JPS5958549A - マイクロプログラム制御方式 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明はマイクロプログラム制御方式に係り、特にマイ
クロプログラムナブル−チンの形成及びマイクロプログ
ラムのりトライ（再来性）に好適なマイクロプログラム
制御方式に関する。

〔従来技術〕

従来のマイクロプログラムのナブル−チンの構成として
、第１図、第２図に示すようなマイクロプログラム制御
方式がある。

ある機械語命令ｋ　ＴＩＭｌより命令レジスタ２に人力
し、複数の命令デコーダー＋３Ａ、３Ｂ〜３Ｎでデコー
ドする。各機械語命合ケ笑行するマイクロプログラムは
ｔ；ｉ−ａのナブル−チンから＠成嘔れ、命令デコーダ
３Ａ〜３Ｎは、命令レジスタ２にセットされた機械語命
令の命令コードに応答して、その＆ｉ合が第１番目、第
２番目、・・・に必要とするナフルーチンの先頭アドレ
ス４Ａ、４Ｂ、・・・４Ｎ？１１−発生するものであめ
。′Ｔ曲御記憶装置（Ｃ８）４４から胱出で扛たマイク
ロ命令はコントロールレジスタ４ｏにセットさｎる。各
機械語命令に対するマイクロプログラムの最後のマイク
ロ命令がこのレジスタ４ｏにセットされたとき、そのマ
イクロ合金のフィールド４０Ｂにあらかじめセットされ
ている命令デコーダ指示ビットが線３８？介してアドレ
ス選択回路４２ば、第１の命令デコーダ３Ａの出力４Ａ
ｋ選択するように構成てれている。したがって、レジス
タ２に現にセットされているイ炊械飴命令の前に実行で
れた機械語命令に対するマイクログログラムが終了する
と、この膚たなイ炊械諸命令を実行する最初のナブル−
チンの先頭アドレス４Ａが制＠記憶裟直４４に送ら牡め
。

こうして、このマイクロナブル−チンの先頭マイクロ合
金７がレジスタ４ｏにセット−ｇれ、その後、このマイ
クロ命令の第１フイールドにある次アドレス１０ケアド
レス選択回路４２が選択し、次のマイクロ命令８が胱出
烙ｎる。以下凹泳にして、このナブル−チンの紋終のマ
イクロ詰合９がレジスタ４０にセットさｒしる。このマ
イクロ合金９の第２フイールドには、第２の命令デコー
ダ３Ｂの選択ケ指示すりビットが含１れており、このビ
ットに応答して、アドレス選択回路４２は、命令デコー
ダ３Ｂの出力ケボ折フーる。この結果、第２のナブル−
チンの先頭マイクロ合金１１がレジスタ４０に胱出芒γ
し、以下同味にしてマイクロ命令１２〜１４が実行され
、第２のナブル−チンの実行が終了する。以下回味にし
て、第Ｎのナブル−チン葦で央何さγしる。したがって
、命令レジスタ２にセットさｔ″した機械語命令の昔令
コードに応じて、詰合テコーダ３Ａ〜３Ｎか出力すめ、
ナブル−チン先頭マイクロ命令アドレスが変わりうるの
で、谷ナブルーチン盆瞑数のイ殻械詣昔令のために１史
用すりことができる。

なお、各マイクロ合金の第３フイールド４０は演算器等
′に制俯するコントロール回路（図示せず）に送られる
。

この方法により、取大、命令デコーダ３八〜３Ｎの数だ
けのマイクロ命令ナブル−チンを便用できるので、ナブ
ル−チンの数ヶ増やしたい場合には、芒らに命令デコー
ダの数ヶ増やす必要がある。

葦た、エラーが生じた等の理由によって実行中のマイク
ロ命令ルーチンを中断した後再度中断鳥ｎたマイクロ命
令を実行したい場合には何らかの新たな機能ブロックが
必要となる。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、信金デコーダの数を増やすことなしに
マイクログロダラムナブルーチンの数？増やすことが可
能で、かつ、マイクロプログラムのりトライ（−Ｐ＋実
行）７行なうことを可能としたマイクロプログラム制御
方式ｋ　＋Ｍ供することにある。

〔発明の積装〕

マイクロプログラムの内容の１部として指示される次ナ
イクル以降に夷行き扛るマイクロプログラムアドレス（
マイクロアドレス）ケ複数のレジスタ音用いてマイクロ
プログラム内の情報の指示あるいは一七の他制御袷゛号
に従って記憶しておき、そγしら板数のレジスタＩ）：
３情報ｒ、マイクロプログラム内の情報の指示に従って
再度、販ビットの１６正あるいはその１′１の形でマイ
クロプログラムアドレスとして用いることにより、リー
ブルーチンおよびリトライの構成全可能とした。

実施例 以下、本発明′ｆｆ：笑施例実施照して評細に説明すな
口 第３図に示すプロセツナは、第４図で示すように、１７
／ンナイクル’（ｒＴｌ−Ｔ４の４相クロツクで哨ｒｉ
ｊ１１６扛ｏ０谷マイクロ命令は２マシンナイクルｒ刀
）けてパイプラインモードで実行δれてお９、取初のマ
／ンナイクルの期間１ゝ１−Ｔ３で制仰記憶鋏直（Ｌ：
５）２６會アドレス込択回路３７からのアドレスに牽づ
きアクセスし、読比したマイクロ命令【クロックＴ３に
より、コントロールレジスタ４０に胱出し、期間’１’
　４−Ｃｓ　Ｈ）１出したマイクロ命令ケコントロール
部２７に於いてｙＬ與Ｍｉ４ｆ−（図示ぜす）全制御す
るコントロール信号に変換する。次のマゾンナイクルの
期間Ｔ１〜Ｔ４で、そのコントロール信号に便って演其
が実行ａれる。

この演與と並列して、次のマイクロ詰合の抗出しが行な
われる。

谷マイクロ命令は、次のマイクロ命令アドレスを指定−
Ｊ−る第１のフィールド４０Ａ、アドレス選択回路３７
に次に選択すべきアドレス入力を指定する第２のフィー
ルド４０Ｂ１コントロール部２７に対するコントロール
情報ヲ狭わ子弟３のフィールド４０Ｃ，ナフ゛ル−チン
市１」イ卸情報（ＳＣ）のフィールド４０Ｄからなり。

アドレス迅択情報（ＳＥＬ）４０Ｂは、アドレスが択回
調３７の制御端子Ａに１尿３８勿介して入力され、後述
するようにいくつかのアドレス入力の内、とれｒ通釈す
べきかケこの回路３７に梢足するのに用いらｎｏ。

機械＠命令は命令レジスタ２に人力芒ｎ、その命令コー
ドヶ命令テコーダ３でデコードして、その機械諸命令娑
実行するマイクロプログラムの先頭アドレス４ヶ出力す
るっ先に実行されｆ７ｃ、熾械胎命令のためのマイクロ
プログラム内の最液のマイクロ命令ではアドレス渕択・
：ＶＷ（ＳＥＬ）４０Ｂは、この先頭アドレス４ケ洒択
するべきことケ示す。

アドレス選択回路３７により選択さｎたアドレス４ｆｆ
−１トランジスタ５３會通し、Ｔ１のタイミングことに
Ｃ８２６に入力される。

こうして、第５図に示す先頭マイクロ命令１５が抗出さ
扛、その故、緋１０ケ介して入力されるこのマイクロ命
箭１５内の次命令アドレス（ＮＡ）４０Ａ’にアドレス
選択情報４０Ｂに応答してアドレス選択回路３７が吹択
する。こうして次のマイクロ命令１６が抗出Ｇ　ｆし＠
　＊ 本芙施例では、マイクロ命令ばＴ３のタイミングでレジ
スタ４０にセットきれ、コントロール部２７における頂
其は、次のマシンナイクルのタイミングＴ１から開始ち
ｔＬ；ｂと仮ボしていなか、この仮足は本質的でない。

本発明では、マイクロナブル−チン１００の抗出しも全
く同じように実行される１丁なわら、今、マイクロ命令
１６がナブル−チン１００をコールする命令のときには
、マイクロ細事１６の次マイクロ命令アドレスＮＡはナ
ブル−チン１００の先頭マイクロ命令１７のアドレスを
示し、アドレスか択情報ＳＥＬに、このアドレスＮＡを
選択すべきことを示すつこ汎により、マイクロ命令１７
〜１９からなめナブル−チン１００が実行δ几る。

ナブル−チン１００の最終命令１９から、ナブル−チン
をコールした命令１６の次の命令２０にリターンするの
は次のようにして行なわ扛ている。

本発明では、戻り先の命令２０のアドレスはナブル−チ
ン１００ケコールする命令１６のアドレスに対して特定
の関係になるように足めでおく。

トランジスタ５４．３４およびこれらの同に仲人てれた
二つのトライバ（そ扛セれインバータからな／：））７
０、レジスタ３２、ビット反転回路４０ば、マイクロ命
令２０のアドレスを生成するための回路で、ここでは、
具体的には、命令２０のアドレスと命令１６のアドレス
はそれらの足桁位のビットのみが互いに異なる揚台の囲
始でめな。仲、第３図のナイクルＣ１において、アドレ
ス選択回路３７がマイクロ命令１６のアドレスを出力し
てい心とするウナイクルＣ１のタイミングＴ１〜Ｔ３の
間にマイクロ詰合１６が読出され、クロックＴ３により
コントロールレジスタ４０にセットされる。一方、同じ
ナイクルのＴ３で、線２８上にるるマイクロ命令１６の
アドレスはトランジスタ５４．ドライバ７０を介してラ
イン２９上に出力でれ、次のナイクルＣ２のＴ２１で床
付ち扛る。

マイクロ命令１６はナブル−チン１００を呼出すのでナ
フル−チン市１」側１悄辛１ｆ（ＳＣ）４０Ｄは１でめ
ジ、この１西号はクロックＴ４が印７Ｉｌ］でれるアン
ドゲート７２ケ弁じてトランジスタ３４のゲートに入力
さ！シロ０ したがって、レジスタ（Ａ、）３２にマイクロ命令１６
のアドレスがナイクルＣ１のタイミングＴ４に格ｍ−ａ
ｎ−＝。このようにレジスタ（Ａ）はナフ゛ル−チン市
り御悄辛ＫＳＣが１になることに暑さかえらｎるのみで
める。その鏝、前述したように、マイクロ命令１７−１
９が唄次読出される。マイクロ命令１９のアドレス塔択
情報（ＳＥＬ）４０Ｂは、アドレス辿択回ノ暗３７に次
のアドレスとしてビット反転回路４ｏがらの出力４５を
用いるように指定する。ビット反転回路４４は、レジス
タ３２の出力アドレスのＩ呼定ビットを符号反転はせる
ものである。

ビット反転回路４４の最も開単な例は、レジスタ（Ａ）
３２内のアドレスの取下位ビットのみを反転させる回路
でろ＠っこの場合、命令２ｏのアドレスはマイクロ命令
１６の瞬のアドレスとなる。

アドレス培択回路３７はタイミングＴ４でマイクロ命令
１９のアドレス指尾情報４０Ｂに応答して、マイクロ命
令１９を読出したマシンナイクルの時刻Ｔ４にビット反
転回路４４の出力アドレス４５を選択する。このように
して、この仄のマゾンナイクルでは、この選択て汎−た
アドレスに基づきマイクロ命令２０へのナブル−チンリ
ターンが可能となる。

なお、レジスタ（Ａ）３２が１データしが記憶できない
部会には、マイクロナブル−チン１００から、さらに別
のマイクロナブル−チン（図示ぜす）全呼出丁ことはで
きない。このイ倹餌を実現す４にはレジスタ（Ａ）３２
をスタック、即し一陵数の曹込み時の妨しい情￥しから
順にυ℃出し可能な構成（、ｌ、ａｓｔ　　ｉｎ　Ｆｉ
ｒｓｔ　　ｏｕｔ）とすればよい。

このスタックへの新たなアドレスの毎込みはナブル−チ
ン側御情報ＳＣが１となることに行ない、このスタック
からのアドレスの試用しは、アドレスが駅情報ＳＥＬが
ビット反転回路４ｏの出力の選択を指示することに行な
うのは勿調でりる。

次に、マイクロ命令のりトライ（再実行）に関す々部分
について説明する。全仮定として、マ／ンナイクルＣＩ
の１゛ｌにおいて、アドレス巧択回路３７刀ユマイクロ
館雷２１のアドレスを出力しており、ナイクルＣ１のＴ
１−１１３でマイクロｆｎ＞　４’＋２１がシも出芒扛
、Ｔ４で演算部等のコントロール１ｂ号が生成ざ扛、ナ
イクルＣ２のＴ１−’ｌ’４でマイクロ命令２１に従っ
た演昇が実行式扛なとテめ。

この演ｘ果行時に刺らかのエラー、例えばバスエラーあ
るいはアドレスエラーが発生したとしよう。

エラーは、外部テバイス（図示忙ず）とのやりと９をコ
ントロールする制＠Ｊ回路４１によってたとえはタイミ
ングＴ３で侠出され、その結果もしてこの回路４１によ
り信号巌４２を用いてタイミング１１４でトランジスタ
３５が開けら扛る。エラーはナイクルのタイミングＴ３
で制御面Ｍ４１が検出するようタイミング設計する。マ
イクロ命令２１のアドレスは、小、＋２２８、トランジ
スタ５４を弁してナイクルｃ１のタイミングＴ３で巌２
９にラッチδｎておジ、ゲートにクロックＴ１が印加式
れ＠トランジスタ５５とドライバ７４を介してナイクル
Ｃ２のＴ１でライン３ｏに伝えら扛、ナイクルＣ２のＴ
３ではクロックＴ３がケート（ｌこ印刀口ち扛るトラン
ジスタ５６、ドライバ７６を介して３１に人力ちれ、次
のナイクルｃ３のＴ２互で医持芒れる。したがって、ナ
イクルＣ２のＴ３で開かｎだときに、レジスタ（Ｂ）３
３がマイクロ命令２１のアドレス勿ラッチする。ナイク
ルｃ２のＴ３でエラーを４英田した制御回路４１は、次
のナイクルＣ３で行なわしる演與を無効とするよう。

コントロール部２７内の演算回路（図示じず）の演算結
果を格納するレジスタ（図示せず）等への入力を禁止も
ぎる慣興部制御倍号（図示せず）を出力すると同時に、
エラー回俊用にあらかじめ設けらｎたマイクロプログラ
ム２００の先頭マイクロ命令２２のアドレス４３をナイ
クルＣ２のＴ４にアドレス選択回路３７に入力するウア
ドレス４３はアドレス選択回路３７のｌｉ’ｌ　Ｆｊｌ
端子Ｂにも入力芒ｎ１回路３７ｉｌ″ｌ：則子Ｂに入力
かりるときには、痛子Ａの入力に無明帰にアドレス４３
をか折丁なように′４８成芒ｎでいる。この結果ナイク
ルＣ３でマイクロ命令２２が読出され、次のす゛イクル
Ｃ４で実行さ′ｎ−ゎ。マイクロ命令２１に応答してナ
イクルＣ３で潰昇芒れた結果は％　’ｐ１Ｊ述した？ｊ
Ｉｔ算部制御１百号によって無視さγしる。こうして、
エラー処理ルーチン２００の先頭マイクロ命令が美行さ
ｒし、以下、マイクロ命令２３〜２５が七扛それの仄マ
イクロ命令アドレスＮ’　Ａ　Ｋ基づき１１貝次夫行３
ｆＬる。

このルーチンの取埃のマイクロ命令２５内のアドレス選
択情報４０Ｂにより、レジスタ（Ｂ）３３から出力芒扛
る１直７８を用いるより指定す＠と、アドレス選択回路
３７はレジスタＣＢ）３３の出力、７８ｅ迅択する。こ
うして、マイクロ命令２５の次に月ひマイクロ命令２１
を実行す々ことになる。Ｒ１」ら、エラー回復用のルー
チン２２０を実行後、中畔Ｔしたマイクロ命令２１のリ
トライを行なうことが可能とな。。

前述の実施例では、マイクロプログラムを格納Ｌティ４
　ＣＳ　２６に対するアクセスアドレスヲライン２８．
２９．３０．３１と噴火あるタイミングで伝達していき
、そのライン上の胆をレジスタＡ、Ｂに格納する方式を
採用した。それに対し、ライン３０．３１上にレジスタ
Ａ３２．８３３を直接設置する方法も可能である。

また、本発明は、第６図に示すように各命令ｌＯにより
２つ先のマイクロ命令アドレスを指定する光読み方式に
も咥用可能である。

第７図はこのための実施例であり、以下第８図。

第９図を参照して説明する。なお、第７図に於いて第５
図と同じ参照振号のものは同じものを３すう命令デコー
ダ３′は命令レジスタ（図示ビず）内の命令のオペコー
ドに応答して、実行すべきマイクロルーチンの先頭及び
２番目のマイクロ命令のアドレスを出力する。マイクロ
アドレス選択回路３７は、マイクロ命令内の情報３８及
び外部からのマイクロプログラムレベルでの割込みをＭ
ｊｌ］御する信号４３．４３’に従って次のナイクルの
Ｔ３からＣ８２６をアクセスするためのアドレスを各ナ
イクルことに出力する。出力されたアドレスはラッチ９
５．９６によって１ナイクルの間保持式ｆし、　　トラ
ンジスタ８０を逼しＴ３のタイミングでＣ８２６−ｉア
クセスする。アクセスさ扛たマイクロ命令は次のナイク
ルのＴ２でコントロールレジスタ４０にセットされる。

コントロールレジスタ４０にセットさｒした１直は、コ
ントロール部２７により、期間’１”３−Ｔ４でデコー
ド３れ、その次のナイクルＴＩ−Ｔ４で行なわれる演葬
をｔｌ＋ｌＪ併する。

まず、あるマイクロルーチン内の１つのマイクロ命令が
ナブル−チンコールする場合について説明する。第８図
において、マイクロ命令１６Ｂがナブル−チンコールｒ
したとすめ。この時、ナブル−チンの先頭アドレス（１
７Ａのアドレス）は丈ブルーチンコールをしたマイクロ
命令１６Ｂの前に実行された命令１ｔｊＡが指定する。

即し、プログラムシーケンスから見ると、命令１６Ｂが
ナブル−チンコールをしているように見えるが、アドレ
ス指定に関しては実際には、１６Ａ、１６Ｂの２つのマ
イクロ命令でナブル−チンコールをしているのである。

このアドレス指定の方式は、それ葦での市定法と同様で
ある。

第９図のナイクルＣ１のＴ３のタイミングからナフルー
チンコールをするマイクロ命令１６Ｈの続出し盆行なう
と仮足するうこのマイクロ命令１６Ｂは仄のナイクルＣ
２のタイミングＴ２でコントロールレジスタ４０にセン
トで才し、さらにＴ３〜Ｔ４でデコードさｆて、ナイク
ルＣ３で演算を制（財）する。一方、この命令１６Ｂを
抗出すために用いたアクセスアドレスはライン８１及び
それぞれクロックＴ１．Ｔ３でオンさ７′Ｌ／：）トラ
ンジスタ８２．８３及びドライバ３００，３０２紮悪し
、丈イクルＣ２のＴ３にライン４６上に伝ｍＡｎな。一
方、このナブル−チンコールをするマイクロ命令の前の
命令１６Ａを胱出すために用いたアクセスアドレスは、
さらにクロックＴｌ、Ｔ３でオンされるトランジスタ８
４．８５とドライバ３０４．３０６を通してライン４８
上に伝達されている。コントロールレジスタ４０にセッ
トちｎたマイクロ命令１６Ｂは、開側１悄イ１ｔｓｏが
ゝ１　′であり、その情報はタイミングＴ４でアンドケ
ート３０８を介してライン９５に伝達子ね、トランジス
タ８６．８８をオンする。このｉ（、ＩＪ　Ｈにより、
ライン４６．４８上の凪、即ら、マイクロ命令１６Ａ及
び１６Ｂのアドレスがレジスタ（Ａｌ）。

（Ａ２）４９．５０にｇ納さ扛め。即らナブル−チンコ
ールがあった場合には、そのナブル−チンコールをした
マイクロ命令及びその直前に実行したマイクロ命令のＨ
する次アドレス（ＮＡ）がレジスタＡ１．Ａ２にそｎぞ
ｔ格納１へその１直の一部を前しＵと同様にしてビット
反転δぜ、リタ−ンアドレスとして用いる。つ”！１′
、ｐ前例の揚台と異なるのは、格納するアドレスがナブ
ル−チンコールをしたマイクロプログラムたけでなく、
その直前に実行したプログラムのアドレスも格納すると
いう点である。、ナブル−チンからのリターンは、ナフ
゛ル−チンの重ｒ麦から２曹目、及び破ｒ友のプログラ
ム内でレジスタＡ１．Ａ２に格納されたｉ直９０．９１
を用いなよう指示することを行なう（前例と同唾）。−
七のため、マイクロプログラム内のＳＥＬピッ）　（４
０Ｂ）はそのビット数を増やす心安がある。

一方、リトライの場合にも２つのマイクロアドレスをレ
ジスタＨに格納する。Ｃ１のＴ３がらＣ８をアクセスを
したプロクラムを、Ｃ２のＴ３〜Ｔ４でデコードし、Ｃ
３のナイクルで実行したと仮定すり。そして、このＣ３
のナイクル内で制御回結４１によりエラーがづ突出δ扛
たとす。０この時、制（財）回路は前例と同軸、次の２
プログラムの実行を無効にするのと同時に、マイクロア
ドレス辿択回路にエラー回仮用マイクロルーチンの２つ
の先頭アドレスを・［１足する。互た、そのＣ３のＴ４
のタイミングで４６．４８上に駄遅さ几たＣＳアクセス
アドレスをレジスタＢ１．８２Ｋｆｔ＞納する。この格
納されるアドレスは、第８図にも示すようにエラーを起
したプログラム及びその次に実行するプログラムのアド
レスである。そのため、エラー回復用ルーチンの敲後か
ら２二市目及び最後のプログラムでこのアドレスを次の
ＣＳアクセスアドレスに指定すわは、エラー回代ルーチ
ンからのリターンができる。

〔発明の効果〕

本発明によれば、命令デコーダの数を謂や丁ことなしに
、咳叡のレジスタ及び小規模のコントロール回路ケ付７
１０するだけで、マイクロメイルーチン構成が可能とな
り、またマイクロ命令の月実行（リトライ）も可能とな
る。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来方式のマイクロプログラム市１ｊ御ロ路ブ
ロック図、第２図は、従来方式によりマイクロプログラ
ム来行／−タンス、第３図は本発明によるマイクロ命令
制御回路のブロック図例、第４図は第３図回路のタイミ
ングチャート、第５図は第３図に２けるマイクロ命令シ
ーケンス図、第６図はマイクロ命令の先読みを説明する
図、第７図は不発明の他の実施例、第８図は第７図の回
路におけるマイクロ命令／−ケンス図、第９図はそのタ
イムチャートである。 ４．５．６・・・マイクロルーチンのエントリアドレス
、５３・・・マイクロメインルーチンの戻りアドレス、
３２．３３．４９−５２・・・レジスタ群、４２・・・
外部からのエラー情報を検出した時の信号線、３９・・
・マイクロプログラム内のナフルーチン呼出圏　４　図 畜　５　　図 ′ｆ−Ｊｌ　　　図 茅　７　　図 ■　８　図

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、マイクロ命令記憶装置と、該記憶装置ヲアクセスす
   るアドレス出力手段と、該出力アドレスに基づき該出力
   アドレスに特定の関係を有する特定アドレスを該アドレ
   ス出力手段に供給する手段と會有し、該アドレス出力手
   段は、該マイクロ命令記憶装置から先に脱出されたマイ
   クロ命令内に含１れている次アドレスと該特定アドレス
   のいずれかを選択する手段を有するマイクロプログラム
   制御方式。 ２、第１項において、該供給手段は、該出力アドレスそ
   のもの音出力する手段でめす、該選択手段は通常時には
   該次アドレスヶ選択し、リトライ時に該特定アドレスを
   ｉ４択するものである第１項のマイクロプログラム制御
   方式。 ３、第１項において、該供給手段は該出力アドレスの１
   時定ビツトのみ勿反転して供給する手段を有し、該地択
   手段は、該マイクロ命令記憶装置から読出ちｔたマイク
   ロ命令内の制御悄卒Ｋが第１、第２の匝のときにそれぞ
   れ、該次アドレスおよび該特定アドレス會選択するもの
   であるマイクロプログラム制御方式。