JPS61264437A - 計算機ア−キテクチユア制御方式 - Google Patents
計算機ア−キテクチユア制御方式Info
- Publication number
- JPS61264437A JPS61264437A JP10713185A JP10713185A JPS61264437A JP S61264437 A JPS61264437 A JP S61264437A JP 10713185 A JP10713185 A JP 10713185A JP 10713185 A JP10713185 A JP 10713185A JP S61264437 A JPS61264437 A JP S61264437A
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- control
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- instruction
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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】
〔概要〕
一台の実計算機を異なる複数のアーキテクチュアの計算
機として動的に切替える際、マシンモードにより命令実
行マイクロルーチンの入口をアーキテクチュアに対応さ
せて自動的に切替えるように制御する。
機として動的に切替える際、マシンモードにより命令実
行マイクロルーチンの入口をアーキテクチュアに対応さ
せて自動的に切替えるように制御する。
本発明は、命令をマイクロルーチンを用いて実行する計
算機の制御方式に関するものであり、特に仮想計算機シ
ステムにおいて、命令実行マイクロルーチンを切替える
制御方式に関する。
算機の制御方式に関するものであり、特に仮想計算機シ
ステムにおいて、命令実行マイクロルーチンを切替える
制御方式に関する。
一台の計算機上に異なる複数のアーキテクチュアを実現
する手法として、一般に仮想計算機方式が用いられてい
る。
する手法として、一般に仮想計算機方式が用いられてい
る。
第4図は、仮想計算機制御の1例におけるメモリ空間の
状態を示すメモリマツプである。図中の40が主記憶、
41.42.43はそれぞれ異なるアーキテクチュアが
走行する分割された領域(Domain)を示している
。
状態を示すメモリマツプである。図中の40が主記憶、
41.42.43はそれぞれ異なるアーキテクチュアが
走行する分割された領域(Domain)を示している
。
領域41は、実計算機と直結して仮想計算機を制御する
Hypervisor (以後、HYPと略称)と呼ば
れる制御機能の処理空間であり、システム全体を管理す
るプログラムが置かれる。
Hypervisor (以後、HYPと略称)と呼ば
れる制御機能の処理空間であり、システム全体を管理す
るプログラムが置かれる。
領域42および43は、それぞれアーキテクチュアの異
なる仮想計算機VM、およびVM、の処理空間であり2
機械語によるO8およびユーザプログラムが置かれてい
る。VM、およびVM、のプログラムは、タイムスライ
ス(時分割)により並行して処理される。
なる仮想計算機VM、およびVM、の処理空間であり2
機械語によるO8およびユーザプログラムが置かれてい
る。VM、およびVM、のプログラムは、タイムスライ
ス(時分割)により並行して処理される。
このような複数の仮想計算機を実計算機上で切替えて走
行させる動作モードは、RVMモードと呼ばれる。
行させる動作モードは、RVMモードと呼ばれる。
HYPには、 Control Program (
以後CPと略称)が搭載され、I10アクセスの一括管
理やタスクの切替え等のシステム全体の制御を行ってい
や・ 一般に、1つの実計算機上で走行させる各仮想計算機V
M + 、 V M zのアーキテクチュアは大部分
が似かよっており、命令体系も、システム命令系は異な
るが、一般命令系は同じという場合が多い。たとえば、
基本(Native)モデルと拡張(Extend)モ
デルとの関係がそれである。
以後CPと略称)が搭載され、I10アクセスの一括管
理やタスクの切替え等のシステム全体の制御を行ってい
や・ 一般に、1つの実計算機上で走行させる各仮想計算機V
M + 、 V M zのアーキテクチュアは大部分
が似かよっており、命令体系も、システム命令系は異な
るが、一般命令系は同じという場合が多い。たとえば、
基本(Native)モデルと拡張(Extend)モ
デルとの関係がそれである。
以下、VM、、vMzのアーキテクチュアが基本モデル
と拡張モデルとである場合を例にとり説明する。
と拡張モデルとである場合を例にとり説明する。
拡張モデルは、基本モデルのアーキテクチュアをレベル
アップしたものであるから1通常、記憶容量の増大や、
高速演算機構の付加などとともに。
アップしたものであるから1通常、記憶容量の増大や、
高速演算機構の付加などとともに。
たとえばロードPSW命令などの一部のシステム命令が
変更されているのが普通である。
変更されているのが普通である。
また各命令は、それぞれマイクロプログラムによる一つ
のルーチン(以後、命令実行マイクロルーチンと略称)
として組まれて、制御記憶内に格納されている。
のルーチン(以後、命令実行マイクロルーチンと略称)
として組まれて、制御記憶内に格納されている。
このため、あるVMのプログラム処理中にシステム命令
が発行された場合、処理空間をHYPに切り替え、CP
がVM、のモデルを識別して、そのモデルに対応する命
令実行マイクロルーチンを選択し、実行させるようにし
ている。
が発行された場合、処理空間をHYPに切り替え、CP
がVM、のモデルを識別して、そのモデルに対応する命
令実行マイクロルーチンを選択し、実行させるようにし
ている。
第5図は、基本モデルおよび拡張アーキテクチュアにお
ける命令および命令実行マイクロルーチンの対応の具体
例を示したものである。基本モデルおよび拡張モデルの
それぞれについて、Lはロード命令、STはストア命令
、LPSW命令を表している。
ける命令および命令実行マイクロルーチンの対応の具体
例を示したものである。基本モデルおよび拡張モデルの
それぞれについて、Lはロード命令、STはストア命令
、LPSW命令を表している。
L命令およびST命令は一般命令であり、システム拡張
の影響を受けないので、基本モデルおよび拡張モデルの
両アーキテクチェアにおける命令実行用のLマイクロル
ーチンおよびSTマイクロルーチンは同じものである。
の影響を受けないので、基本モデルおよび拡張モデルの
両アーキテクチェアにおける命令実行用のLマイクロル
ーチンおよびSTマイクロルーチンは同じものである。
これに対して、LPSW命令はシステム命令であり、シ
ステム拡張の影響を受けているため2両アーキテクチュ
アにおけるL PSWマイクロルーチンは相違してい
る。
ステム拡張の影響を受けているため2両アーキテクチュ
アにおけるL PSWマイクロルーチンは相違してい
る。
このような基本モデルと拡張モデルなどのアーキテクチ
ュア種別の識別は2一般に拡張制御レジスタ(ECRと
略称)と呼ばれる制御レジスタに設定されているマシン
モードビット情報によって行われる。
ュア種別の識別は2一般に拡張制御レジスタ(ECRと
略称)と呼ばれる制御レジスタに設定されているマシン
モードビット情報によって行われる。
複数の仮想計算機を対象とする従来の仮想計算機制御で
は5 システム命令が発行されるごとに仮想計算機のア
ーキテクチュア種別を識別して、多数の命令実行マイク
ロルーチンの中から対応する一つの命令実行マイクロル
ーチンを選択する手続きが必要とされる。
は5 システム命令が発行されるごとに仮想計算機のア
ーキテクチュア種別を識別して、多数の命令実行マイク
ロルーチンの中から対応する一つの命令実行マイクロル
ーチンを選択する手続きが必要とされる。
この場合、各アーキテクチュアごとに、命令実行マイク
ロルーチンを独立に設ける方式では、制御は簡単となる
が、制御記憶の必要容量が大きくなるという問題があっ
た。これに対して、各アーキテクチュア間で共通の命令
実行マイクロルーチンを共用させる方式では、命令実行
ごとにアーキテクチュアを識別して、命令実行マイクロ
ルーチンが共用か固有かを判定し、固有の場合には対応
する命令実行マイクロルーチンを選択する制御が必要と
なり、オーバーヘッドが大きくなって、処理速度が遅く
なるという問題があった。
ロルーチンを独立に設ける方式では、制御は簡単となる
が、制御記憶の必要容量が大きくなるという問題があっ
た。これに対して、各アーキテクチュア間で共通の命令
実行マイクロルーチンを共用させる方式では、命令実行
ごとにアーキテクチュアを識別して、命令実行マイクロ
ルーチンが共用か固有かを判定し、固有の場合には対応
する命令実行マイクロルーチンを選択する制御が必要と
なり、オーバーヘッドが大きくなって、処理速度が遅く
なるという問題があった。
本発明は、命令のオペレーションコードと制御記憶の命
令実行マイクロルーチンとの対応を与えるアドレス変換
テーブルを仮想計算機のアーキテクチュア種別数だけ設
け、このアドレステーブルを、実行中の仮想計算機のア
ーキテクチュアを表示する情報に基づいて、自動的に切
替えるようにしたものである。
令実行マイクロルーチンとの対応を与えるアドレス変換
テーブルを仮想計算機のアーキテクチュア種別数だけ設
け、このアドレステーブルを、実行中の仮想計算機のア
ーキテクチュアを表示する情報に基づいて、自動的に切
替えるようにしたものである。
第1図は9本発明の原理を例示的に示す構成図である。
図において、1はOPコードレジスタ。
2は拡張制御レジスタ、3はテーブルアドレスレジスタ
、4はアドレス変換テーブル、5は制御記憶アドレスレ
ジスタ、6は制御記憶、7はマイクロ命令レジスタを表
す。
、4はアドレス変換テーブル、5は制御記憶アドレスレ
ジスタ、6は制御記憶、7はマイクロ命令レジスタを表
す。
OPコードレジスタ1には、実行される命令の8ビツト
のOPコードが設定される。
のOPコードが設定される。
拡張制御レジスタ2は1ビツトのマシンモードビットを
有し、基本および拡張の2種類のアーキテクチュアを識
別可能にする。
有し、基本および拡張の2種類のアーキテクチュアを識
別可能にする。
テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトには拡張制
御レジスタ2のマシンモードビットと追加の制御ビット
とを設定され、その下位8ビツトにはOPコードレジス
タ1の8ビツトのOPコードを設定される。
御レジスタ2のマシンモードビットと追加の制御ビット
とを設定され、その下位8ビツトにはOPコードレジス
タ1の8ビツトのOPコードを設定される。
アドレス変換テーブル4は、たとえばROM上に設けら
れたテーブルで、四つのゾーンに分割され、それぞれの
ゾーンは256のエントリを含む。
れたテーブルで、四つのゾーンに分割され、それぞれの
ゾーンは256のエントリを含む。
各エントリには、制御記憶の命令実行マイクロルーチン
のエントリアドレスが登録されている。四つのゾーンは
、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトにより選
択され、さらに下位8ビツト(OPコード)により、ゾ
ーン内の一つのエントリが選択され、その内容の制御記
憶エントリアドレスが読み出される。
のエントリアドレスが登録されている。四つのゾーンは
、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトにより選
択され、さらに下位8ビツト(OPコード)により、ゾ
ーン内の一つのエントリが選択され、その内容の制御記
憶エントリアドレスが読み出される。
H御記憶アドレスレジスタ5には、アドレス変換テーブ
ル4から読み出された制御記憶エントリアドレスが設定
され、制御記憶6がアクセスされる。
ル4から読み出された制御記憶エントリアドレスが設定
され、制御記憶6がアクセスされる。
制御記憶6には各アーキテクチュアの仮想計算機により
共用される命令実行マイクロルーチンと。
共用される命令実行マイクロルーチンと。
特定のアーキテクチュアに固有の命令実行マイクロルー
チンが並列に格納されている。
チンが並列に格納されている。
制御記憶エントリアドレスにより、アクセスされた命令
実行マイクロルーチンの順次のマイクロ命令は、マイク
ロ命令レジスタ7に読み出され。
実行マイクロルーチンの順次のマイクロ命令は、マイク
ロ命令レジスタ7に読み出され。
実行される。
走行する仮想計算機のアーキテクチュアが変更されると
、それに応じてマシンモードビットの値が変更されるの
で、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトの値は
自動的に更新される。
、それに応じてマシンモードビットの値が変更されるの
で、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトの値は
自動的に更新される。
これにより、アドレス変換テーブル4のゾーンが切替え
られ、現在のアーキテクチュアに対応する命令実行マイ
クロルーチンの制御記憶エントリアドレスが自動的に得
られるので、モード判定等の処理が不要となり、命令実
行マイクロルーチンの共用制御も簡単となる。
られ、現在のアーキテクチュアに対応する命令実行マイ
クロルーチンの制御記憶エントリアドレスが自動的に得
られるので、モード判定等の処理が不要となり、命令実
行マイクロルーチンの共用制御も簡単となる。
第2図は1本発明の1実施例の構成図である。
図において、3はテーブルアドレスレジスタ。
4はアドレス変換テーブル、6は制御記憶である。
これらは第1図に示されている同一参照番号の要素と同
じものである。
じものである。
アドレス変換テーブル4は、四つのゾーン41ないし4
4に分割され、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビ
ツトao+alにより選択される。
4に分割され、テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビ
ツトao+alにより選択される。
ゾーン41は基本モデルのモードの場合に使用され、ゾ
ーン42は基本モデルに高速演算機構H3Aが付加され
ているモードの場合に使用される。
ーン42は基本モデルに高速演算機構H3Aが付加され
ているモードの場合に使用される。
またゾーン43は拡張モデルのモードの場合に使用され
、ゾーン44は拡張モデルに高速演算機構ISAが付加
されている場合に使用される。
、ゾーン44は拡張モデルに高速演算機構ISAが付加
されている場合に使用される。
制御記憶6の61ないし64には、四つの命令の命令実
行マイクロルーチンの例が示されている。
行マイクロルーチンの例が示されている。
共通命令■用命令実行マイクロルーチン61は。
共通命令■が発行されたとき、共通命令■に対応してア
ドレス変換テーブル4のH3Aなしの基本あるいは拡張
モデル用のゾーン41あるいは43から読み出されるエ
ントリアドレスによって共通にポイントされる。
ドレス変換テーブル4のH3Aなしの基本あるいは拡張
モデル用のゾーン41あるいは43から読み出されるエ
ントリアドレスによって共通にポイントされる。
共通命令■用命令実行マイクロルーチン62は。
共通命令■が発行されて、H3A付きの基本モデルある
いは拡張モデル用のゾーン42あるいは44から読み出
されるエントリアドレスにより共通にポイントされる。
いは拡張モデル用のゾーン42あるいは44から読み出
されるエントリアドレスにより共通にポイントされる。
固有命令■用命令実行マイクロルーチン62および固有
命令■用命令実行マイクロルーチン64は、それぞれ固
有命令■、■によりH3Aなしの基本モデル用ゾーン4
1および拡張モデル用ゾーン43から読み出されるエン
トリアドレスによりポイントされる。
命令■用命令実行マイクロルーチン64は、それぞれ固
有命令■、■によりH3Aなしの基本モデル用ゾーン4
1および拡張モデル用ゾーン43から読み出されるエン
トリアドレスによりポイントされる。
第3図は、アドレス変換テーブル4のゾーンを切替える
テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトaO+al
を設定するゾーン制御回路の構成例を示したものである
。
テーブルアドレスレジスタ3の上位2ビツトaO+al
を設定するゾーン制御回路の構成例を示したものである
。
図において、31ないし34はラッチ、35および36
はANDゲート、37および38はORゲート、39は
論理表、H3Aは高速演算機構。
はANDゲート、37および38はORゲート、39は
論理表、H3Aは高速演算機構。
HXAはハード拡張モードを表す。
ラッチ31は、拡張モード時に“1″に設定され、RV
MモードでもVMモードでもないときに。
MモードでもVMモードでもないときに。
HMA−ao −1にする。
ラッチ32は、RVM−VMモードに拡張制御レジスタ
ECRのマシンモードビットにより1”に設定され、H
MA−ao =1にする。ECRのマシンモードビット
はCPにより設定される。
ECRのマシンモードビットにより1”に設定され、H
MA−ao =1にする。ECRのマシンモードビット
はCPにより設定される。
ラッチ33は、マイクロプログラムによりl”に設定さ
れr 80−1にする。
れr 80−1にする。
ラッチ34は、マシンモードが基本モードか拡張モード
かに拘わらず、H3Aが付加されているとき、マイクロ
プログラムにより“1″に設定され、a+=1にする。
かに拘わらず、H3Aが付加されているとき、マイクロ
プログラムにより“1″に設定され、a+=1にする。
このようにして、論理表39に示す制御が可能となる。
特にアーキテクチュアを基本モデルと拡張モデルとにタ
イムスライスにより交互に切替えるRVMモードでは、
CPによる拡張制御レジスタのマシンモードビットの変
更にしたがって命令実行マイクロルーチンのエントリア
ドレスを動的に切替えることができる。
イムスライスにより交互に切替えるRVMモードでは、
CPによる拡張制御レジスタのマシンモードビットの変
更にしたがって命令実行マイクロルーチンのエントリア
ドレスを動的に切替えることができる。
本発明によれば、アーキテクチュアの動的な変更に応じ
て、命令と命令実行マイクロルーチンとの対応を実時間
で動的に切替えることができる。
て、命令と命令実行マイクロルーチンとの対応を実時間
で動的に切替えることができる。
命令実行マイクロルーチンを複数のアーキテクチュアで
共用することも個別に使用することも簡単に行うことが
でき、また一部を共用とすることも容易である。本発明
の場合、マシンモードの判定は不要であり、しかも制御
記憶における命令実行マイクロルーチンは重複格納され
ないから記憶容量の効率的使用が可能となる。
共用することも個別に使用することも簡単に行うことが
でき、また一部を共用とすることも容易である。本発明
の場合、マシンモードの判定は不要であり、しかも制御
記憶における命令実行マイクロルーチンは重複格納され
ないから記憶容量の効率的使用が可能となる。
第1図は本発明の原理的構成図、第2図は本発明の1実
施例の構成図、第3図はゾーン制御回路の実施例構成図
、第4図は仮想記憶制御におけるメモリマツプの説明図
、第5図は基本モデルおよび拡張モデルと命令および命
令実行マイクロルーチンとの対応説明図である。 第1図において。 1:OPコードレジスタ 2:拡張制御レジスタ 3:テーブルアドレスレジスタ 4ニアドレス変換テーブル 5:制御記憶アドレスレジスタ
施例の構成図、第3図はゾーン制御回路の実施例構成図
、第4図は仮想記憶制御におけるメモリマツプの説明図
、第5図は基本モデルおよび拡張モデルと命令および命
令実行マイクロルーチンとの対応説明図である。 第1図において。 1:OPコードレジスタ 2:拡張制御レジスタ 3:テーブルアドレスレジスタ 4ニアドレス変換テーブル 5:制御記憶アドレスレジスタ
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 異なる複数のアーキテクチュアの計算機を仮想計算機化
して動作させるマイクロプログラム方式の計算機におい
て、 異なる複数のアーキテクチュアの計算機のそれぞれで用
いられる命令の命令実行マイクロルーチンを制御する制
御記憶(6)と、 異なる複数のアーキテクチュアの計算機のそれぞれのア
ーキテクチュアに対応づけたゾーンを有し、各ゾーンに
は、対応するアーキテクチュアの計算機で用いられる命
令を制御記憶内の命令実行マイクロルーチンのエントリ
アドレスに変換する情報が置かれているアドレス変換テ
ーブル(4)とをそなえ、 動作中の計算機のアーキテクチュアを動的に表示するマ
シンモード情報に基づいて、アドレス変換テーブル(4
)の使用ゾーンを切替えることを特徴とする計算機アー
キテクチュア制御方式。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10713185A JPS61264437A (ja) | 1985-05-20 | 1985-05-20 | 計算機ア−キテクチユア制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10713185A JPS61264437A (ja) | 1985-05-20 | 1985-05-20 | 計算機ア−キテクチユア制御方式 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS61264437A true JPS61264437A (ja) | 1986-11-22 |
Family
ID=14451287
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP10713185A Pending JPS61264437A (ja) | 1985-05-20 | 1985-05-20 | 計算機ア−キテクチユア制御方式 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPS61264437A (ja) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH03209522A (ja) * | 1990-01-11 | 1991-09-12 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 命令コード解読装置 |
-
1985
- 1985-05-20 JP JP10713185A patent/JPS61264437A/ja active Pending
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH03209522A (ja) * | 1990-01-11 | 1991-09-12 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 命令コード解読装置 |
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