含む。また選択マルチプレキサ３２２は第１９図に図 示のように４入力ソースを含む。 循環けた送り／マージ回路１６２は、４０のＡＮＤゲートセット３２４から成 る循環けた送りユニットを含む。この循環けた送りユニット３２４はシフティン グと相違し、ビット値の損失の場合と同様に循環けた送りを生じる。ソース１か ら選択されたビットをマルチプレキサ３２２の受信した入力信号の１つによって マスクするために、ＡＮＤマスクユニット３２６が含まれる。ソース２から選択 されたビットをマルチプレキサ３２２の受信した入力信号の１つによってマスク するために、ＡＮＤマスクユニット３２８が含まれる。最後にソース１とソース ２の信号の合併のためにＯＲマージユニット３３０が備えられている。例えば、 ソース１のビット「３９」乃至「２５」とソース２のビット「２４」乃至「０」 とを含む新ワードを生成しようとする場合、次の方法が使用される。 （１）ソース１の開始ワードを選択、 （２）ソース２の開始ワードの選択、 （３）Rot-Merge Maskの選択、すなわち設定されたビット「３９」乃至「２５ 」とクリアされたビット「２４」乃至「０」とを有するワード（Proglimmed値な ど）、 （４）「０」のローテート量（循環けた送りなし）の選択、 （５）主数理ユニットからの結果を所望の記憶（汎用レジスタ１００の１つ、 またはローカルＲＡＭ１２４など）に送る。 第２０図について述べれば、ビット計算機１６６の詳細ブロックダイヤグラム が図示されている。この点に関して、ビット計算機１６６の設計が循環けた送り ／マージ回路１６２に類似である事が理解されよう。このビット計算機１６６は 、４０ビットワード中の１つまたは複数（４０まで）のランダムビットを共通値 に変更する能力を有する。選択マルチプレキサ１７０からの出力は全部１（設定 ）または全部ゼロ（クリア）を含む。設定の場合、ソース１の内容がマージユニ ット３３２に落ちる。同様に、クリアの場合、ソース１の内容がマージユニット ３３２からブロックされる。ランタイムに適当マスク値を発生するため、マルチ プレキサ１７０に対して他の２つの入力信号がそれぞれ使用される。例えば、出 力レジスタの中に +000000.0100 を記憶する事によりフラグ１を設定する事がで きる。またソース１の値が、反転ユニット３３４を通してソース２の値に対する マスクを成す事ができる。マスキング後に、ソース１とソース２の値は単一４０ ビットワードに合併される。ビット計算機１６６の動作を説明するため、他の実 施例を示す。さらに詳しくは、不変状態にとどまるべきビット「１９」乃至「１ ５」以外、ワード中のすべてのビットをクリアしたい場合を考慮しよう。この場 合、下記の方法が使用される。 （１）変更されるワードを選択する（ソース２）、 （２）ビット計算機論理：クリアを選択、 （３）ソース１（ゼロとなるビット「１９」乃至「１５」以外すべて１のワ ード）について、プログラム即値入力などのマスクを選択する。 （４）所望の記憶（汎用レジスタ１００の１つ、またはローカルＲＡＭ１２ ４など）に対して主数理ユニット４０から結果を指向する。 第２１Ａ図乃至第２１Ｃ図について述べれば、マルチプライヤー１６８の詳細 ブロックダイヤグラムを示す。さらに詳しくは、これらの図は種々の乗算演算中 のマルチプライヤー１６８を示す。第２１Ａ図において、マルチプライヤー１６ ８は完全乗算精度を実施する事により主数理ユニットコード「４０」および「４ １」に対応する。この場合、上方または下方の４０ビットは主数理ユニット出力 マルチプレキサ１１４を通して選択する事ができる。第２１Ｂ図において、マル チプライヤー１６８は中央４０ビット、すなわちビット「１５」乃至「５３」プ ラス符号ビットを出力する。このような場合、非常に大きな数または非常に小さ な数がディジットを失う事が理解されよう。しかし、ビットが符号位置にシフト する時に、オーバフローエラーが検出される（「７９」ビットプロダクトのビッ ト「５３」）。生じたエラー信号は次の処理のためにエラートラッキング回路１ ８２に送られる。従って、プロダクトの大きさがゼロであれば、訂正回路１７６ が符号を正に設定する。第２１Ｃ図は、プロダクトが当該汎用レジスタ１００の １つまたは複数の内容に加えられる。この実施態様においては混合符号数理が訂 正またはチェックされないのであるから、すべての入力は正値でなければならな い事を注意しよう。 第２２図について述べれば、除算回路１４８の詳細ブロックダイヤグラムを示 す。前述のように、除算はＣＰＵ１２の中においてバックグラウンド処理として 実施される。分子がソース１の入力に表示され、分母がソース２の入力に表示さ れる。除算演算の結果は StartDivide命令後の第２１命令において得られる。こ の値は DivOut ビットを主数理ユニットソース２入力信号として選択する事によ ってアクセスされる。DivideError ビットとDivideDone ビットが出力回路１ ２２に転送される。この点に関して、出力ワード(Divide Done)のビット１５がS tartDivide 命令によってクリアされ（ＬＯＷ）、「２１」命令後にＨＩＧＨに 戻る。同様にエラーの生じた時、出力ワード（Divide Error）のビット１５がSt artDivide 命令によってクリアされ（ＬＯＷ）、「２１」命令後にＨＩＧＨに戻 る。 除算回路１４６は、それ自体のクロッキングスキームを有する通常の「可能な らシフトおよび減算」アルゴリズムを使用する。DivLSet および DivESet クロ ック信号はＥＣおよびＬＣクロック信号の２倍の周波数で生じる。StartDivide 命令信号はそれぞれのラッチ３３６と３３８において分子と分母を初期化し、そ の後、除算回路１４６はスタンドアロン・コプロセッサとなる。除算回路１４６ はより迅速に成されうるが、速度の比較的低い改良のために多数のゲートを必要 とする。さらに、除算演算は、ｘで割るよりも１／ｘを掛ける事によって避ける 事ができよう。 第２３Ａ図乃至第２３Ｃ図には、バイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８が図示さ れている。前述のようにバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８は、６ディジットの １６進数を８ディジットのバイナリコーディッド１０進数に変換するために使用 される。例えば、１０進数「１０」は、１６進数において「Ａ」で示され、バイ ナリにおいて「１０１０」で示される。しかしＢＣＤ等価数は一度変換されると 、ＢＣＤ書式においては１０ディジットが独立に処理されるので、″0001 0000 ″と表記される。第２３Ａ図はバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８の全体ブロッ クダイヤグラムである。このコンバータ１４８は、BinBCD モジュール３４０と ＡＳＣＩＩ符号値モジュール３４２とを含むように図示されている。第４Ａ図の 書式のワードの整数部分から６ディジット入力ワードが取られる。変換されると 、８ディジット結果は主数理ユニット出力の位置「０」乃至「２８」を占めれば よい。結果のためには「２９」ビットのみが必要である。大部分の有意ディジッ トはゼロまたは２だけだからである。正および負の数は結果のビット「３２」乃 至「３９」によって表示される。この場合、＋または−のＡＳＣＩＩコード等価 が、ソース１入力ワードの符号ビット（ビット３９）に基づいて配置される。正 の数については、符号として２Ｂ（ｈ）が使用され、負の数については２Ｄ（ｈ ）が使用される。 第２３Ｂ図乃至第２３Ｃ図にはバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８の詳細ブロ ックダイヤグラムが図示されている。第２３Ｂ図において、ソース１ラインはＳ １マルチプレキサ１０２からの出力を代表するので「Ｓ１」ラベルを有する。ま た第２３Ｂ図はバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８が第１２図のラッチ３５２か らEnable＿BCD 信号を受ける事を示す。このEnable＿BCD 信号は反転増幅器３ ４４−３４６によってバッファリングされる。Ｓ１信号のビット「１５」乃至「 ３８」はＡＮＤゲートセット３４８に指向されるが、ビット「３９」はＮＡＮＤ ゲート２５０に指向される。バッファリングされたEnable＿BCD 信号はこれら の２つのゲートに対する他の入力を成す。Enable＿BCD 信号はＳ１信号をＡＮ Ｄゲート３４８を通過させ、従ってバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８を生かす 。電子構成部分が信号遷移を受ける時にはるかに大きな電力が消費されるので、 Low Enable＿BCD 信号の使用は、バイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８を使用す る必要のない時にこのバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８中の電力消費を実質的 に低減させる効果がある。バイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８の可能化は、アク ティビティ検出論理ゲート３５２によって発生されるBinBCDActive 信号によっ てチェックする事ができる。 バイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８は Term＿Gather モジュール３５４を含 む。このモジュールは、ＡＮＤゲート３４８を通過した２４ビットの適当なビッ トを７コンバータ段階３５６−３６８の特定ビットラインに通過させる単なる電 気コネクタである。図示のように、各コンバータ段階３５６−３６４は２９ビッ トＢＣＤ結果を形成するのに役立ち、これを BinBCDOut ラベルを付ける。コン バータ段階は一連の完全加算器（ＬＳ１論理完全加算器セル ＦＡ１Ａなど）か ら成る。第２３Ｃ図は、ＡＳＣＩＩ符号値モジュール３４２が単に反転増幅器３ ７０とビットライン３７２とから成る事を示す。 第２４図について述べれば、パリティーチェッカー１６４が図示されている。 このパリティーチェッカーは受信したバイトをパリティーに関してチェックし、 またはパリティーを有するバイトを生成する（通信プロトコールの目的から）に ある。パリティーチェッカー１６４はＥｘＯＲゲートセット３７４−３８０から 成る。パリティーチェッカー１６４はＳ１信号（Ｓ１マルチプレキサ１０２から の出力）のビット「１５」乃至「２３」を受ける。ビット「１５」は第４Ａ図の ４０ビットワード書式の整数部分の最下位ビットである。ＥｘＯＲゲートは入力 数が偶数であるか奇数であるかを検出するために使用される。入力数が奇数であ れば、ビット２２がＥｘＯＲゲート３８０の出力を通して設定される。またビッ ト「１５」乃至「２１」は主数理ユニット出力マルチプレキサ１１４を通過させ られるので、奇数パリティーを有する７ビットデータワードが生成される。 第２５Ａ図乃至第２５Ｃ図について述べれば、圧縮回路１６０の詳細ブロック ダイヤグラムを示す。さらに詳しくは、第２５Ａ図は、「圧縮データ」機能（主 数理ユニット操作コード「６２」）に使用される圧縮回路部分を示し、第２５Ｂ 図および第２５Ｃ図は「圧縮コード」機能（主数理ユニット操作コード「６１」 ）に使用される圧縮回路部分を示す。圧縮データ機能においては、圧縮データ機 能においては、圧縮回路１６０は４０ビットデータワードを８の５ビットニブル として評価する。ゼロ値ニブルが除去され、非ゼロニブルが訂正された状態に残 る。例えば、提示されたデータワードが下記であれば、 00000-00111-00000-00000-00110-00000-00000-10000 残された訂正 ReadResidueValue（「ＲＲＶ」）は下記となる。 00111-00110-10000-XXXXX-XXXXX-XXXXX-XXXXX-XXXXX ここにｘｘｘｘｘは「ドントケア」を意味する。第２５Ａ図に図示のように、圧 縮されるデータワードがＳ１マルチプレキサ１０２から受信される。データワー ドの各５ビットニブルをＯＲゲートを通して処理し、ビットのいずれかが設定さ れているか（すなわち、ＨＩＧＨまたは非ゼロ値を有するか）いなかを確定する 。 これらの各ＯＲゲート３７４−３８８は、そのニブルが非ゼロであるかいなかを 表示する単一ビット信号を生じる。従って例えば、ＯＲゲート３７４が″Nib＿S ″ラベルの信号を生じ、この信号は、Ｓ１データワードのビット「０」乃至「４ 」のいずれかが非ゼロであればＨＩＧＨとなる。これらの８の″Nib＿S″信号の 組合わせがＳ１データワードにおける非ゼロニブルの位置を識別し、またこの組 合わせが「ＭＮ」コードと呼ばれる。従って″01000000″のＭＮコードはＮｉｂ ６５ニブルのみが非ゼロである事を示す。これらのＭＮコードビットはマルチプ レキサ列３９０の操作を制御する。これらのマルチプレキサは相互に接続され、 ＭＮコードによって制御されて、ゼロニブルのシフトし消去し、また残りのニブ ルを左方にシフトする。例えば、信号Ｎｉｂ１Ｓがゼロであれば、マルチプレキ サ３９がビット「５」乃至「９」ではなく、ビット「０」乃至「４」を選択する 。 第２５Ｂ図および第２５Ｃ図は圧縮コード機能の他のアスペクトを示す。この 点に関して、Ｓ１マルチプレキサ１０２から受けた数に対して４フィールドコー ドを生成するために圧縮コード機能が使用される。このコードの第１フィールド はＲＲＶ数のサイズである。このサイズ値は、Ｓ１データワード中の非ゼロニブ ル数の５倍に等しい。従って、圧縮回路１６０は加算器／マルチプライヤー回路 ３９４を含み、この回路がすべての″Nib＿S″信号を加算し、この値に５を乗じ る。この結果は６ビット信号であって、これはコンパレータ回路３９６に対する 入力を成す。コンパレータ回路３９６は加算器／マルチプライヤー回路３９４か ら得られた結果が５に等しいかいなかをチェックする。この結果が５に等しけれ ば、これは８ニブルの１つのみが非ゼロであった事を意味する。この「唯一」の 指標は４フィールドコードに対して第２フィールドを与える。第３フィールドは すでにＭＮコードによって与えられている。第４および最終フィールドは第２５ Ｃ図のＯＲゲート論理回路３９８によって確定される。図示のように、区域ゲー ト論理回路３９８は３ビット「ＳＮ」コードを発生するように構成されている。 ＳＮコードは、Ｓ１データワード中の（最上位から最下位までの）単一の非ゼロ ニブルを識別する整数値を代表する。 第２６図は圧縮データ機能に対する逆操作を示す。インフレーションに際して 、残された訂正ＲＲＶ数がＳ１マルチプレキサ１０２を通してインフレーション 回路１６１に供給される。しかしデコンプレッションのためにはＭＮコードから の情報が供給される必要がある。この実施態様において、ＭＮコードはＳ２マル チプレキサ１０４を通してインフレーション回路１６１に供給される。圧縮回路 １６０の場合と同様に、ＭＮコードの″Nib＿S″信号がマルチプレキサ列４００ を制御する。また″Nib＿S″信号はＡＮＤゲートセット４０２を、非ゼロ値を有 するこれらのニブル中を通過させる。圧縮回路１６１と同様に、インフレーショ ン回路１６１の出力は主数理ユニット４０中の出力マルチプレキサ１１４に指向 される。 第２７Ａ図乃至第２７Ｂ図は単一命令の例を示す。これらの図は本発明による ＣＰＵ１２の複合スーパスカラー能力を示す。さらに詳しくは、第２７Ａ図のブ ロック４０４は単一命令を示す。言い替えれば、ブロック４０４中のすべての操 作は単一の１２０ビット幅命令（８０ビットが命令の操作コード部分を成す）中 においてコード付けされている。ブロック４０４は命令ブロックセット４０６− ４１６を含み、このブロックは１つまたは複数の命令操作を含み、その操作の一 部が複合命令操作である。例えば、ブロック４０６は乗算操作４１８と、比較操 作４２０と、記憶操作４２１と、「ジャンプ・イフ・コンペア」操作４２２とを 含む。乗算操作４１８は第３Ｄ図に図示のマルチプライヤー１６８の中で生じる 。マルチプライヤー１６８は、汎用レジスタＧＰ１の内容をＳ１マルチプレキサ １０２から受け、汎用レジスタＧＰ２の内容をＳ２マルチプレキサ１０４から受 ける。この図には図示されていないが、第３Ｄ図は、マルチプライヤーの結果が ８汎用レジスタＧＰ３，ＧＰ４またはＧＰ５にも加えられる事を示す。主数理ユ ニット４０のマルチプレキサ１１４はマルチプライヤー１６８からの結果を通過 するようにコード付けされ、またコンパレータ１０８の入力マルチプレキサ１４ ０は主数理ユニットから結果を受けるようにコード付けされている。データブロ ック４２４によって図示されているように、コンパレータ１０８の入力マルチプ レキサ１４２は汎用レジスタＧＰ５の内容を受けるようにコード付けされている 。次にコンパレータ１０８が、汎用レジスタＧＰ５からの値が乗算計算と同一で あったかいなかを表示する１ビット出力信号を発生する。もしこれらの値が同一 であれば、プログラムメモリ制御回路１６中のマルチプレキサ２６０がマルチプ レキサ２５４に対する選択された入力信号の１つへのプログラムカウンター値の ジャンプを生じるように設定される。記憶操作４２１によって図示されるように 、マルチプライヤー１６８からの結果はキューメモリシステム２４の中に記憶さ れる。 割り込みブロック４０８はインクリメンタ操作４２６と記憶操舵４２８とを含 む。この点に関して、汎用レジスタＧＰ３から受けた値に１を加えるためにイン クリメンタ１０７が使用される。このようなアドレス値などの増分された値がロ ーカルＲＡＭ１２４の中に記憶される。ブロック４１０は汎用レジスタＧＰ１を その入力数として使用してバイナリ−ＢＣＤ動作４３０を開始する。単一クロッ クサイクル中に多数のバイナリ−ＢＣＤ操作を完全に実行する事ができるが、第 ２７Ｂ図はバイナリ−ＢＣＤコンバータ１４８からの出力が次の命令において使 用できる事を示す。この点に関して、第２７Ｂ図は記憶操作を含む命令を示す。 さらに詳しくは、第２７Ｂ図は変換結果がローカルＲＡＭ１２４の中に記憶され る事を示す。 また第２７Ａ図の単一命令ブロック４０４は、「１加算」操作４３６をフィー チャとする命令ブロック４１２を含む。この加算操作はプログラムメモリ制御回 路１６中の加算器２６４を使用してプログラムカウントに１を加算し、次に記憶 操作４３８に示されるように、このProgCountPlus1 値がスタック１２１の中に 記憶される。ブロック４１４は他の加算操作（操作ブロック４３９）を示す。し かしこの場合、汎用レジスタＧＰ４の内容を定数１（データブロック４４０）な どの他の値に加算するために加算器１０６が使用される。この加算操作の結果が ＧＰ４の中に記憶される（記憶ブロック４４２）。従って、この複合命令操作は 同一クロックサイクル中に汎用レジスタＧＰ４を二重使用する事が理解されよう 。また出力回路１２２を選択操作４４４によって制御される事を示すため、命令 ブロック４１６が含まれる。この場合、主数理ユニット４０からの出力が出力レ ジスタに記憶される。 第２７Ｂ図は単一命令ブロック４４９の中に含まれる２つの追加命令ブロック ４４６−４４８を示す。命令ブロック４４６は、汎用レジスタＧＰ２とＧＰ３が 一緒にインクリメンタ１０７の中に加算される事を示す（操作ブロック４５０） 。次にその結果がキューメモリ区域システム２４の中に記憶される（保管ブロッ ク４５２）。ブロック４４８は、除算操作４５４を示すがこの操作はこの命令が 実行されるクロックサイクル中に開始されるが、完了しない。しかし、インクリ メンタ１０７はその入力値に関してＳ１およびＳ２マルチプレキサに依存しない ので、ＧＰ１およびＧＰ５の内容がブロック４４６と同一命令中に、それぞれＳ １およびＳ２マルチプレキサ１０２−１０４を介して除算器によって使用される 事を注意しよう。 本発明は前記の説明のみに限定されるものでなく、その主旨の範囲内において 任意に変更実施できる。

【手続補正書】特許法第１８４条の８ 【提出日】１９９６年２月２６日 【補正内容】 請求の範囲 １． データメモリバスと別個おプログラムメモリバスとを有し単一クロック サイクル中において１以上の操作を実施する事のできる中央処理装置において、 複数の独立の計算プロセッサを含み、 前記の各独立の計算プロセッサがそれぞれプロセッサ出力ポートとプログラム 制御可能の多重化プロセッサ入力ポートとを有し、 前記各独立の計算プロセッサがそれぞれ少なくとも１つの固有の数理機能の専 用であり、また 少なくとも１つの前記計算プロセッサが少なくとも１つの論理機能を含み、 前記中央処理装置は、 複数のレジスタを含み、 前記の各レジスタは前記の各計算プロセッサからの出力ポートにそれぞれ接続 されたプログラム制御可能の入力ポートを有し、 また前記の各レジスタは前記の少なくとも１つの計算プロセッサの入力ポート に接続されたレジスタ出力ポートを有する複数のレジスタを有し、 また前記中央処理装置は、前記データメモリデータバス上のデータワードを受 けこのデータワードを転送するデータメモリ制御手段において、前記データメモ リ制御手段は少なくとも１つの前記計算プロセッサの入力ポートに接続された出 力ポートを有するデータメモリ制御手段と、 前記の各プロセッサ入力ポートと前記の各レジスタ入力ポートをプログラム制 御するため選択コードを代表する一連の割当てビットロケーションを含む命令ワ ードを前記ブログラムメモリデータバスから受け、前記選択コードを前記の各プ ロセッサ入力ポートと前記の各レジスタ入力ポートとに直接に転送してこれらの 各プロセッサ入力ポートと各レジスタ入力ポートをプログラム制御するためのプ ログラム制御手段とを含む事を特徴とする中央処理装置。 ２． 前記中央処理装置は、実行シーケンスデータバスと、別個の実行シーケ ンスアドレスバスと、プログラムメモリ中に記憶された命令ルーチンの開始アド レスのポインタを代表する前記実行シーケンスデータバス上のデータバスを受け また前記実行シーケンスアドレスバス上にアドレスワードを生成する実行シーケ ンスメモリ制御手段とを含む事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置。 ３． 前記実行シーケンスメモリ制御手段は、それぞれ前記の各計算プロセッ サからの出力ポートに接続された実行配列メモリ制御入力ポートを含む事を特徴 とする請求項２に記載の中央処理装置。 ４． 前記中央処理装置はさらにスタック回路を含み、前記スタック回路は、 前記の各計算プロセッサからのプロセッサ出力ポートに接続された増分機能専用 のスタック入力ポートと、前記プログラムメモリ制御手段に接続されたスタック 出力ポートとを有する事を特徴とする請求項２に記載の中央処理装置。 ５． 前記計算プロセッサはそれぞれ複数の独立計算回路と、前記各計算プロ セッサ中の前記の各計算回路に対する同時的入力のために少なくとも１つの前記 レジスタからの出力を選択するためのソース手段とを含む事を特徴とする請求項 １に記載の中央処理装置。 ６． 前記ソース手段は一対のマルチプレキサ回路を含み、また前記各マルチ プレキサ回路はマルチプレキサ回路入力ポートを有し、この入力ポートが前記デ ータメモリ出力ポートに接続される事を特徴とする請求項５に記載の中央処理装 置。 ７． 前記中央処理装置が論理解析マルチプレキサを含み、前記マルチプレキ サの各入力ポートは前記の各計算プロセッサの出力ポートおよび前記の各レジス タの出力ポートに接続されている事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置 。 ８． 前記中央処理装置はコンパレータ回路を含み、その複数の入力ポートは それぞれ前記複数のレジスタ出力ポートと少なくとも１つの前記計算プロセッサ 出力ポートとに接続されている事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置。 ９． 前記中央処理装置は少なくとも１つの前記計算プロセッサにおけるエラ ーをトラッキングするためのエラートラッキング手段を含む事を特徴とする請求 項１に記載の中央処理装置。 １０． 非常に長い命令ワードのマイクロプロセッサにおいて、 内部数理バスを成す出力ラインを有し、プログラム制御可能の主数理入力ポー トを有する主数理ユニットと、 内部加算器バスを成す出力ラインを有し、プログラム制御可能の加算器入力ポ ートを有する加算器ユニットと、 内部インクリメンタバスを成す出力ラインを有し、プログラム制御可能のイン クリメンタ入力ポートを有するインクリメンタユニットと、 それぞれ前記主数理バスに接続された第１入力ポートと、前記加算器バスに接 続された第２入力ポートと、前記インクリメンタバスに接続された第３入力バス と、前記第１、第２および第３入力ポートのいずれか１つを選択するための多重 化手段と、前記主数理ユニット、加算器ユニット入力ポートおよびインクリメン タユニット入力ポートおよび前記加算器入力ポートに接続された出力ポートとを 有する複数の汎用レジスタと、 データメモリデータバス上のデータワードを受けて転送するため前記の各レジ スタ出力ポートに接続されたデータメモリ制御手段において、前記の各主数理ユ ニット入力ポート、インクリメンタユニット入力ポートおよび加算器ユニット入 力ポートに接続された出力ポートを有するデータメモリ制御手段と、 前記の主数理ユニット、前記加算器ユニット、前記のインクリメンタユニット 、前記の各汎用レジスタに対する選択コードを代表する一連の割当てビットロケ ー ションを含む命令ワードを前記プログラムメモリデータバスから受け、前記選択 コードを前記の主数理ユニット、前記加算器ユニット、前記のインクリメンタユ ニット、前記の各汎用レジスタに直接に転送するためのプログラム制御手段とを 含む事を特徴とするマイクロプロセッサ。 １１． 前記主数理ユニットは、複数の同時的に操作可能の数理および論理処 理回路と、前記内部数理バスへの転送のために前記数理および論理処理回路の一 方から出力値を選択する出力マルチプレキサ手段とを含む事を特徴とする請求項 １０に記載のマイクロプロセッサ。 １２． 前記主数理ユニットは、前記汎用レジスタの少なくとも１つからの出 力ポートおよび前記データメモリ制御手段からの出力ポートを前記の各数理およ び論理処理回路に選択的に接続するためのソース手段を含む事を特徴とする請求 項１１に記載のマイクロプロセッサ。 １３． データメモリと、プログラムメモリと、別個のデータメモリバスおよ びプログラムメモリデータバスとを有するコンピュータ中に配置された単一クロ ックサイクル中に１つ以上の操作を実行する事のできる中央処理装置において、 複数の独立の計算プロセッサを含み、 前記の各独立計算プロセッサがそれぞれプロセッサ出力ポートと、プログラム 制御可能の多重化プロセッサ入力ポートとを有し、 前記各独立の計算プロセッサがそれぞれ少なくとも１つの固有の数理機能の専 用であり、また 少なくとも１つの前記計算プロセッサが少なくとも１つの論理機能を含む複数 の計算プロセッサを含み、 また前記中央処理装置は、 複数のレジスタを含み、 前記の各レジスタは前記の各プロセッサ出力ポートに接続されたプログラム制 御可能の多重化レジスタ入力ポートを有し、 また前記の各レジスタは前記の計算プロセッサの少なくとも１つの入力ポート に接続されたレジスタ出力ポートを有し、 前記中央処理装置はまた、 前記データメモリデータバス上のデータワードを受けこのデータワードを転送 するデータメモリ制御手段において、前記データメモリ制御手段は少なくとも１ つの前記計算プロセッサの入力ポートに接続された出力ポートを有するデータメ モリ制御手段と、 前記の各プロセッサ入力ポートと前記の各レジスタ入力ポートをプログラム制 御するため選択コードを代表する一連の割当てビットロケーションを含む命令ワ ードを前記プログラムメモリデータバスから受け、前記選択コードを前記の各プ ロセッサ入力ポートと前記の各レジスタ入力ポートとに直接に転送してこれらの 各プロセッサ入力ポートと各レジスタ入力ポートをプログラム制御するためのプ ログラム制御手段と、 実行シーケンスデータバスおよび別個の実行シーケンスアドレスバスと、 前記プログラムメモリ中に記憶された命令ルーチンの開始アドレスのポインタ を代表する前記シーケンスデータバス上のデータワードを受け、また前記実行シ ーケンスアドレスバス上にアドレスバスを生成する実行シーケンスメモリ制御手 段とを含む事を特徴とする中央処理装置。 １４． 前記計算プロセッサの１つは複数の独立計算回路と、前記計算プロセ ッサ中の前記の各計算回路に対する同時的入力のために前記レジスタの少なくと も１つからの出力を選択するためのソース手段とを含む事を特徴とする請求項１ ３に記載の中央処理装置。 １５． 前記ソース手段は一対のマルチプレキサ回路を含み、また前記各マル チプレキサ回路は入力ポートを有し、またこの入力ポートは前記データメモリ出 力ポートに接続された入力ポートを有する事を特徴とする請求項１４に記載の中 央処理装置。 １６． 前記１つの計算プロセッサは、前記独立計算回路の１つから出力値を 選択するための出力マルチプレキサを含む事を特徴とする請求項１４に記載の中 央処理装置。 １７． 前記独立の計算回路は数理処理回路と論理処理回路とを含む事を特徴 とする請求項１６に記載の中央処理装置。 １８． 前記数理処理回路はマルチプライヤーとバイナリ−ＢＣＤコンバータ とを含み、また前記論理処理回路はＡＮＤ回路、ＯＲ回路およびＥｘＯＲ回路を 含む事を特徴とする請求項１７に記載の中央処理装置。 １９． データメモリバスと別個のプログラムメモリバスとを有し、単一クロ ックサイクルで１以上の操作を実行する事のできる中央処理装置において、前記 中央処理装置は、 複数の汎用レジスタと、 合成値を前記の各汎用レジスタに対して同一クロックサイクルで転送する事の できる複数の独立計算プロセッサとを含み、 ここに、前記の各汎用レジスタは前記合成値の１つを選択するための入力マル チプレキサ手段を有し、また少なくとも１つの前記独立数理および論理プロセッ サは複数の同時作動型数理および論理処理回路と、前記数理および論理処理回路 から合成値の１つを選択して前記汎用レジスタに転送するための出力マルチプレ キサとを有する事を特徴とする中央処理装置。 ２０． 前記数理および論理処理回路の少なくとも一部は特定ソースから少な くとも１つの入力信号を受けるので、前記数理および論理処理回路が各クロック サイクルにつき１つの合成値を出すために入力アドレス指定を必要としない事を 特徴とする請求項１９に記載の中央処理装置。 ２１． 前記計算プロセッサの少なくとも１つが、前記汎用レジスタの少なく とも一部を非限定的に含む複数の入力信号ソースから選択するためのソース多重 化手段を含む事を特徴とする請求項１９に記載の中央処理装置。 ２２． 中央処理装置の単一クロックサイクル中において１以上の操作を実行 する方法において、 複数の相異なるソースからの入力信号を処理する事のできる複数の独立の計算 プロセッサを準備する段階と、 前記の各計算プロセッサから合成値を受けるように複数のレジスタを接続する 段階と、 前記の各計算プロセッサに対する入力信号を選択し、前記の各計算プロセッサ からの合成値の記憶を単一プログラム命令によって前記レジスタの少なくとも一 部に指向する段階を有する事を特徴とする方法。 ２３． 前記単一プログラム命令は、前記中央処理装置中の各構成部分を操作 するのに必要なすべてのバイナリ情報を含む事を特徴とする請求項２２に記載の 方法。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ギャラント，ジェフリー アール. アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、ワネタ、413 (72)発明者 ルート，ラリー エイ. アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、チェンバレイ、レイン、3005 (72)発明者 ブリセット，ウィリアム ジェイ. アメリカ合衆国ミシガン州、サジノー、デ ィアフィールド、4675 (72)発明者 オー，ロバート エイ． ザ サード アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、ウェイクフィールド、ドライブ、1213 (72)発明者 ラマスウァミイ，スリカラ アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、シルバン、レイン、513 (72)発明者 ルーカス，ジェフリー エイ. アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、ラッセル、5108 (72)発明者 ブレック，ジェイムズ エイ. アメリカ合衆国ミシガン州、ミッドラン ド、フラー、ドライブ、3606 【要約の続き】 タ制御回路とデータバスが備えられる。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 単一クロックサイクル中において１以上の操作を実施する事のできる中 央処理装置において、 複数の独立の計算プロセッサにおいて前記各計算プロセッサがそれぞれ少なく とも１つの固有の数理機能の専用であって、また少なくとも１つの前記計算プロ セッサが少なくとも１つの論理機能を含む複数の計算プロセッサと、 複数のレジスタにおいて、前記の各レジスタは前記の各計算プロセッサからの 出力ポートにそれぞれ接続された選択可能の入力ポートを有し、また前記の各レ ジスタは前記の各計算プロセッサの入力ポートにそれぞれ接続された選択可能の 出力ポートを有する複数のレジスタと、 データメモリデータバスおよび別個のプログラムメモリデータバスと、 前記データメモリデータバス上のデータワードを受けこのデータワードを転送 するデータメモリ制御手段において、前記データメモリ制御手段は少なくとも１ つの前記計算プロセッサの入力ポートに接続された出力ポートを有するデータメ モリ制御手段と、 前記中央処理装置構成部分に対する選択コードを代表する一連の割当てビット ロケーションを含む命令ワードを前記プログラムメモリデータバスから受け、前 記選択コードを前記中央処理装置構成部分に直接に転送するためのプログラム制 御手段とを含む事を特徴とする中央処理装置。 ２． 前記中央処理装置は、実行シーケンスデータバスと、別個の実行シーケ ンスアドレスバスと、プログラムメモリ中に記憶された命令ルーチンの開始アド レスのポインタを代表する前記実行シーケンスデータバス上のデータバスを受け また前記実行シーケンスアドレスバス上にアドレスワードを生成する実行シーケ ンスメモリ制御手段とを含む事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置。 ３． 前記実行シーケンスメモリ制御手段は、それぞれ前記の各計算プロセッ サからの出力ポートに接続された入力ポートを含む事を特徴とする請求項２に記 載の中央処理装置。 ４． 前記中央処理装置はさらにスタック回路を含み、前記スタック回路は、 前記の各計算プロセッサからの出力ポートに接続された増分機能専用の入力ポー トと、前記プログラムメモリ制御手段に接続された出力ポートとを有する事を特 徴とする請求項２に記載の中央処理装置。 ５． 前記計算プロセッサはそれぞれ複数の独立計算回路と、前記計算プロセ ッサ中の前記の各計算回路に対する同時的入力のために１つまたは複数の前記レ ジスタからの出力を選択するためのソース手段とを含む事を特徴とする請求項１ に記載の中央処理装置。 ６． 前記ソース手段は一対のマルチプレキサ回路を含み、また前記各マルチ プレキサ回路は入力ポートを有し、この入力ポートが前記データメモリ制御手段 からの出力に接続される事を特徴とする請求項５に記載の中央処理装置。 ７． 前記中央処理装置が論理解析マルチプレキサを含み、前記マルチプレキ サの入力ポートは前記の各計算プロセッサおよび前記の各レジスタからの出力ポ ートに接続されている事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置。 ８． 前記中央処理装置はコンパレータ回路を含み、その入力ポートはそれぞ れ前記複数のレジスタと少なくとも１つの前記計算プロセッサとからの出力ポー トに接続されている事を特徴とする請求項１に記載の中央処理装置。 ９． 前記中央処理装置は少なくとも１つの前記計算プロセッサにおけるエラ ーをトラッキングするためのエラートラッキング手段を含む事を特徴とする請求 項１に記載の中央処理装置。 １０． 非常に長い命令ワードのマイクロプロセッサにおいて、 内部数理バスを成す出力ラインを有する主数理ユニットと、 内部加算器バスを成す出力ラインを有する加算器ユニットと、 内部インクリメンタバスを成す出力ラインを有するインクリメンタユニットと 、 それぞれ前記主数理バスに接続された第１入力ポートと、前記加算器バスに接 続された第２入力ポートと、前記インクリメンタバスに接続された第３入力バス と、前記入力ポートの一方を選択するための多重化手段と、前記主数理ユニット 、加算器ユニットおよびインクリメンタユニットのそれぞれの入力ポートに接続 された出力ポートとを有する複数の汎用レジスタと、 データメモリデータバス上のデータワードを受けて転送するためのデータメモ リ制御手段において、前記の各主数理ユニット、加算器ユニットおよびインクリ メンタユニットの入力ポートに接続された出力ポートを有するデータメモリ制御 手段と、 前記マイクロプロセッサ構成部分に対する選択コードを代表する一連の割当て ビットロケーションを含む命令ワードを前記プログラムメモリデータバスから受 け、前記選択コードを前記マイクロプロセッサ構成部分に直接に転送するための プログラム制御手段とを含む事を特徴とするマイクロプロセッサ。 １１． 前記主数理ユニットは、複数の同時的に操作可能の数理および論理処 理回路と、前記内部数理バスへの転送のために前記数理および論理処理回路の一 方から出力値を選択する出力マルチプレキサ手段とを含む事を特徴とする請求項 １０に記載のマイクロプロセッサ。 １２． 前記主数理ユニットは、前記汎用レジスタの少なくとも１つからの出 力ポートおよび／または前記データメモリ制御手段からの出力ポートを前記の各 数理および論理処理回路に選択的に接続するためのソース手段を含む事を特徴と する請求項１１に記載のマイクロプロセッサ。 １３． データメモリと、プログラムメモリと、別個のデータメモリバスおよ びプログラムメモリデータバスとを有するコンピュータにおいて、単一クロック サイクル中に１つ以上の操作を実行する事ができ、 複数の独立の計算プロセッサにおいて前記各計算プロセッサがそれぞれ少なく とも１つの固有の数理機能の専用であって、また少なくとも１つの前記計算プロ セッサが少なくとも１つの論理機能を含む複数の計算プロセッサと、 複数のレジスタにおいて、前記の各レジスタは前記の各計算プロセッサからの 出力ポートにそれぞれ接続された選択可能の入力ポートを有し、また前記の各レ ジスタは前記の各計算プロセッサの入力ポートにそれぞれ接続された選択可能の 出力ポートを有する複数のレジスタと、 前記データメモリバス上のデータワードを受けこのデータワードを転送するデ ータメモリ制御手段において、前記データメモリ制御手段は少なくとも１つの前 記計算プロセッサの入力ポートに接続された出力ポートを有するデータメモリ制 御手段と、 前記中央処理装置構成部分に対する選択コードを代表する一連の割当てビット ロケーションを含む命令ワードを前記プログラムメモリデータバスから受け、前 記選択コードを前記中央処理装置構成部分に直接に転送するためのプログラム制 御手段と、 実行シーケンスデータバスおよび別個の実行シーケンスアドレスバスと、 前記プログラムメモリ中に記憶された命令ルーチンの開始アドレスのポインタ を代表する前記シーケンスデータバス上のデータワードを受け、また前記実行シ ーケンスアドレスバス上にアドレスバスを生成する実行シーケンスメモリ制御手 段とを含む事を特徴とする中央処理装置。 １４． 前記計算プロセッサはそれぞれ複数の独立計算回路と、前記計算プロ セッサ中の前記の各計算回路に対する同時的入力のために１つまたは複数の前記 レジスタからの出力を選択するためのソース手段とを含む事を特徴とする請求項 １３に記載の中央処理装置。 １５． 前記ソース手段は一対のマルチプレキサ回路を含み、また前記各マル チプレキサ回路は入力ポートを有し、またこの入力ポートは前記データメモリ制 御手段からの出力に接続される事を特徴とする請求項１４に記載の中央処理装置 。 １６． 前記１つの計算プロセッサは、前記独立計算回路の１つから出力値を 選択するための出力マルチプレキサを含む事を特徴とする請求項１４に記載の中 央処理装置。 １７． 前記独立の計算回路は数理処理回路と論理処理回路とを含む事を特徴 とする請求項１６に記載の中央処理装置。 １８． 前記数理処理回路はマルチプライヤーとバイナリ−ＢＣＤコンバータ とを含み、また前記論理処理回路はＡＮＤ回路、ＯＲ回路およびＥｘＯＲ回路を 含む事を特徴とする請求項１７に記載の中央処理装置。 １９． ハーバードアーキテクチャメモリシステムと、複数の汎用レジスタと 、合成値を前記の各汎用レジスタに対して同一クロックサイクルで転送する事の できる複数の独立計算プロセッサとを含む中央処理装置において、前記の各汎用 レジスタは前記合成値の１つを選択するための入力マルチプレキサを有し、また 少なくとも１つの前記独立数理および論理プロセッサは複数の同時作動型数理お よび論理処理回路と、前記数理および論理処理回路から合成値の１つを選択して 前記汎用レジスタに転送するための出力マルチプレキサとを有する事を特徴とす る中央処理装置。 ２０． 前記数理および論理処理回路の少なくとも一部は特定ソースから少な くとも１つの入力信号を受けるので、前記数理および論理処理回路が各クロック サイクルにつき１つの合成値を出すために入力アドレス指定を必要としない事を 特徴とする請求項１９に記載の中央処理装置。 ２１． 前記計算プロセッサの少なくとも１つが、前記汎用レジスタの少なく とも一部を非限定的に含む複数の入力信号ソースから選択するためのソース多重 化手段を含む事を特徴とする請求項１９に記載の中央処理装置。 ２２． 中央処理装置の単一クロックサイクル中において１以上の操作を実行 する方法において、 複数の相異なるソースからの入力信号を処理する事のできる複数の独立の計算 プロセッサを準備する段階と、 前記の各計算プロセッサから合成値を受けるように複数のレジスタを接続する 段階と、 前記の各計算プロセッサに対する入力信号を選択し、前記の各計算プロセッサ からの合成値の記憶を単一プログラム命令によって前記レジスタの少なくとも一 部に指向する事を特徴とする方法。 ２３． 前記単一プログラム命令は、前記中央処理装置中の各構成部分を操作 するのに必要なすべてのバイナリ情報を含む事を特徴とする請求項２２に記載の 方法。