JPS5862884A - デ−タ処理システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明はスタック構造を有するデータ処理システムに関
する。

従来技術におけるスタックの構造はソフトウェアにより
規定されるのが通常である。ノ・−ドウエア制御でスタ
ック内のデータがアクセスされる場合には、スタックに
最後に格納されたデータのアドレスを保持するスタック
ポインタに従いアクセスされる。

データがスタックに格納される場合には、最初にスタッ
クポインタがデータのサイズだけ減少され、この減少さ
れたアドレスに対して格納動作が行なわれる。また、デ
ータをスタックから取り出す場合にはスタックポインタ
で示されるアドレスからデータが取υ出され、このあと
取り出されたデータのサイズだけスタックポインタの値
が増加される。

このような構成においては、常にスタックポインタの値
を、ソフトウェア命令でチェックすることにより？タッ
クにデータを格納しすぎて、スタック領域以外の記憶領
域に該データがあふれ、その結果生ずる咳記憶領域の内
容の破壊を防止しなければならない。

また、プログラム論理のミスによ妙、既に空になってい
るスタックよ）データを取り田そうとし九ときＫも警告
を発するために、ソフトウェアでチェックを行う必要が
ある。

本発明の目的はスタック領域をオーバフローしたデータ
が他の主記憶領域を破壊するのを未然に防ぎ、ソフトウ
ェア論理のミスの検出を追加のソフトウェア命令を使用
することなくノ・−ドウエアにより高速に実行できるよ
うＫしたデータ処理システムを提供することにある。

本発明のシステムは、後入れ先出しのデータ構造の主記
憶内における記憶位置を保持するためのアドレス保持手
段と、 前記データ構造の現在までに使用された語数を保持する
ための少なくとも１つの記憶場所、前記データ構造の最
大容量を保持するための少なくとも１つの記憶場所およ
び前記データ構造を１つ以上のデータフレームに分割し
各データフレームの大きさを保持するよう各データフレ
ームごトニ少なくとも１つの記憶場所を有する記憶手段
と、前記アドレス保持手段の内容と前記データ構造内の
使用語数を保持する記憶場所の内容とにもとづいて一番
新らしく獲得されたデータフレームの先頭アドレスを計
算する丸めの計算手段と、前記データ構造を操作するマ
シン命令に応答して起動され誼マシン命令の操作コード
の内容にもとすいて前記データ構造内の使用され九語数
および一番新しいデータフレームの語数を更新する更新
手段と、 前記データ構造に対してデータを格納していくときに骸
データ構造内の現在までに使用され九語数とスタックの
最大容量とを比較し前者が格納動作によ如後者ｔ−Ｓえ
たときにソフトウェアに現在実行中の命令の実行を中断
するよう割り出しを発生するための手段と、 前記データ構造によりデータを取り出す際に一番新しい
データフレームの語数と取り出そうとするデータの語数
とを比較し後者が大きいときに前記ソフトウェアに前記
割シ出しを発生するための手段とを含むことを特徴とす
る。

次に本発明について図面を参照して詳細に説明する。

第１ＷＪｔ参照すると、本発明に用いられるスタック構
造は中央処理装置内に含まれスタックデー７構造０７）
”レスを保持するアドレスレジスタ１゜該’７）／Ｖレ
スジスタ１にょシ指定され、現在までに使用されたスタ
ック内に記憶されたデータの語数すなわち５で示される
語数を記憶する主記憶の：ｒ−ｖｙ＆　骸エリア２より
１つだけアドレスの大きいロケーシ冒ンにスタック領域
の最大容量すなわち、６で示される語数に＠ｉする語数
を保持するエリア３．前記アドレスレジスタ１の内容か
ら前記エリア２の内容を減じられ九アドレスに最後に獲
得され、たデータフレーム７に含まれる語数、すなわち
第１図の８に和尚する語数を保持するエリア４を有する
。

このスタックはファースト・イン・ラースト・アウトの
データＩＲシ出し動作を行なう。

スタックを操作する命令には、スタックの枠組みを変更
する命令と、通常の命令でスタック内のデ−タを操作す
る命令とに分けられる。

前者の命令には、ロード・Ｔ−レジスタＬＤＴ　。

ストアーＴ・レジスタＳＴＴ、アクワイヤ・スタック・
フレームＡＣＱ、レリンクィッシュｅスタック・フレー
ムＲＬＱ　、モディファイφフレーム・レンジＭＦＬの
５命令が含まれる。ここでＴ・レジスタとはスタックに
格納された一番古いデータの場所を示すアドレスを格納
するレジスタである。

ロード・Ｔ・レジスタＬＤＴ命令は、ソフトウェアで操
作できるアドレスレジスタの一つを選択し、そのレジス
タの内容を第１図に示す中央処理装置内のアドレスレジ
スタｌに口〜ドする命令である。

この命令により、主記憶中のスタック構造を、中央処理
装置内のレジスタに結びつける働きをする。

ストアーＴ・レジスタＳＴＴ命令は、逆に第１図に示ス
アドレスレジスタ１の内容讐決められたアドレスレジス
タに格納する。

′１１ アクワイヤ・スタック拳フレームＡＣＱ命令は、スタッ
ク内に新しいデータフレームを作）出す命令である。こ
のデータフレームの大きさは命令によシ与えられる。ア
クワイヤ・スタック・フレームＡＣＱ命令実行によシス
タックの現在までの使用語数を示すエリア２の内容は作
られたデータフレームの大きさ＋１だけ増加される。リ
リンクィッシ、ＲＬＱ命令の動作は、アクワイヤＡＣＱ
命令＋２）動作とは逆の働きをする。この命令によりス
タック内の一番最後に作られたデータフレームの領域を
解放する。

毫ディ７アイｅフレーム・レンジＭＦＬ命令は、ｘｐル
ックの一番最後に作られたデータフレームの大きさを命
令で指定した大きさだけ増減する命令である。

次に、通常の命令でスタック内のデータを操作する場合
について説明する。

通常の命令とは、主記憶中のオペランドを、中央処理装
置のレジスタにとシ込んだり（ロード命令）、レジスタ
の内容を主記憶中に格納（ストア命令）した如する命令
である。

命令中でオペランドのアドレスを指定するフィールドが
、スタックに対する動作を示した場合、以下のような動
作となる。

命令がスタックにデータを格納する場合、中央処理装置
は、第１図に示すアドレスレジスタｌの内容から、エリ
ア２に格納されているスタックで現在使用されている語
数を引きエリア４を示すアドレスを得る。このエリア４
を示すアドレスを１だけ増加することによシ、スタック
中の最新のデータのアドレス９ｔ−作ることができる。

レジスタの内容をスタックに押し込む（Ｐ　Ｕ　Ｓ　Ｈ
）するのには、まずアドレス９ｔ−押し込もうとするデ
ータのサイズだけ減少する。これＫよりデータを格納す
るためのエリアを確保する。次にエリア４に書き込まれ
ている最新のデータフレームのサイズを格納するオペラ
ンドのサイズだけ増加し、オペランドを書き込むアドレ
スｔ’−Ｉしたアドレスに格納する。さらに、エリア２
に書き込まれているスタックの現在までに使用された語
数をオペランドのサイズだけ増加し、エリア２の位置に
書き戻す。次に、エリア２に書き戻す内容とエリア３に
書き込まれているスタックの最大容量とを比較し、前者
が後者よりも大きいとき、割出しを発生する。この割出
しとは、あるプログラムのある命令が同じプログラムの
他の命令の実行を中断させ、諌ある命令の実行をさせる
ことをいう。

命令がスタックからデータを取り出す場合には、格納す
る場合と同様にして最新のデータのアドレス９を得る。

アドレス９からオペランドのサイズだけのデータを取シ
出す。このときエリア４に書き込まれている最新のデー
タフレームのサイズと、オペランドのサイズとを比較し
、後者が前者よりも大きければ、ソフトウェア論理のミ
スなので割り出しを発生する。

つぎにエリア４の内容から、取シ出したオペランドのサ
イズを減少し、この値をエリア４のアドレスにオペラン
ドのサイズを加えたロケーションに書愈込む。

さらにエリア２の内容をオペランドのサイズだけ減少す
る。

１１２図を参照すると、本発明の一実施例は主配憶装置
１０．　　中央処理装置１２．　　およびこれらの装置
を接続するバス１１から構成されている。前記中央処理
装置１２はバッファ１３．レジスタ１４．命令レジスタ
１５．アドレスレジスタ１６．前記命令レジスタ１５の
命令を解読するデコーダ１７．スタックデータ構造のア
ドレスを保持するＴレジスタ１９を有するレジスタファ
イル１８．　　レジスタ１４またはレジスタファイル１
８からのデータを演算する数値論理演算ユニット２０．
前記デコーダ１７かラノ先頭アドレスに基づいてマイク
ロ命令を読み出すコントロールストア２１．およびこの
コントロールストア２１からのマイクロ命令を解読する
デコーダ２２から構成されている。

次に本実施例の動作を第２図および第３図を参照しなが
ら詳細に説明する。ます主配憶装置２から命令を取り出
す。この丸めアドレスレジスタ１６に主記憶装置２に記
憶されている命令のアドレスをセットする。

次にマイクロ命令の指示によシ゛読出し開始信号が与え
られる。主記憶装置２がら読み出され九命令は命令レジ
スタ１５に格納される。レジスタ１５に格納された命令
のアドレスが主記憶装置１０のスタックエリア管示して
い表いときにはその命令が実行される。もし前記命令が
主記憶装置１０のスタックエリアを示していないときに
はＴレジスター９のアドレスがユニット２０および線２
５を介してアドレスレジスター６に格納される。次にレ
ジメ、り１６のアドレスがバス１１を介して主記憶装置
１０に与えられ、アドレスによって指定された主記憶装
置１０の第１図のエリア２に相当する場所からカウント
ワードが読み出されバス１１を介してレジスター４に格
納される。レジスター４に格納されたカウントワードは
バス２３．ユニット２０、および線１８ｔ−介してレジ
スタファイル１８のワーキングレジスタＷＲＩに格納さ
れる。次にアドレスレジスター６に格納されたアドレス
が＋１され、＋１されたアドレスがバス１１を介して主
記憶装置１０に供給される。このアドレスに応：１ｌｊ
１ 答して主記憶装置１の第１図で示したエリア３からワー
ドＭＷが読み出され、バス１１を介してレジスター４に
格納される。レジスター４に格納されたワードＭＷはバ
ス２３．ユニット２０．および線２５ｔ−介してレジス
タファイル１８のワーキングレジスタＷＲ２に格納され
る。次にレジスタファイル１８のワーキングレジスタＷ
ＲＩに格納され九カウントワードからＴレジスタ１９の
アドレスがユニット２０で減算され減算結果は線２５を
介してアドレスレジスタ１６にセットされるとともにレ
ジスタファイル１８のワーキングレジスタＷＲ４に格納
される。

次ニアドレスレジスタ１６にセットされたアドレスがバ
ス１１を介して主記憶装置１０に与えられ装置１０のエ
リア４を指示する。この指示に応答してデータＦＬがバ
ス１１を介してレジスタ１４にセットされたあとバス２
３．ユニット２０．９２５を介してレジスタファイル１
８のワーキングレジスタＷＲ３にセットされる。

命令レジスタ１５に格納された命令がレジスタの内容を
主記憶装置１０のスタックに押し込む動作（ＰＵＳＩ（
）を指示しているときには、レジスタファイル１８のワ
ーキングレジスタＷＲ４の内容から、デコーダ１７から
与えられる定数がユニット２０で減算され、減算結果が
線２５に一介してレジスタファイル１８のワーキングレ
ジスタＷＲＯＫ書き込まれる。

次に書き込まれたレジスタＷＨＯの内容から、前記デコ
ーダ１７から与えられる定数１がユニット２０　テ減算
され減算結果が９２５ｆ介してアドレスレジスタ１６に
格納される。次にレジスタファイル１８のワーキングレ
ジスタＷＲ３に前記デコ−／１７から与えられるオペラ
ンドサイズがユニッ）２０で加算され、加算結果が９２
５ｆ介してバッファ１３に格納される。

次に前記ワーキングレジスタＷＲＩのカウントワードＣ
Ｗに前記デコーダ１７がらのオペランドサイズがエニツ
）２０で加算され、この加算結果から前記ワーキングレ
ジスタＷＲ２の内容がユニット２０で減算されキャリー
信号がユニッ）２０から出力するか否かが確かめられる
。もしキャリー信号が出力されていれば現在実行中のソ
フトウェア命令が中断され新たな命令が実行される。も
しキャリー信号が出力されていなければＴレジスタ１９
の内容をユニット２０．および［２５ｆ：介してレジス
タ１６に格納する。次にワーキングレジスタＷＲＩの内
容に前記デコーダ１７からのオペランドサイズがユニッ
ト２０で加算され加算結果がバッファ１３およびバス１
１を介して主記憶装置１０に記憶される。

命令レジスタ１５に格納され九命令がレジスタの内容を
主記憶装置１０のスタックに押し込む動作（ＰＵＳＨ）
を指示していないときには、アドレスレジスタ１６のア
ドレスが＋１される。この＋１されたアドレスによシ指
示された主記憶装置２の第１図で示されるエリア７から
オペランドが読み出され、バス１１ｔ−介してレジスタ
１４にセットされる。このレジスタ１４にセットされた
オペランドはバス２３．ユニット２０．および１ＩＩ２
５を介してレジスタファイル１８のワーキングレジスタ
ＷＯに格納される。次にレジスタファイル１８のワーキ
ングレジスタＷＲ３の内容から、前記デコーダ１７から
のオペランドサイズがユニット２０で減算され、減算結
果が線２５．バッファ１３．およびバス１ｉｔ−介して
主記憶装置１０の第１図で示されるエリア４に格納され
る。

次にワーキングレジスタＷＲ３の内容から、前記デコー
ダ１７からのオペランドサイズがユニット２０で減算さ
れ、ユニット２０からキャリー信号が出力されるか否か
が確認される。もしキャリー信号が出力されていなけれ
ばソフトウェア命令が中断され新たな命令が実行される
。もしキャリー信号が出力されていればＴレジスタ１９
の内容がユニット２０．および線２５に介してレジスタ
１６に設定される。次にワーキングレジスタ１９から、
前記デコーダ１７からのオペランドサイズがユニット２
０で減算され、減算結果が９２５．バッファ１３、およ
びバスｌｉｔ介して主記憶装置１０の第１図で示される
エリア２に書き込まれる。

本発明にはスタック中のデータにアクセスする際に主記
憶のデータを容易に保護できるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のスタック構造を示す図、ＩＩＥＺ図は
本発明の一実施例を示す図および縞３図は第２図に示す
一実施例の動作を説明するための図である。 第１図から第３図において、ｌ・・・・・・スタック構
造に対するポインタレジスタ、２・・・・・・スタック
の現在までの使用語数３９６０００．スタック領域の最
大容量、４・・・・・・フレームの語数、５・・・・・
・２の大きさを示したもの、６・・・・・・３の大きさ
を示したもの、７０．・６１．データフレーム、８・・
・・・・４の大きさを示したもの、９・・・・・・スタ
ック中の最新のデータを指すポインタ、１０・・・・・
・主記憶、１１・・・・・・共通バス　１２・・・・・
・中央ｍ　１３−−−−０．データノ（ファ、１４・・
・・・・メモリデータレジスタ、１５・・・・・・命令
レジスタ、１６、・・・・・メモリアドレスレジスタ、
１７・・・・・・命令ｆ　’：ｘ　−タ、１８・・・・
・・レジスタファイル、１９・・・・・・スタックポイ
ンタ、２０・・・・・・ａｎ論理演算ユニット、２１・
・・・・・コントロールストア、２２・・・・・・マイ
クロ命令デコーダ、２３・・・・・・ＡＬＵ人カパスＡ
、２４・・・・・・ＡＬＵ入力／＜スＢ。 ２５・・・・・・ＡＬＵ出力バス。 誉１　父

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 後入れ先出しのデータ構造の主記憶内における記憶位置
   を保持するためのアドレス保持手段と、前記データ構造
   の現在までに使用された語数を保持するための少なくと
   も１つの記憶場所、前記データ構造の最大容量を保持す
   るための少なくとも１つの記憶場所および前記データ構
   造？：１つ以上のデータフレームに分割し各データフレ
   ームの大きさを保持するよう各データフレームごとに少
   なくとも１つの記憶場所含有する記憶手段と、前記アド
   レス保持手段の内容と前記データ構造内の使用語数を保
   持する記憶場所の内容とにもとすいて一番新らしく獲得
   されたデータフレームの先頭アドレスを計算するための
   計算手段と、前記データ構造を操作するマシン命令に応
   答して起動され腋マシン命令の操作コードの内容にもと
   すいて前記データ構造内の・使用された語数および一番
   新らしいデータフレームの語数を更新する更新手段と、 前記データ構造に対してデータを格納していくときに＃
   データ構造内の現在までに使用された語数とスタックの
   最大容量とを比較し前者が格納動作によシ後者金越えた
   ときにソフトウェアに現在実行中の命令の実行を中断す
   るよう割り出しを発生するための手段と、 前記データ構造よりデータを取り出す際に一番新らしい
   データフレームの語数と取り田そうとするデータの語数
   とを比較し後者が大きいときに前記ソフトウェアに前記
   割り出しを発生するための手段とを含むことｔ％徴とす
   るデータ処理システム。