JPS603656B2 - 計算機のメモリ拡張方式 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明はマッピング方式になる計算機のメモリ拡張方式
、特に、メモリ拡張の過程を簡便にしてなる計算機のメ
モリ拡張方式に関する。

計算機のメモリ拡張方式とは、論理アドレス空間と物理
アドレス空間とがメモリエリア的に不平衡の場合、両者
のアドレスを対応ずける技術である。

一般的にみてマイクロコンピュータやミニコンピュータ
では、論理アドレス空間が物理アドレス空間よりもメモ
リエリア的に４・さし、。従って、こうした場合のメモ
リ拡張方式とは、論理アドレス空間をいかに物理アドレ
ス空間に対応ずけるかが問題となる。かかる時点でメモ
リ拡張方式が採用される。メモリ拡張方式の代表的なも
のにマッピング方式がある。このマツピング方式は、複
数個のマッピングレジスタを備え、該マツピングレジス
タにマツピング用アドレスをセットしておき、拡張時に
このマッピング用アドレスを活用しようとするものであ
る。以下、詳述しよう。第１図は、マッピング方式にな
るメモリ拡張方式のハード構成を示す図である。論理ア
ドレスレジスタ１１には論理アドレスが設定される。こ
の論理アドレスの中で、上位ｍビットが、複数個のマツ
ピングレジスタより成るマッピングレジスタ群１２の特
定のマッピングレジスタを選択できるように設定されて
いる。下位ｎビットが物理アドレス空間上の実際のアド
レスの一部を指定するようになっている。各マッピング
レジスタには、マッピング用アドレスが設定されている
。論理アドレスレジスタ１１上の上位ｍビットによって
そのｍビットの示す内容に従ってマッピングレジスタ群
１２の中の一つのマツピングレジスタが選択される。

この選択されたレジスタの内容としジスタ１１の下位ｎ
ビットの内容とが加算部１４で加算され、その結果が物
理アドレスレジスタ１３の中にセットされる。このセッ
トされた内容が物理アドレスとなる。尚、加算するに際
しては、マッピングレジスタの内容とｎビットの内容と
を並置させるだけのやり方もあれば、両者をある程度オ
ーバーラップさせ実際の加算を行うやり方もある。従っ
て、両者と後者とでは、加算の持つ意味合いは違ってく
る。第２図は論理アドレス空間２１と物理アドレス空間
２２との実際のアクセス関係を示す図である。図から明
らかなように、論理アドレス空間２１のエリアは、物理
アドレス空間のエリアよりも小さい。特に図では、論理
アドレス空間２１を６巡Ｗ、物理アドレス空間２２をＩ
ＭＷとしている。かかる状態の中で、論理アドレス空間
２１が物理アドレス空間２２を最大値アクセス可能な状
態を考えると、物理アドレス空間２２への最大アクセス
空間は、論理アドレス空間２１の空間そのものの容量と
なる。

図では、物理アドレス空間２２の中で斜線部を除いた部
分がこれを示している。従って、問題は、斜線部をアク
セスする場合どうするかということである。一例として
、論理アドレス空間の指示している物理アドレスがＡで
あり、このアドレスＡの代りに先頭アドレスがＢであっ
て、データＣが記憶されてなるエリアを新たにアクセス
する場合を想定しよう。尚、第２図をマッピングレジス
タとの関係で説明すれば、マッピングされた結果が、即
ち物理アドレスレジスター３にセットされた値が、物理
アドレス空間２２上のアドレス指示となっている。新た
にデータＣのあるエリアをアクセスする場合、先ず、Ａ
を指示するマツピングレジスタではＡを一担、一時的に
このレジスタから他のエリアへ退避する。

次いで、該マッピングレジスタへＢをセットする。この
後で、セットされたＢに従って、データＣがアクセスさ
れる。アクセス完了後、再び、先に一時的に退避したＡ
を元のマツピングレジスタにセットする。以上の操作は
、プログラムによって行われる。このプログラムの一例
を第３図に示す。第３図に於いてマップレジス夕のうち
の一つにアドレスＡを示す値が入っていたとすると、ま
ず最初にレジスタの値を記憶するＳＴＲ命令（ＳＴｏｒ
ｅＲｅｇｓｔｅｒ）により、マップレジスタの内容Ａを
一時退避エリアに入れる。

次にレジスタの値をセットするＬＤＲ命令（ＬｏａＤＲ
ｅｇｉｓｔｅｒ）によって、Ｂをマップレジスタに入れ
る。これによりエリア２３の代わりに、エリア２４がア
クセス可能となる。次にアキュムレータにデータを取り
込むＬＤ命令（山ａｄ）によりＣのデータを取り込む。
マッピングレジスタの内容は元へ戻しておかねばならな
いのでＬＤＲ命令により一時退避エリアに入れておいた
Ａを元へ戻す。Ｄ、Ｅのデータ書き込み、取り込みが必
要な場合も同様にして、マッピングレジスタの内容を書
き換えねばならない。

こういった状況は第４図に示すように、オペレーティン
グシステムが動作する論理空間４１と、タスクの存在す
る論理空間４２が異なる場合、矢印で示すような相互の
パラメータ受け渡し時によく起こることである。

そしてそのパラメータが存在しているアドレスがいろい
ろな所に分散している場合、一つのパラメータをとり込
むごとにマツピングレジスタの内容を変更しなければな
らず、マッピングレジスタ切り換え時のオーバーヘッド
が大きいという欠点がある。本発明の目的は、物理アド
レスでも直接アクセス可能なようにして拡張物理空間へ
のアクセスを柔軟にしてなる計算機のメモリ拡張方式を
提供するものである。

本発明では、物理アドレスを論理アドレスから作るので
はなく、命令により、物理アドレスを直接生成可能なよ
うにしたものである。

従って、本発明によれば、マッピング機能と共に併用す
ることによってマッピング機能の事実上の能力増大を達
成できる。以下、図面により本発明を詳述しよつｏ第５
図イ，口は本発明で使用される新規な命令のデータ構造
と従来の命令のデータ構造とを示したものであり、イ図
が本発明で使用される物理アドレスでアクセス可能な命
令を示し、口図が従来使用されている論理アドレスでア
クセス可能な命令を示している。

いずれも、最語命令（例えば１６ビットを１ワードとし
て、３２ビット２ワード構成）を示している。ＯＰ部５
１は命令コードを指定する。

またＢ部５２、×部５３はそれぞれベースレジスタ指定
、インデックスレジスタ指定部で、命令の実効アドレス
は上記二つのレジスタの値により、修飾される。ＡＤＤ
Ｒ部５７は、アドレス指定フィールドで、論理アドレス
空間をアドレス可能なようになっている。以上のフィー
ルドは、物理アドレスによるアクセス、論理アドレスに
よるアクセス共に共通なフィールドである。両者で異っ
ている点はコード６０とコード５８である。コード６０
、即ちＥＸＡＤＤＲ部６０１ま物理アドレス空間までア
ドレス可能とするための拡張アドレス部で、物理アドレ
スによるアクセスでは、本フィールドとＡＤＤＲ部でも
つて物理アドレスの全エリアをアドレスできる。論理ア
ドレスによるコード５８を使用するアクセス命令は、本
フィールドＫを別の意味、たとえば、分岐命令の条件指
定や、拡張命令コードとして使用できる。物理アドレス
によるアクセス命令の使用過程、及び、その命令発行時
の物理アドレス生成をハードウェア構成の面からソフト
ウェアとかみ合せて以下で説明する。

第４図に示すように、オペレーティングシステムの論理
空間４１と、タスク空間の論理空間４２とにオーバーラ
ップがない場合、たとえばタスクが入出力要求を発行し
た場合、その入出力のデータアドレス、データカウント
数、入出力機器のアドレス、転送終了時の入出力の状態
格納部等のパラメータは、タスク空間上にあり、オペレ
ーティングシステム動作空間からは直俊論理アドレスで
はアクセスできない。

そこで、物理空間全体のアクセスが必要となる。今、論
理アドレス空間を１６ビット６４ＫＷ、物理アドレス空
間を２０ビットＩＭＷとすると、物理アドレス生成のハ
ードウェア構成は第６図のようになる。

先ず、命令の実行にあたっては、メモリ６６からメモリ
データバスＭＤＢを介して読み出された１６ビットの命
令語がファンクションレジスタ５０にセットされる。

この命令語は第５図イの長語命令の中での第１ワードー
こ相当する。一方、第５図イの長語命令の中での第２ワ
ードのＡＤＤＲはアドレス指定部としてアドレス指定レ
ジスタ５７にセットされる。ファンクションレジスタ５
０‘こ記憶された命令の中で、ＯＰ部５１は命令デコー
ダ６５により解読され、その命令に従った処理への分岐
を指示する。

今の場合、第５図イの命令を読み出したため、物理アド
レスによるアクセス命令が解読され、このアクセス命令
を示す信号ＰＡｌ（Ｐｈ＄ｉｃａＩＡｃｃｅｓｓＩｎｓ
ｔｒｕｃｔｉｏｎの略）が出力され、後述するアドレス
セレクタ６３に送られ、アドレス選択用に供される。一
方、ＯＰ５１の解読と同時に、命令実行のデータ納入部
を指定する実効アドレスが計算される。

一般に、長講命令による実効アドレスＥＡは次のように
なる。ＥＡ＝（Ｂ）十（×）十ＡＤＤＲ・・・・・・・
・・・・・・・・‘１１但し、上記物理アドレスによる
アクセス命令では拡張アドレス指定部ＥＸＡＤＤＲを併
せた形で実効アドレスを求めている。

この実効アドレスの算出はしジスタフアィル６７と実効
アドレス演算部６１を介して行っている。この演算部６
１の演算結果は、一時記憶レジスタ６２に記憶される。
実効アドレスを算出する具体例を述べよう。拡張アドレ
ス指定部ＥＸＡＤＤＲ４ビット、ＡＤＤＲ部１６ビット
の２０ビットデータと、Ｂ部、×部で指定される１６ビ
ットのデータの演算を行って実効アドレスを求めること
になる。この結果は、一時記憶レジスタ６２に記憶され
る。一方、論理アドレスによるアクセス命令では、従釆
と全く同様にして一時記憶レジスタ６２に論理アドレス
がセットされる。

この時の一時記憶レジスタ６２の中で、上位４ビットは
下位１６ビットＬＡの算出（命令拡張部Ｋを利用）過程
で生じたキャリーを含むものであり、アドレス生成には
全く関与しない。論理アドレスＬＡの上位ビットはマツ
ピングレジスタ群１２のマツピングレジスタを指定して
いる。この結果、指定されたマッピングレジス夕の内容
と論理アドレスＬＡの下位ビットとが加算部１４で加算
され、物理アドレスが生成され、セレクタ６３に送られ
る。次に、セレクタ６３の働きを説明しよう。

セレク夕６３は、デコーダ６５の出力ＰＡｌによって制
御される。物理アドレスによるアクセス命令の場合には
、一時記憶レジスタ６２に一時記憶されてなるデータ、
即ち先に算出した実効アドレスを取り込み、論理アドレ
スによるアクセス命令の場合にはマツピングによって拡
張されて得られるデータ、即ち、加算部１４を介して得
られる拡張された物理アドレスを取り込む。即ち、本発
明の物理アドレスによってアクセスされるアクセス命令
の際には、マッピング機構を使用することなく、拡張さ
れたアドレスが生成可能となる。以上の動作説明と若干
重複するが、以下で簡単に述べよう。

今、物理アドレスによって直接メモリをアクセスする命
令が実行された場合、実効アドレス演算回路６１はＥＸ
ＡＤＤＲ部６０とＡＤＤＲ部５６を一連の２０ビットの
アドレス情報とし、それにインデックスレジスタ、ベー
スレジスタの値を修飾して実効アドレスを求める。

セレクタ６３は一時記憶レジスタ側を選択しているため
、求められた実効アドレスがそのまま物理アドレスとし
て主記憶に送られる。一方、実行する命令が、論理アド
レスによるアクセスである場合は、命令語のＥＸＡＤＤ
Ｒ部にあたる部分とＡＤＤＲ部５７により実効アドレス
演算部６１を用いて２０ビットのアドレス情報は一時記
憶レジスタ６２に与えられるが、物理アドレスとしては
、マツピングによって拡張されたアドレス出力側がセレ
クタ６３により選択されているため、一時記憶レジスタ
の上位４ビットは無視され下位１６ビットのみが論理ア
ドレスとして使用される。

このため、論理アドレスによるアクセス方式をとる場合
の命令フオーマット中、ＥＸＡＤＤＲ部にあたる部分は
、アドレス情報には反映されず、まったく別の意味を持
つフィールドとして使用可能である。以上の本発明によ
れば、前記した割込み処理時のパラメータの転送は第７
図に示すフローにより実行できる。

このことを、第２図の事例に即して説明しよう。第２図
に於いて、デ−タＣとしては入出力のアドレス、データ
カウント数がセットされており、データＤとしては入出
力機器のアドレスがセットされており、データＥとして
は転送終了時の入出力の状態格納がセットされるものと
する。今、フロー１００‘こよるタスク実行に伴って、
タスクからの１／０要求が出されると、マップ内容は第
２図の物理アドレス空間のうち、白くぬかれた部分しか
アクセスできないようになる。

そこでＣのデータの取込み、Ｄのデータの取込み、Ｅへ
のデータ書込みに対しては、論理アドレスによるアクセ
スに代って物理アドレスによるアクセス命令が使用され
る。この間の過程がフロ−１０１，１０２である。以後
はフロー１０３，１０４，１０５，１０６を通して処理
される。たとえば、Ｃのデータ取込に対しては、物理ア
ドレスによるデータのロード命令、これをＬＯＰ命令（
論理アドレスによるロード命令ＬＤと異なる）とすると
、そのＥＸＡＤＤＲ部、及びＡＤＤＲ部でＣのデータの
入っているエリア（セグメント）の先頭番地Ｂが指示さ
れ、ベースレジス夕、インデックスレジスタのどちらか
で、Ｃのデータまでの変位が指定されれば、ＬＤＰ命令
によってＣのデータすなわち、入出力のデータアドレス
、データカウント数が、マップの内容を変更することな
く、処理装置に取込むことができる。

○のデータの取込に対しても、同じＬＤＰ命令によって
、データの取込が可能である。

また１／０転送終了時のステータス情報については、物
理アドレスによる、データのメモリへのストア命令を、
ＳＴＰ命令（論理アドレスによるストア命令ＳＴと異な
る）とすると、同じように、ＳＴＰ命令のＥＸＡＤＤＲ
部、ＡＤＤＲ部で、Ｅのデータのあるセグメントの先頭
アドレス、及び、その先頭アドレスからの変位を指定す
れば、Ｅにステータス情報の書込が可能となる。これよ
り、本発明によれば、論理アドレスで動作しているプロ
グラムから、直接物理アドレスでデータのアクセスが可
能となるので、マツピングレジスタの内容を書き換える
ことなく、物理空間上のあらゆるアドレスをアクセスで
き、パラメータの相互参照を行うのに効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図はマツピングによるメモリ拡張方式を示す図、第
２図は、論理空間と物理空間の関係を示す図、第３図は
、マップレジスタ内容変更のプログラムフロー図、第４
図は、ＯＳ空間とタスク空間分離時のパラメータ移動の
説明図、第５図は、命令フオーマットを示す図、第６図
は、本発明実施例のハードウェアブロック図、第７図は
、本発明による物理空間直接アクセス命令によるプログ
ラムを示す図である。 １１・・・…論理アドレスレジスタ、１２・・・・・・
マツピングレジスタ群、１３・・・・・・物理アドレス
レジスタ。 業ー図 柴２図 劣３図 第４図 髪ｓ図 髪５図 髪ヮ図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ マツピングにより実効アドレスを主メモリ上の物理
   アドレスに拡張する機能と、実効アドレスを物理アドレ
   スとして出力する手段とを備えると共に、物理アドレス
   の生成に際して、上記マツピングによる拡張機能を選択
   するか、上記実効アドレスを物理アドレスとして出力す
   る手段を選択するかを、命令の種類によって行わしめる
   ようにした計算機のメモリ拡張方式。