JPS5932045A - 情報処理装置 - Google Patents

Abstract

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

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は、複数台の命令解読器と複数台の演算器を有す
る一台の計算機において、複数の命令解読器の出力を最
適な演算器に分配することによシ、命令間のオペランド
の競合を解消することを目的としている。

一個のプログラム列を実行する逐次型計算機は１組の命
令制御ユニットと演算ユニットで構成される。同一プロ
グラムをさらに高速に実行する計算機を構成するために
上記ユニットを複数組組込むことが考えられるが、次に
示す様な命令例では正しく動作しない。

Ｌｏａｄ　−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ　Ｒ１、Ｒ２（Ｒ１４−
Ｒ２）Ａｄｄ　−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ　Ｒ３、Ｒ１（Ｒ３
←Ｒ，３＋Ｒ１）’ Ｌｏａｄ　−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ　Ｒ３、Ｒ２（Ｒ３４−
Ｒ２）Ｒ１，Ｒ２，Ｒ３はレジスタ１．２．３を示す。

上記命令群を複数演算ユニットで独立に実行してしまう
と、最終的な結果（この例ではＲ３）が保証できない。

なぜならば、３個の命令が全く独立に実行されてしまう
ためである。この様な競合をオペランドコン７リトと呼
ぶ。従来の計算機では、オペランドコンフリクトの集中
管理を行なう命令制御ユニットが１個だけ存在し、上記
命令列においても正しい結果を保証することができる。

すなわち、第２番目の命令Ａｄｄ　−Ｒｅｇｉｓｔｅｒ
の実行開始は、第１番目の命令Ｌｏａｄ　　Ｒｅｇｉｓ
ｔｅｒの実行結果が得られるまで遅らせる。また第３番
目の命令Ｌｏａｄ　　Ｒｅｇｉｓｔｅｒの実行結果をＲ
３に曹込む処理を、第２番目の命令がＲ３の内容を読出
し、実行結果を再びＲ３に書込むまで遅らせる。

クレイ社のＣＲ，ＡＹ−１においては、同時に動作可能
な演算ユニットを複数個内しているが、命令制御ユニッ
トは１個しか存在せず、１マシンサイクルには１個を命
令しか解読できないので、１サイクルに１命令分の演算
ユニットの起動しかできない。つまり、他の演算ユニッ
トはそのサイクル遊んでしまう。

本発明の目的は、複数個の演算ユニットを独立に動作さ
せた時に生じるオペランドコンフリクトを解消し、複数
個の演算ユニットを効率良く動作させることにある。

本発明では、命令の解読処理において先行する命令との
オペランドコンフリクトを検出し、コンフリクト関係に
ある２命令は同一演算ユニットで実行し、コンフリクト
の存在しない２命令は別々の演算ユニットで実行するこ
とにより、各演算ユニット間は全く独立に実行すること
が可能となり、演算ユニットの増加に応じた処理能力の
向上が期待できる。

以下、実施例の構成及び動作を説明する。以下の実施例
では、オペランドは複数個のレジスタ、命令は論理演算
命令、加算命令９乗算命令の３ｍであることを前提とし
ている。

第１図は、本発明の実施例の計算機の内部構成を示した
ものである。加算ユニット６００は、加算と論理演算を
実行することができる。乗算ユニットは、乗算と論理演
算を実行することができる。

命令記憶ユニット１００、解読分配ユニット２００．２
つの命令実行準備ユニット３００と５００（以下準備ユ
ニットと呼ぶ）、レジスタ群４００は、全体で従来の命
令制御ユニットに相当する機能を実行する。すなわち命
令語の読出し、命令の種類の解読、演算の実行に必要な
レジスタの読出し、演算ユニットへの起動、演算ユニッ
トからの演算結果のレジスタへの書込み、および本発明
と関係の深い命令間のオペランドコンフリクトの解消で
ちる。外部的な機能としては、２個の演算ユニットを制
御している点に特徴がある。

すなわち、２個の準備ユニット３００と５００は、各サ
イクル毎に１個づつの命令解読結果を受取シ、各サイク
ル毎に加算ユニット６００又は乗算にそれぞれ独立に起
動することができる。

最初に、命令記憶ユニツ）１００と準備ユニッ）３００
，５００の動作について説明し、次に解読分配ユニツ）
２００の詳細な構成と動作について述べる。

命令記憶ユニット１００は、次に解読すべき命令を含ん
だ２個の連続した命令（最初の命令を第１命令、次の命
令を第２命令と名付ける）を読出し、データ線１０２と
１０４を経由してそれぞれ第１命令と第２命令の内容を
解読分配ユニット２００に送出する。第１命令の内容を
正しく送出した時（以下第１命令が有効な時と呼ぶ）、
信号線１０１を１１”とし正しく送出できなかった時は
０″とする。信号線１０３を第２命令の有効性に応じて
、°′１”又は１０″とする。信号線１０１と１０３の
値の組合せが、’ｏｏ”となった時はデータ線上の第１
命令も第２命令も有効ではないことを示す。′１０＃と
なった時は、第１命令のみ有効である。′″０１″とな
った時は、第２命令のみ有効である。６１１＃となった
時には、第１命令も第２命令も有効である。解読分配ユ
ニット２００は、有効な第１命令を受取シ第１命令の解
読と命令実行準備ユニット５００又は７００への分配が
成功した時のみ、信号線２０１を１１”とし次の命令の
読出しを要求する。第２命令についても同様に成功した
時のみ信号線２０２を′１″として次の命令の読出しを
要求する。したがって、次のサイクルでは命令記憶ユニ
ットは解読分配が成功した命令の分だけ先の命令を読出
すことを試みる。

すなわち、命令記憶ユニットより転送した有効な命令が
すべて解読分配に成功した時、次のサイクルでは命令記
憶ユニットは最大２個の新しい有効な命令を転送する。

命令記憶ユニットよシ転送した有効な命令のうち解読分
配に失敗したものがある時、次のサイクルでは命令記憶
ユニットは必らず失敗した命令をすべて含ヰめて最大２
個の有効な命令を転送する。つまシ、解読分配に失敗し
た命令はくシ返し命令記憶ユニットに転送される。

再転送される時、第１命令は再び第１命令として転送さ
れる必要は無く、第２命令として転送されても良い。同
様に、再転送される時第２蔀令は再び第２命令として転
送されなくても良い。しかし、２個の有効な命令が転送
される時、第１命令は第２命令に対して概念上先行する
命令でなければならない。

命令の解読の進行状況に応じて次のサイクルで読出す命
令語を決定する命令記憶ユニットは、たとえばＨＩＴＡ
ＣＭ２Ｏ０Ｈで実現されている。

ＨでＴＡＣ−Ｍ２Ｏ０Ｈでは、命令語長が４バイトの命
令の解読が成功すれば、次のサイクルには４バイト先の
命令語を読み出し、命令語長が２バイトの命令の解読が
成功すれば、次のサイクルには２バイト先の命令語を読
み出す機能を有している。

解読分配ユニット２００は、加算ユニットで実行すべき
命令の解読に成功した時、信号線２０３上の準備二二ツ
）Ｉ送出信号を′１″とし、データａ２０４上に命令解
読情報（具体的には、演算ユニットで行うべき演算の穐
類と演算ユニットへの入力として読出すレジスタ番号と
演算ユニットからの出力を書込むレジスタ番号）を送出
する。

準備ユニツ）Ｉ２Ｏ３は、命令解読分配ユニットによ）
信号線２０３の値が′１ｎの時データ線２０４を経由し
て命令の解読情報を受取シ、内部に記憶する。次に、レ
ジスタ群４００よシ演算に必要なレジスタを読出し、加
算ユニット６００へ実行すべき演算の種類の情報（具体
的には、加算か論理演算かを示す情報）とともにデータ
線３０２を経由して加算ユニット６００へ転送する。こ
のサイクルのみ、信号線３０３上の加算実行開始信号を
′１Ｍとする。

加算ユニット６００は、加算実行が完了すると信号線６
０２上の加算実行完了信号をｔ（ｌＮとし、実行結果を
データ線６０１を経由してレジスタ群４００に送出し、
結果はレジスタ群４００に格納される。

ここで注意すべき信号群は、レジスタ群中のレジスタの
ビジーを示す信号であシ、信号線群３０１を経由して命
令解読分配ユニットに送られる。準備ユニットエは命令
解読分配ユニットからレジスタｉを更新する命令を受取
った時、レジスタｉのビジーを示す信号を１＃とじ、レ
ジスタｉへの結果の書込みによる更新が完了した時、′
Ｏｎとする。

さらに、準備ユニッ）Ｉは先行する命令があるレジスタ
ｊを更新し、後続の命令が同一のレジスタｊを参照する
場でも正しくレジスタｊの更新内容が伝えることができ
る。

この様な「１個の準備ユニット」の中にレジスタを更新
する命令が存在するか否かを示す信号の作成と、準備ユ
ニット中の複数の命令間での同一レジスタへの更新命令
と参照命令の制御の機能はオペランドコンフリクト制御
機能としてすでにＨｉＴＡＣＭ２Ｏ０やＣＲＡＹ−１他
にて実現されている。

以下、レジスタ群４００は４本のレジスタ（ＲＯ，Ｒ１
，Ｒ２，Ｒ３）から構成される例について説明を進める
。各レジスタのビジーを示す信号線群３０１は、４本の
信号線よシ構成され、それぞれがレジスタのＲＯ−Ｒ３
のビジーと対応する。

第２図の上は、命令記憶ユニット、解読分配ユニット、
実行準備ユニット、加算ユニットが１サイクルピツチの
パイプライン動作を行なう様子を示したものであシ、下
のタイムチャートと時間軸は共通である。

第２図のタイムチャートは、前に述べた動作をレジスタ
ｉに加算結果を書込む加算命令を例として示したもので
ある。信号線１０１上の第１命令有効信号が″１”とな
ると、約手サイクル後信号線２０１上の第１命令解読分
配成功信号が′１”となる。信号線１０１が′１“とな
ってから１サイクル後に、信号線２０３上の準備ユニツ
）Ｉ送出信号が′１”となる。さらに半サイクル後、信
号線群３０１中のレジスタｉのビジー信号が１”となる
。さ゛らに半サイクル後、信号線３０３上の加算実行開
始信号が”ＩＮとなる。１サイクル後、信号線６０２上
の加算実行完了信号が＠１″となシ、半サイクル後、信
号線群３０１中のレジスタｉのビジー信号が＠０”とな
る。

乗算命令の場合も、命令実行準備ユニットエ３００の代
りに命令実行準備ユニツ）Ｉｎ２Ｏ２、加算ユニット６
００の代シに乗算ユニット７００を使用する点を除き、
同一の動作を行なう。

信号線２０５は準備ユニット■送出信号、信号線２０６
は命令解読情報、データ線４０２はレジスタ読み出し情
報、信号線５０２は乗算実行開始信号、データ線５０２
は乗算入力データ、信号線７０２は乗算実行完了信号、
データ線７０１は乗算実行結果、信号線群５０１は乗算
実行粘結の書込み待ちを示す各レジスタのビジー信号を
示す。

第３図は、第２図の解読分配ユニットの詳細を示した図
である。２個の命令解読器２１４゜２１５はそれぞれ、
データ線１０２又は１０４を経由して、第１命令又は第
２命令を入力する。各命令解読器２１４と２１５はデー
タ線２１６と２２４に、それぞれ第１命令又は第２命令
の解読情報（前述）を巳力する。解読情報は分配判定回
路の指示に従って、選択回路２６０又は２６１を経由し
て、準備ユニットエ向は解読情報レジスタ２８１又は、
準備ユニツ）ＩＩ向は解読情報レジスタ２８２に格納さ
れ、次のサイクルにはデータ線２０４又は２０５を経由
して、準備ユニットエ３００又は準備ユニッ）Ｉ［５０
０に転送される。

命令解読器２１４および２１５の出力線２１７および２
２０は、それぞれ第１命令又は第２命令が加算ユニット
で実行すべき種類の命令であることを示す信号を伝える
。すなわち、加算命令の時″′１ｎとなる。命令解読器
２１４および２１５の出力線２１９、および２２３は、
それぞれ第１命令又は第２命令が乗算ユニットで実行す
べき命令であることを示す信号を伝える。すなわち、乗
算命令の時゛′１”となる。

第１命令が論理演算命令の時、信号２１７と２１９はと
もに′ＡＯ＃となり、加算ユニットでも乗算ユニットで
も実行可能な種類の命令であることを示す。第２命令が
論理演算命令の時、信号線２２０と２２３はともに＠０
＃となる。

命令解読器２１４，２１５の出力信号線２１８と２２１
はそれぞれ第１命令又は第２命令にて読出しを行なうレ
ジスタの番号を示す。たとえば出力信号線２１８は４本
の信号線よシ構成され、１本１本がそれぞれＲＯ，Ｒ１
，Ｒ２，Ｒ３の読出しが必要な時″１＃となり、読出し
が不要の時″″０”となる。

検出器２３０は、加算ユニットで実行させる予定または
実行中の先行命令と第１命令との間でのオペランドコン
フリクトを検出する。すなわち、先行命令が変更予定ま
たは、変更中のレジスタを第１命令が読出すことがある
かを判定する。

第４図は、検出器２３０の詳細を示したものである。信
号線３０１中の信号線８０１は、レジスタＲＯのビジー
（ＲＯを変更予定の命令が存在する）を示し、以下信号
線８０２，８０３，８０４はＲ１，Ｒ２，Ｒ，３のビジ
ーを示す。一方信号線２１８中の信号線８１１は、第１
命令がＲＯを読出すことを示す信号線である。以下信号
線８１２゜８１３．８１４はＲ１，１１，２，Ｒ３の読
出しと対応している。

アンドゲート８２１，８２２，８２３，８２４はそれぞ
れ、ＲＯ，Ｒ１，Ｂ２．　Ｂ、３上でのオペランドコン
フリクトを検出し、オアゲート８３０の出力線８３０は
、加算ユニットで実行予定の先行命令と第１命令との間
でのレジスタのコンフリクトが一つでも存在すれば′１
＃となるので、オペランドコンフリトの存在を検出する
ことができる。第３図の検出器２３１，２３２，２３３
゜２３４も同一構造である。

第３図の検出器２３１は、乗算ユニットで実行予定の先
行命令と第１命令間でのオペランドコンフリクトを検出
する回路である。検出器２３２゜２３４はそれぞれ加算
ユニットでの実行予定の先行命令又は乗算ユニットでの
実行予定の先行命令と第２命令との間のオペランドコン
フリクトを検出する回路である。

命令解読器２１４の出力２７０は、第１命令で変更する
レジスタ番号を示す信号であり、４本の信号線から構成
されそれぞれＲＯ，Ｒ１，Ｒ２゜Ｒ３の変更を示す。

検出器２３３は、第１命令で変更するレジスタを第２命
令で読出すか（第１命令と第２命令間でのオペランドコ
ンフリクト）を検出する。

分配判定回路２５０は、第１命令および第２命令が必要
とする演算ユニット、先行命令とオペランドコンフリク
トの有無、第１命令と第２命令間のコンフリクトの有無
を入力として、第１命令および第２命令を準備ユニット
に送出可能か（解読の成功）を判断する回路である。

次に分配判定回路の入力信号の名称と略号を示す。

Ｏ信号線１０１　：Ｖａｌｉｄ　１　　　　　　　（Ｖ
ｌ　）Ｏ信号線１０３　：Ｖａｌｉｄ　２　　　　　　
　（Ｖ２）０信号線２１７　：　Ｒｅｑｕｅｓｔ　Ａｄ
ｄ　ｆｒｏｍ　１（Ｒ，ＡＩ） Ｏ信号線２１９　：屯ｅｑｓｅｓｔ　Ｍｕｌｔ　ｆｒｏ
ｍｌ（ＲＭＩ） ０検出器２３０出カニ　Ｃｏｎｆｌ　ｉｃｔ　Ａｄｄ　
＆　１（ＣＡＩ） ０検出器２３１出カニ　Ｃｏｎｆｌｉｃｔ　Ｍｕｌｔ　
＆　１（ＭＡＬ） ０信号線２２　Ｑ　：　Ｒｅｑｕｅｓｔ　Ｍｕｉｔ　ｆ
ｒｏｍ　２（ＲＭ２） ０検出器２３２出カニ　Ｃｏｎｆｌｉｃｔ　Ａｄｄ　＆
　２（ＣＡ２） ０検出器２３４出カニ　Ｃｏｎｆｌｉｃｔ　Ｍｕｌｊ　
＆　２（０Ｍ２） ０検出器２３３出カニ　Ｃｏｎｆｌｉｃｔ　ｌ　＆　２
（Ｃ１２）第１命令を加算ユニットと結合した準備ユニ
ットエに送出して良い条件（３ｅｎｄ　ｌ　ｔｏ　Ａｄ
ｄ　。

８Ａ１と略す）は、下記のすべての条件が成立した時で
ある。

（イ）の条件は、第１命令が有効であることを示してい
る。（ロフの条件は乗算器でなくても実行できる種類の
演算であること、すなわち加算命令が論理演算命令であ
ることを示している。ヒ１の条件は、準備ユニット■で
更新する予定のレジスタを参照することが無いこと、す
なわち準備ユニツ）Ｉ［に存在する先行命令とは独立に
実行して良い命令であることを示している。

ゆえに、 ＳＡ１＝Ｖ１−ＲＭＩ−ＣＭＩ 第１命令を乗算ユニットと結合した準備ユニット■に送
出して良い条件（Ｆ３ｅｎｄ　ｌ　ｔｏ　Ｍｕｌｔｉ。

ＳＭＩと略す）は、下記のすべての条件が成立し九時で
ある。

ゆえに、 ８Ｍ　１　＝Ｖ　１−：Ｅ？、ＡＩ　−ＣＡＬ第２命令
を加算ユニットと結合した準備ユニットＩに送出して良
い条件（５ｅｎｄ　２　ｔｏ　Ａｄｄ　。

ＳＡ２と略す）は、以下のすべてが成立した場合である
。

１９ｅｎｄ　ｌ　ｔｏ　Ｍｕｌｔｉ　＝　１ゆえに、 ＳＡ２＝Ｖ２−ＲＭ２−０Ｍ２−　（Ｖ１＋０１２）”
　（Ｖ１＋ＳＡ１＋ＳＭ１　） に）は、第１命令と第２命令の間にコンフリクトが存在
しないことを示す条件である。第１命令と第２命令が有
効でその間にコンフリクトが存在する時、第２命令は第
１命令と同じ準備ユニットに転送する必要がある。第３
図に示した実施例では同一サイクルには１個の命令しか
同一準備ユニットに転送できないため、本条件に）が必
要である。

６１＝）は、有効な第１命令の解読に英数した時、第２
命令の解読も抑止するだめの条件である。第３図に示し
た￥施例で１は、第１命令と第２命令がともに有効な時
、第２ｆ令だけの解読分配は実行しない。

第２命令を乗算ユニットと結合した準備ユニット■に送
出１７て良い条件（３ｅｎｄ　２　ｔｏ　Ｍｕｌｔｉ　
。

８Ｍ２と略す）も同様に決められる。

８Ｍ２＝Ｖ２−１１．Ａ２−ＣＡ−（Ｖ１＋Ｃｌ２）・
（Ｖ１＋ＳＡＩ＋Ｓλ４１） 以上の４つの条件（８Ａ１．ＳＭＩ、ＳＡ２゜５Ｍ２）
から、信号線２０１（第１命令の解読の成功を示す）、
信号線２０２（第２命令の解読を示す）、ＦＦ２８３　
（加算ユニットと結合した準備ユニットＩへの命令の解
読情報の転送を示すＦＦ）への入力信号、ＦＦ２８４　
（乗算ユニットと結合した準備ユニットＩｆへの命令の
解読情報の転送を示すＦＦ）への入力信号、選択回路２
６０及び２６１を制御する信号線２５１を作成する。

第５図は、その作成例を示したもので、４個の入力の組
合せ１６通シについて、６個の出力例を示している。出
力値を決める原則は次の点である。

（υ　第１命令を優先して転送する。

（２）第１命令が準備ユニットのＩへも■へも転送でき
る時は、第２命令が転送できない側へ転送する。

第５図および第３図において、信号線２５１が０＃の時
、選択回路２６０および２６１により信号線２１６と２
２４の内容がそれぞれＦＦ２８１（レジスタ）と２８２
に入力され、１”の時逆にＦＦ２８２と２８１に入力さ
れる。次のサイクルでは、ＦＦ２８１と２８２に格納さ
れた第１命令または第２命令の解読情報が準備ユニット
エ又は準備ユニットＩ［へそれぞれ信号線２０４又は２
０６を経由して転送される。ＦＦ２８３およびＦＦ２８
４は、正しい解読情報が転送された時のみ′１”となり
、それぞれ信号線２０４又は２０６を経由して準備ユニ
ットＩ又は準備ユニット■に転送される。

第５図において、０／１は０＃又はパ１＃のいずれの値
でも良いことを示す。

次に（８Ａ１，８Ｍ１，８Ａ２，５Ｍ２）が（０，１，
１，１）の場合を例として図５を説明する。この場合に
は、ＳＡＩ以下の意味から、第１命令は乗算ユニットを
制御する準備ユニット■にのみ転送が可能であり、第２
命令は準備ユニットエでも■でも転送可能な状態にある
。前述したた 様に第１命令を優先的に転送する必要があシ、ま八 同−準備ユニットには同時には１個の命令しか転送でき
ないので、第１命令を準備ユニット■に転送し第２命令
を準備ユニツ）Ｉに転送するスケジュールが最適である
。従って第１命令の解読分配が成功し次のサイクルでは
次の命令を命令解読器２１４が受付は可能であることを
示す信号線２０１を＠１＃とする。同様に第２命令の解
読分配が成功し次のサイクルでは次の命令を解読器２１
４が受付は可能であることを示す信号線２０２をｔｏ　
１ｍとする。第１命令用の命令解読器２１４の出力２１
６をレジスタ２８２に入力し、第２ｆ？ｌ令用解読器２
１５の出力２２４をレジスタ２８１に入力するため、選
択回路２６０と２６１を制御する信号線２５１を１”と
する。ＦＦ２８３とＦＦ２８４への入力は、いずれも＠
′１”とする。

次に、（ＳＡＩ、ＳＭＩ、ＳＡ２．８Ｍ２）が（１，０
，１，Ｏ）の場合を説明する。この場合には、第１命令
も第２命令も準備ユニットエしか転送できない条件であ
るが、第１命令優先の原則によシ第１命令のみ準備ユニ
ットエに転送し、第２命令はいずれにも転送しない。従
って信号線２０１と２０２はそれぞれ１１＃と０”とな
り、第１命令のみ解読分配に成功したことを示す。信号
線２５１はｕＯ”として、第１命令用の命令解読器２１
６の出力２１６をレジスタ２８１に入力する。ＦＦ２８
３と２８４の入力はそれぞれパ１”と°゛０”とし、次
のサイクルでは準備ユニット■へのみ解読器の命令が転
送されることを示す。

第５図に訃いて、（ＳＡＩ、ＳＭＩ、ＳＡ２゜８Ｍ２）
が（０１１０，０１１１，１００１゜１０１１．１１０
１，１１１０，１１１１）の７通りの場合には、２つの
命令の解読情報が２つの準備ユニットに同時に転送する
ことができる。２つの準備ユニットは互いに全く独立に
動作しても、オペランドコンフリクトによる誤動作は生
じない。

従って１サイクルに２命令を処理する能力を第１図に示
した処理装置は有している。

以上の実施例ではレジスタ１個ごとにコンフリトが存在
するかを正確に判定するオペランドコンフリクト検出回
路を有しているが、たとえば２個のレジスタをまとめて
コンフリクトを検出する様に検出能力を粗くしたもので
も良い。しかし、この場合に実際にはコンフリクトが発
生していない列に２つの演算ユニットで実行可能な命令
を同一演算ユニットに逐次的に分配し性能を低下させる
可能性がある。

以上の実施例では、レジスタ上のコンフリクトのみをオ
ペランドコンフリクトとして示したが、メモリ上のオペ
ランドに対しても同様に実施することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明による処理装置の構成図、第２図は第１
図にした処理装置の動作を示すタイムチャート、第３図
は、第１図の解読分配ユニットの詳細構成例を示した図
、第４図は、第３図のオペランドコンフリクト検出回路
の詳細を示した図、第５図は、第３図の分配判定回路の
動作を示した図である。 代理人　弁理士　薄田利幸 第　１　図 第　２　口 第　３　区 １”Ａ　　　　　　２０３　　　ｔｖｓ　　　　　　ｚ
ｏ６Ｙ４−図 ｇ３θ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、複数個の互いに独立な演算ユニットと、上記各演算
   ユニットとそれぞれ結合した複数の準備ユニットと、１
   個又は複数の命令語解読器を有し、 解読中の命令が上記複数の準備ユニット中の先行命令に
   より更新されるオペランドを参照する可能性があること
   を検出する検出回路と、上記検出回路の出力に応じて、
   上記１個又は複数の命令語解読器の出力を上記複数の準
   備ユニットに分配することを制御する分配判定回路から
   構成される情報処理装置。 ２、分配判定回路は、解読中の命令が準備ユニット中の
   先行命令によシ更新されるオペランドを参照する可能性
   ある時、上記解読中の命令語を保持する解読器の出力は
   、上記先行命令を保持する準備ユニットに転送されるこ
   とを特徴とする第１項の情報処理装置。