JPS58146969A - インデツクス限定連続演算ベクトルプロセツサ - Google Patents
インデツクス限定連続演算ベクトルプロセツサInfo
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- JPS58146969A JPS58146969A JP57028905A JP2890582A JPS58146969A JP S58146969 A JPS58146969 A JP S58146969A JP 57028905 A JP57028905 A JP 57028905A JP 2890582 A JP2890582 A JP 2890582A JP S58146969 A JPS58146969 A JP S58146969A
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- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F15/00—Digital computers in general; Data processing equipment in general
- G06F15/76—Architectures of general purpose stored program computers
- G06F15/80—Architectures of general purpose stored program computers comprising an array of processing units with common control, e.g. single instruction multiple data processors
- G06F15/8053—Vector processors
- G06F15/8061—Details on data memory access
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- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
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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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔発明の技術分野〕
本発明は科学技術計算でしばしば必要とされるベクトル
やマトリクスの計算を高速に行なうプロセッサに関する
。
やマトリクスの計算を高速に行なうプロセッサに関する
。
科学技術計算では少し規模が大きくなるとベクトルやマ
トリクスに対する打算を必要とし、計算機時間がかかる
。これらのベクトルやマ) IJクスの各要素は通常、
計算機のメモリ中で、そのインデックスの順に一定のア
ドレス間隔で格納されることが多い。そこでこのような
データの集合を1配列”と呼ぶ。ベクトルプロセッサ(
またはアレイプロセッサ)はこのような、一定のアドレ
ス間隔で格納されているデータに対して、パイプライン
技術を用いて、連続的に高速に同一種類の演算を行なう
よう構成されて2妙、これによって、配列に対する計算
のスピードを上げよりとするものである。すなわち従来
のベクトルプロセッサは次のような計算を高速に実行す
ることができる。
トリクスに対する打算を必要とし、計算機時間がかかる
。これらのベクトルやマ) IJクスの各要素は通常、
計算機のメモリ中で、そのインデックスの順に一定のア
ドレス間隔で格納されることが多い。そこでこのような
データの集合を1配列”と呼ぶ。ベクトルプロセッサ(
またはアレイプロセッサ)はこのような、一定のアドレ
ス間隔で格納されているデータに対して、パイプライン
技術を用いて、連続的に高速に同一種類の演算を行なう
よう構成されて2妙、これによって、配列に対する計算
のスピードを上げよりとするものである。すなわち従来
のベクトルプロセッサは次のような計算を高速に実行す
ることができる。
(例1)
DO10I=1,100
A(I)=B(I)米C(I)
10 C0NTINUE
(例2)
Do 20 J=1.99.2
X(I、 J )=Y(I、 J )+Z(J ”)2
0 coN’rINug しかし実際の応用では次のような要素毎に計算内容が異
なる場合がかなり頻繁に現われる。
0 coN’rINug しかし実際の応用では次のような要素毎に計算内容が異
なる場合がかなり頻繁に現われる。
(例3)
Do 30 I=1,100
IP(G(I)、GI’、0.0) 入(I )=A
(I )十〇(I )IF(G(I)、TJ、0.0)
人(1)二人(I)峯D(J、I)30 C0
NTINUFf この場合には、 B(I)の正/jiL(の零)により
演算内容が異な9、かつオペランドが異っているので、
パイプラインがその都蜜中断し、その線条従来のベクト
ルプロセッサでは高速に処理できないという問題があっ
た。
(I )十〇(I )IF(G(I)、TJ、0.0)
人(1)二人(I)峯D(J、I)30 C0
NTINUFf この場合には、 B(I)の正/jiL(の零)により
演算内容が異な9、かつオペランドが異っているので、
パイプラインがその都蜜中断し、その線条従来のベクト
ルプロセッサでは高速に処理できないという問題があっ
た。
本発明は上記事情に鑑みで為されたものであり、その目
的は指定され九データの性質によって演算内容が異なる
配列の計算についても高速化したインデックス限定連続
演算ベクトルプロセッサを提供することKある。
的は指定され九データの性質によって演算内容が異なる
配列の計算についても高速化したインデックス限定連続
演算ベクトルプロセッサを提供することKある。
〔発明のc1!〕
上記欠点を克服するため、例えば上記(例3)を次のよ
うに考えなおす。
うに考えなおす。
(第1ステツプ)
pos缶(IIG(I))−0) 、■α3.−(II
G(I)≦O)(第2ステツプ) FORIg PO8G 、A(I)二人(I)−)−C
(I)(第3ステツプ) FOfL IGNBGG、A(I)=A(2)*D(
J、I’)ここでPO8GはG(I)>Oであるような
インデックスIの集合、NF2(追はG(I)<Oであ
るようなインデックスIの集合である。本発明のベクト
ルプロセッサは、(第1ステツプ)のようなインデック
ス集合を生成し配憶する機能と、($2ステップ)。
G(I)≦O)(第2ステツプ) FORIg PO8G 、A(I)二人(I)−)−C
(I)(第3ステツプ) FOfL IGNBGG、A(I)=A(2)*D(
J、I’)ここでPO8GはG(I)>Oであるような
インデックスIの集合、NF2(追はG(I)<Oであ
るようなインデックスIの集合である。本発明のベクト
ルプロセッサは、(第1ステツプ)のようなインデック
ス集合を生成し配憶する機能と、($2ステップ)。
(第3ステツプ)のよう(、指定したインデックス集合
K11lするインデックス値に対してのみオペランドア
クセスを連続して行なう機能とを備えることによって、
このような場合でも)くイブツイン感層の効率を失なわ
ないようKしたものである。
K11lするインデックス値に対してのみオペランドア
クセスを連続して行なう機能とを備えることによって、
このような場合でも)くイブツイン感層の効率を失なわ
ないようKしたものである。
科学技術計算で何かの臨界―纏の両側である量の評価式
が異なるよう准場合が非常に多く、このようなアプリケ
ージ曹ンでは従来のベタトルプロセッサは非常に能率の
悪いものであったが、本発明のベクトルプロセッサによ
り、そのよつな場合でも問題なく高効率で演算を実行で
きる。
が異なるよう准場合が非常に多く、このようなアプリケ
ージ曹ンでは従来のベタトルプロセッサは非常に能率の
悪いものであったが、本発明のベクトルプロセッサによ
り、そのよつな場合でも問題なく高効率で演算を実行で
きる。
マタ、本発明のベクトルプロセッサは、ある式を評価す
ると同時に、あらかじめ指定した性質によりその評価結
果を分類し、インデックス集合を発生することができる
ので、判断分岐命令のような効率の悪いプログラムをほ
とんど用いずに@数演算的にプログラムできる。
ると同時に、あらかじめ指定した性質によりその評価結
果を分類し、インデックス集合を発生することができる
ので、判断分岐命令のような効率の悪いプログラムをほ
とんど用いずに@数演算的にプログラムできる。
またスパースマトリクスの場合、マトリクスとベクトル
の積の計算などで零要素との積和をできるだけ行なわな
いようKすることによって、計算を高速化することかで
暑るが、本発明のベクトルプロセッサでは非零要素のみ
を選択して演算することが容易にできるので、能率的に
スパースマトリクスを取り6つかうことができる(従来
は極めて困難であった)。
の積の計算などで零要素との積和をできるだけ行なわな
いようKすることによって、計算を高速化することかで
暑るが、本発明のベクトルプロセッサでは非零要素のみ
を選択して演算することが容易にできるので、能率的に
スパースマトリクスを取り6つかうことができる(従来
は極めて困難であった)。
fa1図に本発明の一実施例を示す。図において。
tohベクトル演算部、銭はオペランドアドレス計算部
、Uはインデックス計算部、50はこれらを制御する制
御部である。
、Uはインデックス計算部、50はこれらを制御する制
御部である。
ベクトル演算部10呟、被演算で一タ、演算線束データ
、その他のデータを収容するデータメモリ11、レジス
タ(B)12.レジスタ@13、レジスタC14,AL
UI 5.レジスタ(A) 16、及びアドレスレジス
タ(1)A)17を有し、指定されたデータすなわちベ
クトル又はマトリックス(以下配列)の演算を実行する
。
、その他のデータを収容するデータメモリ11、レジス
タ(B)12.レジスタ@13、レジスタC14,AL
UI 5.レジスタ(A) 16、及びアドレスレジス
タ(1)A)17を有し、指定されたデータすなわちベ
クトル又はマトリックス(以下配列)の演算を実行する
。
オペランドアドレス計算部すは、演算に必要なナベラン
ドすなわちデータメモリ11内における配列のアドレス
を計算するもので1乗数の値を収容するレジスタ(M人
)21.レジスタ(MB)22%レジスタ(MC) 2
3.ベースの値を収容するレジスタ(BA)24、レジ
スタ(BB)25、レジスタ(aC)26、乗算182
7%加算112gを有する。
ドすなわちデータメモリ11内における配列のアドレス
を計算するもので1乗数の値を収容するレジスタ(M人
)21.レジスタ(MB)22%レジスタ(MC) 2
3.ベースの値を収容するレジスタ(BA)24、レジ
スタ(BB)25、レジスタ(aC)26、乗算182
7%加算112gを有する。
インデックス計算1s ao Fi、上述し九(第1ス
テツプ)#IC示すようなインデックス集合を生成し記
憶するもので、インデックスメモリ31.レジスタ(V
)32.1/ジスタ■33、レジスタ(IBo)34、
レジスタ(IBI)35、レジスタ(I) 36 、レ
ジスダ(1)37、加算a38%アドレスレジスタ(■
ム)39、+1加算540.終了判定回路41及び正/
員判定回路42を有する。このベクトルプロセッサは基
本的に次の演算を行なりことができる。
テツプ)#IC示すようなインデックス集合を生成し記
憶するもので、インデックスメモリ31.レジスタ(V
)32.1/ジスタ■33、レジスタ(IBo)34、
レジスタ(IBI)35、レジスタ(I) 36 、レ
ジスダ(1)37、加算a38%アドレスレジスタ(■
ム)39、+1加算540.終了判定回路41及び正/
員判定回路42を有する。このベクトルプロセッサは基
本的に次の演算を行なりことができる。
とζKFtJNC(X、 Y)はALU 15のもつ2
項スカラー演算(加減乗除算など)、P(X)は次の3
種類の命題関数:■X〉00時真、■X≧0の時真、■
X=Oの時真、のいずれか。
項スカラー演算(加減乗除算など)、P(X)は次の3
種類の命題関数:■X〉00時真、■X≧0の時真、■
X=Oの時真、のいずれか。
U、 V、 Wi イyデylスfi−v:I) 3t
K、 A(1)。
K、 A(1)。
B(I) 、 C(I)はデータメモリ11に格納され
る。命題関数P囚は判定回路42によって判定される。
る。命題関数P囚は判定回路42によって判定される。
A(I) 、 B(I) 、 C(I)はベクトル(す
なわち1次元の配列)の時は、データメモリ11のアド
レス順に各要素を格納し、従って、その最初の要素(A
(0)′4)のアドレスをBAとすると、一般に人(I
)のアドレスは、B入+工となる。すなわちベクトルの
時は鳩L 、 MB 、 MCは1となる。一方A(I
) 、 B(I) 、 C(I)が2次元以上の配列〇
一部、例えば入(I)が3次元配列AA(K、 Y、
Z)fX=J、 Y=に、 z=i &どテロる時、
五人(0,0,0)のアドレスをB人′とするとA(I
) : AA(J、 K、 I )のアドレスはBA’
+J+XMAX米K + XMAX 峯Iとなるから、
B入’ +J +XMAX秦Kを改ためて8人としs
XMAX辛YMAXを〜い、とすると、BA+MA半■
となる噌 このようにオペランドアドレス計算部20では3組の配
列A、B、CK対し、インデックス値I重タハI’ ト
乗aVA、MB、MCトヘーXノfiBA、 BB。
なわち1次元の配列)の時は、データメモリ11のアド
レス順に各要素を格納し、従って、その最初の要素(A
(0)′4)のアドレスをBAとすると、一般に人(I
)のアドレスは、B入+工となる。すなわちベクトルの
時は鳩L 、 MB 、 MCは1となる。一方A(I
) 、 B(I) 、 C(I)が2次元以上の配列〇
一部、例えば入(I)が3次元配列AA(K、 Y、
Z)fX=J、 Y=に、 z=i &どテロる時、
五人(0,0,0)のアドレスをB人′とするとA(I
) : AA(J、 K、 I )のアドレスはBA’
+J+XMAX米K + XMAX 峯Iとなるから、
B入’ +J +XMAX秦Kを改ためて8人としs
XMAX辛YMAXを〜い、とすると、BA+MA半■
となる噌 このようにオペランドアドレス計算部20では3組の配
列A、B、CK対し、インデックス値I重タハI’ ト
乗aVA、MB、MCトヘーXノfiBA、 BB。
BCから、乗算527と加算a28を用いて、実際のデ
ータメモリアドレスDAを計算することができる。
ータメモリアドレスDAを計算することができる。
演算を行うべき配列の部分集合は、そのインデックスI
の集合として、インデックスメモリ31に記憶させるが
その形式はインデックス・チェインの形式である。ある
集合(例えばP08G)とその補集合(NgGG)とは
同時に発生させることができ、1つのインデックスベク
トルエリアに2本のチェインとして記憶される(第2図
6照)、このインデックスベクトルエリアの先頭番地を
IBとすると、インデックスIK対応するインデックス
ベクトル要素のアドレスはIB+Iであり、そこには、
とのIと同一グループの次のI4)値が格納されている
。第2図はIの降順にチェインが形成されているが、昇
順でもまたランダムでもかまわない。
の集合として、インデックスメモリ31に記憶させるが
その形式はインデックス・チェインの形式である。ある
集合(例えばP08G)とその補集合(NgGG)とは
同時に発生させることができ、1つのインデックスベク
トルエリアに2本のチェインとして記憶される(第2図
6照)、このインデックスベクトルエリアの先頭番地を
IBとすると、インデックスIK対応するインデックス
ベクトル要素のアドレスはIB+Iであり、そこには、
とのIと同一グループの次のI4)値が格納されている
。第2図はIの降順にチェインが形成されているが、昇
順でもまたランダムでもかまわない。
最後のインデックス値の対応1所には終端記号(・)が
書き込まれる。
書き込まれる。
このような部分集合(インデックスチェイン)の生成方
法(第1ステツプ)の−例を説明する。
法(第1ステツプ)の−例を説明する。
■Vレジスタ32及びWレジスタ33に終端記号(w)
をセットする。■レジスタ36に0をセットする(又は
I=X)とする。
をセットする。■レジスタ36に0をセットする(又は
I=X)とする。
■データメモリ1oからデータG(I)をReadする
。
。
■判定回路42により、データG (I)の判定を行な
う。
う。
(+) G(I)> 0 ナラば、■レジスタ327)
内容をインデックスメモリ31のIB1+II4に書込
み、Vレジスタ32にIレジスタの内容をセットする。
内容をインデックスメモリ31のIB1+II4に書込
み、Vレジスタ32にIレジスタの内容をセットする。
fii) G fI)≦0ならば、Wレジスタ33の内
容をインデックスメモリ31のIBl+I番地に書込み
、Wレジスタ33にIレジスタ36の内容をセットする
。
容をインデックスメモリ31のIBl+I番地に書込み
、Wレジスタ33にIレジスタ36の内容をセットする
。
■+1加算器4oにより■レジスタ36の内容を+1す
る(またはインデックスメモリ31のIBI + I番
地の内容をエレジスタ36にセットする)。
る(またはインデックスメモリ31のIBI + I番
地の内容をエレジスタ36にセットする)。
■終了判定回路41により、■レジスタ36の内容がI
の最大値(ま九は終端記号)でろれは次の■へ、そうで
なければ■へもどる。
の最大値(ま九は終端記号)でろれは次の■へ、そうで
なければ■へもどる。
■PO8e−v、NgGG−4,!:t る。
すなわち■レジスタ32の内容、第2図では@9曽をP
O8Gとし、Wレジスタ33の内容、第2図では“10
”をNEGGとする。■、■、@のステップで()内を
用いた時は部分集合の部分集合つt9積集会を求めるこ
とかで無る。(XかつG(I))0など) 次に第2ステツプではI PO8Gに対する演算を行
なう。この場合、まずPO8Gすなわち′″9′をIレ
ジスタ36にセットし、■の更新タイミング(第3図の
m)で、I+IBoをアドレスとし−Cインデックスメ
モリ31をRaadl、、続出したインデックス値をI
レジスタ36にセットするように動作する。これにより
、 G(I)>0である工の値のみが次々とIレジスタ
36にセットされ、それに対し同一演算FUNCが人L
U15で行なわれた。
O8Gとし、Wレジスタ33の内容、第2図では“10
”をNEGGとする。■、■、@のステップで()内を
用いた時は部分集合の部分集合つt9積集会を求めるこ
とかで無る。(XかつG(I))0など) 次に第2ステツプではI PO8Gに対する演算を行
なう。この場合、まずPO8Gすなわち′″9′をIレ
ジスタ36にセットし、■の更新タイミング(第3図の
m)で、I+IBoをアドレスとし−Cインデックスメ
モリ31をRaadl、、続出したインデックス値をI
レジスタ36にセットするように動作する。これにより
、 G(I)>0である工の値のみが次々とIレジスタ
36にセットされ、それに対し同一演算FUNCが人L
U15で行なわれた。
この動作を第3図を用いて説明する。本実施例ではIか
らはじめてSRのパイプライン制御を行なっている。第
3図では第(n)サイクルから第(n+6)サイクルの
みを示している。
らはじめてSRのパイプライン制御を行なっている。第
3図では第(n)サイクルから第(n+6)サイクルの
みを示している。
第(n)サイクルの初めで■レジスタ36Ka”5’が
セットされると、オペランドアドレス計算部20はデー
タB(5)のアドレスを計算する。すなわち、乗算52
7はエレジスタ36の値5とMBレジスタ22の乗数を
乗算し、この乗算結果にBBレジスタ250ベースを加
える。との納果得られた値BB+5・MBは第(n+1
)サイクルの初めでDAレジスター7にセットされる
。次にデータメモリー1のアドレスBB+5・MBの内
容すなわちデータB(5)を財adl、、第(rl+2
)サイクルの初めでBレジスター2にセットされた後
、第(n+3)サイクルの初めでBルジスター3にセッ
トされる。
セットされると、オペランドアドレス計算部20はデー
タB(5)のアドレスを計算する。すなわち、乗算52
7はエレジスタ36の値5とMBレジスタ22の乗数を
乗算し、この乗算結果にBBレジスタ250ベースを加
える。との納果得られた値BB+5・MBは第(n+1
)サイクルの初めでDAレジスター7にセットされる
。次にデータメモリー1のアドレスBB+5・MBの内
容すなわちデータB(5)を財adl、、第(rl+2
)サイクルの初めでBレジスター2にセットされた後
、第(n+3)サイクルの初めでBルジスター3にセッ
トされる。
一方、同様にして第(n+1)サイクルでMCレジスタ
23及びBCレジスタ26の内容を用いてオペランドア
ドレス計算部20はデータC15)のアドレスBC+5
・MCを求め、第(n+2)サイクルの初)・:。
23及びBCレジスタ26の内容を用いてオペランドア
ドレス計算部20はデータC15)のアドレスBC+5
・MCを求め、第(n+2)サイクルの初)・:。
めで1)入しジスターフにセットする0次に薯)入Vジ
・スタ17の内容で指定されるデータメモリー1の
内容すなわちデータC(5)がReadされ、@(n+
3)サイクルの初めてCレジスタ14にセットされる。
・スタ17の内容で指定されるデータメモリー1の
内容すなわちデータC(5)がReadされ、@(n+
3)サイクルの初めてCレジスタ14にセットされる。
人LU15はFUNCの実行に3サイクル(第(n+3
)〜(n+5)サイクル)要し、この間B/レジスタ1
3及びCレジスタ14の内容は保持されている。
)〜(n+5)サイクル)要し、この間B/レジスタ1
3及びCレジスタ14の内容は保持されている。
人LU15の演算結果はデータA(5)としてデータメ
モリ11に収容する必要上、第(n+3 )サイクルの
初めでIの1を更新(15”から13′へ)する直前に
Iレジスタ36の内!!け■入レジスタ37にセットさ
れる。このIルジスタ37に再セットされた値15#を
用いて、・窮(n+5 )サイクルでオペランドアドレ
ス計算部20はデータA f5)のアドレスをM入レジ
スタ21及び8人レジメタ24の内容を用いて算出し、
第(n+8 )サイクルの初めて0人レジスタ17にセ
ットする。し力為して、第(n+6)サイクルの初めて
ALUの演算結果(FUNC(13を乱Ct5)) i
)I Aレジスタ16にセットされると、この内容はデ
ータ人(5)としてデータメモリ11にWr i t
eされる。
モリ11に収容する必要上、第(n+3 )サイクルの
初めでIの1を更新(15”から13′へ)する直前に
Iレジスタ36の内!!け■入レジスタ37にセットさ
れる。このIルジスタ37に再セットされた値15#を
用いて、・窮(n+5 )サイクルでオペランドアドレ
ス計算部20はデータA f5)のアドレスをM入レジ
スタ21及び8人レジメタ24の内容を用いて算出し、
第(n+8 )サイクルの初めて0人レジスタ17にセ
ットする。し力為して、第(n+6)サイクルの初めて
ALUの演算結果(FUNC(13を乱Ct5)) i
)I Aレジスタ16にセットされると、この内容はデ
ータ人(5)としてデータメモリ11にWr i t
eされる。
このように% ALU15によるFUNCの実行が行な
われる3サイクル間、その第1サイクルでは直前の演算
結果のデータメモリ11への書込みとオーバーラツプし
、第2.第3サイクルでは夫々次に演算すべきオペラン
ドの読出しとオーバーラツプしている。更にこれらデー
タメモリ11への書込み又は読出しとオーバーラツプし
て、夫々次のサイクルで必要となるオペランドのアドレ
スがオペランドアドレス計算8120により実行されて
いる。
われる3サイクル間、その第1サイクルでは直前の演算
結果のデータメモリ11への書込みとオーバーラツプし
、第2.第3サイクルでは夫々次に演算すべきオペラン
ドの読出しとオーバーラツプしている。更にこれらデー
タメモリ11への書込み又は読出しとオーバーラツプし
て、夫々次のサイクルで必要となるオペランドのアドレ
スがオペランドアドレス計算8120により実行されて
いる。
このようにしてI P08Gの演算が実行され、■レジ
スタ36に終端マーク(→がセットされると終r判定回
路41はこれを検出し、■レジスタ36にNBGGすな
わち”10”をセットし、以下同様にしてIεNgGG
の演算が実行される。
スタ36に終端マーク(→がセットされると終r判定回
路41はこれを検出し、■レジスタ36にNBGGすな
わち”10”をセットし、以下同様にしてIεNgGG
の演算が実行される。
なお上記実施例ではインデックス値のグループを2組に
分は九が一般に複数組に分けその夫々について異なる演
算を実行してもよい、fた、上記実施例ではデータメモ
リ内の1直G rI)に鳩づいてインデックスのグルー
プ分けを行っているが、ALUの演算結果を用いること
もできる。
分は九が一般に複数組に分けその夫々について異なる演
算を実行してもよい、fた、上記実施例ではデータメモ
リ内の1直G rI)に鳩づいてインデックスのグルー
プ分けを行っているが、ALUの演算結果を用いること
もできる。
Is1図は本発明の一実施例を示す図、第2図及び第3
図は本発明の一実施例を説明するための図である。 10・・・ベクトル演算器 U・・・オペランドアドレス計算部 30・・・インデックス計算部 50・・・制御部 手続補正書(自44) 118m61pd2a 轡許庁長官毅 L 事件の表示 Wa和81%轡願g zssos号 1 発−04称 イyデツタス隈定連続演算ベタトルグw−tツナ龜 補
正をすゐ者 事件とO関係 畳許&fi願人 (307)東京芝srs気株式会社 を代厘人 〒100 東京都千代回区内◆町1−1−1 東京芝瀘電気株式会社東京事務所内 (幻 ―顔書041許−求1)@@1)欄(匍 ―細書
O発@O詳細なm−の― (4)−画 6、 補正の内容 (1) 明細書の特許請求のl1il!を別紙の過多
補正する。 (2) 明細書の発明の詳細な説明を以下の正誤表の以
上 特許請求omvs データが格納されているデータメ峰りから、あらかじめ
指定され九項序で連続して読出されるゲインデツクス値
のグループを複数組記憶で自るインデックス・メ篭りと
、上記演算結果!友はデータメ鳴りからの読出データ(
対しあらかじめ指定された性質の有無を判定する判定手
段と、上I!判定の対象でおる演算請釆ま九はWR#!
Iデー−〇インデックス値を上記判定手段の判定結果に
応じてVグループ(性質有)まえはWグループ(性質な
し)K#けて上記インデックスメモリに記憶させる手段
と、上記インデックスメモリから指定され九ダシープO
イ/デツクス値を連続して貌出す手段と、帥記絖出され
たインデックス値から指定ベタトkま九はマトリクスの
要素のデータメモリ中のアドレスを計算する手段とを有
することを41黴とするインデックス限定連続演算ベク
トルプロセツナO
図は本発明の一実施例を説明するための図である。 10・・・ベクトル演算器 U・・・オペランドアドレス計算部 30・・・インデックス計算部 50・・・制御部 手続補正書(自44) 118m61pd2a 轡許庁長官毅 L 事件の表示 Wa和81%轡願g zssos号 1 発−04称 イyデツタス隈定連続演算ベタトルグw−tツナ龜 補
正をすゐ者 事件とO関係 畳許&fi願人 (307)東京芝srs気株式会社 を代厘人 〒100 東京都千代回区内◆町1−1−1 東京芝瀘電気株式会社東京事務所内 (幻 ―顔書041許−求1)@@1)欄(匍 ―細書
O発@O詳細なm−の― (4)−画 6、 補正の内容 (1) 明細書の特許請求のl1il!を別紙の過多
補正する。 (2) 明細書の発明の詳細な説明を以下の正誤表の以
上 特許請求omvs データが格納されているデータメ峰りから、あらかじめ
指定され九項序で連続して読出されるゲインデツクス値
のグループを複数組記憶で自るインデックス・メ篭りと
、上記演算結果!友はデータメ鳴りからの読出データ(
対しあらかじめ指定された性質の有無を判定する判定手
段と、上I!判定の対象でおる演算請釆ま九はWR#!
Iデー−〇インデックス値を上記判定手段の判定結果に
応じてVグループ(性質有)まえはWグループ(性質な
し)K#けて上記インデックスメモリに記憶させる手段
と、上記インデックスメモリから指定され九ダシープO
イ/デツクス値を連続して貌出す手段と、帥記絖出され
たインデックス値から指定ベタトkま九はマトリクスの
要素のデータメモリ中のアドレスを計算する手段とを有
することを41黴とするインデックス限定連続演算ベク
トルプロセツナO
Claims (1)
- データが格納されているデータメモリから、あらかじめ
指定された順序で連続して読出されインデックス値のグ
ループを複数組記憶できるインデックス・メモリと、上
記演算結果または続出データに対しあらかじめ指定され
た性質の有無を判定する判定手段と、上記判定の対象で
ある演算結果または続出データのインデックス値を上記
判定手段の判定結果に応じてVグループ(性質布)また
はWグループ(性質なし)に分けて上記インデックスメ
モリに記憶させる手段と、上記インデックスメモリから
指定されたグループのインデックス値を連続して咬出す
手段と、前記読出されたインデックス値から指定ベクト
ルまたはマトリクスの要素のデータメモリ中のアドレス
を計算する手段とを有することを特徴とするインデック
ス限定連続演算ベクトルプロセッサ。
Priority Applications (4)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP57028905A JPS58146969A (ja) | 1982-02-26 | 1982-02-26 | インデツクス限定連続演算ベクトルプロセツサ |
EP83300817A EP0088544B1 (en) | 1982-02-26 | 1983-02-17 | Index limited continuous operation vector processor |
DE8383300817T DE3373945D1 (en) | 1982-02-26 | 1983-02-17 | Index limited continuous operation vector processor |
US07/098,313 US4823258A (en) | 1982-02-26 | 1987-09-18 | Index limited continuous operation vector processor |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP57028905A JPS58146969A (ja) | 1982-02-26 | 1982-02-26 | インデツクス限定連続演算ベクトルプロセツサ |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS58146969A true JPS58146969A (ja) | 1983-09-01 |
JPH036546B2 JPH036546B2 (ja) | 1991-01-30 |
Family
ID=12261418
Family Applications (1)
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---|---|---|---|
JP57028905A Granted JPS58146969A (ja) | 1982-02-26 | 1982-02-26 | インデツクス限定連続演算ベクトルプロセツサ |
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JP2512778B2 (ja) * | 1988-01-13 | 1996-07-03 | 株式会社日立製作所 | 演算処理方法 |
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- 1982-02-26 JP JP57028905A patent/JPS58146969A/ja active Granted
-
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-
1987
- 1987-09-18 US US07/098,313 patent/US4823258A/en not_active Expired - Fee Related
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---|---|
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DE3373945D1 (en) | 1987-11-05 |
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