JPS6126701B2 - - Google Patents

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JPS6126701B2
JPS6126701B2 JP56070286A JP7028681A JPS6126701B2 JP S6126701 B2 JPS6126701 B2 JP S6126701B2 JP 56070286 A JP56070286 A JP 56070286A JP 7028681 A JP7028681 A JP 7028681A JP S6126701 B2 JPS6126701 B2 JP S6126701B2
Authority
JP
Japan
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memory
bank
memory bank
cpu
data
Prior art date
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Expired
Application number
JP56070286A
Other languages
English (en)
Other versions
JPS57185551A (en
Inventor
Seijiro Hirayama
Shinji Yamane
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Sharp Corp
Original Assignee
Sharp Corp
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Filing date
Publication date
Application filed by Sharp Corp filed Critical Sharp Corp
Priority to JP56070286A priority Critical patent/JPS57185551A/ja
Publication of JPS57185551A publication Critical patent/JPS57185551A/ja
Publication of JPS6126701B2 publication Critical patent/JPS6126701B2/ja
Granted legal-status Critical Current

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    • GPHYSICS
    • G06COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06FELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02Addressing or allocation; Relocation
    • G06F12/06Addressing a physical block of locations, e.g. base addressing, module addressing, memory dedication
    • G06F12/0615Address space extension
    • G06F12/0623Address space extension for memory modules

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Theoretical Computer Science (AREA)
  • Physics & Mathematics (AREA)
  • General Engineering & Computer Science (AREA)
  • General Physics & Mathematics (AREA)
  • Executing Machine-Instructions (AREA)
  • Microcomputers (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 本発明はマイクロコンピユータシステムに関す
るものである。特に同一のメモリ空間(アドレス
空間)に複数のメモリバンクを有する場合に、
CPUがこのメモリバンクの1つをセレクトして
データ処理を行なつている状態において他のメモ
リバンクのデータを参照したい時に、この参照し
たい他のメモリバンクのデータに対して前記
CPUのメモリに対するバンクセレクト状態を保
持させたままそのバンクとは別の参照したいバン
クのデータアクセスができるようにしたものであ
る。
最近のマイクロコンピユータシステムにおいて
はこのシステムが拡大しつつあり、これに応じて
メモリの拡張も要求されるものである。
例えばA0からA15の16ビツトのアドレスバスを
備えるCPU(Z―80)では最大64Kバイトのメモ
リ空間を直接アクセスすることができる。しかし
このメモリ構成を更に拡張して前記64Kバイトの
メモリ(バンク1)の他に32Kバイトの(バンク
2)を追加構成した場合にはその全メモリ容量は
96Kバイトになり、このCPUが持つ最大メモリ空
間(64Kバイト)を越えることになる。
これがため、従来では第1図に示す如くCPU
3から64Kバイトのメモリバンク1(BK1)と
32Kバイトのメモリバンク2(BK2)に対する
データのリード/ライトはメモリバンク1(BK
1)とメモリバンク2(BK2)を切換える必要
があつた。
即ち、第1図のメモリ構成としてはメモリバン
ク1(BK1)の前部メモリ空間(32Kバイト
の容量)と後部メモリ空間(32Kバイト容量)
に区画し、この前部メモリ空間をメモリバンク
1(BK1)とメモリバンク2(BK2)の共通エ
リアに構成したものを示している。
換言すると、CPU3によりメモリバンク1
(BK1)がセレクトされた場合には第1図Aで示
す斜線部分のメモリ空間とが対応し、またメ
モリバンク2(BK2)がセレクトされた場合に
はCPU3が64Kバイトのメモリ空間を有するので
第1図Bで示す斜線部分の如く、32Kバイトのメ
モリバンク2(BK2)の他にメモリバンク1
(BK1)のメモリ空間を対応させている。
そして、前記第1図Aの如くCPU3がメモリ
バンク1(BK1)をセレクトした場合に、該
CPU3はメモリバンク1(BK1)のメモリ空間
とについてのデータアクセスができるが、メ
モリバンク2(BK2)に対してのデータアクセ
スはできない。また同様に第1図Bの如くCPU
3がメモリバンク2(BK2)をセレクトした場
合にはメモリバンク2(BK2)とメモリ空間
についてのデータアクセスができるが、メモリバ
ンク1(BK1)のメモリ空間に対してのデー
タアクセスはできない。
従つて、CPU3がメモリバンク1(BK1)の
メモリ空懐をセレクトしてそのデータ処理中に
メモリバンク2(BK2)のデータを参照したい
場合でも直にこれができず、CPUによりメモリ
バンクを切換え制御した後でないとメモリバンク
2のデータを参照できない。その為に、次の様な
煩雑な切換え操作が必要であつた。つまり、メモ
リ空間から共通バンクであるメモリ空間へ一
旦ジヤンプし、この共通バンクにおいて切換えを
行なうことによりメモリバンク2(BK2)がセ
レクトできそしてこのメモリバンク2のデータ参
照ができる。このデータの参照後は再び共通バン
クであるメモリ空間へジヤンプして再度バンク
切換えを行なつてバンク1(BK1)をセレクト
し、その後前記に引続いてメモリ空間のデータ
処理ができるものである。
ここで、一旦共通バンクであるメモリ空間へ
ジヤンプさせた後にバンク切換えを行なわせてい
るのは、メモリ空間には基本的な制御プログラ
ムであるオペレーテイング・システム(OS)が
格納されていて、この制御プログラムを共用する
ようにしているからである。
この様に従来システムのバンク切換えは煩雑な
手順を要し、システムの効率が非常に悪いもので
あつた。
本発明は前記従来システムの問題を解決するた
めに提案されたものであり、第2図のA,Bに示
す如く、CPU3がメモリバンク1(BK1)をセ
レクトして、特にメモリ空間を実行中において
も(第2図A)、該CPU3は見掛上、メモリバン
ク2(BK2)に対してもデータアクセスが直接
できるように成したものでありまたCPU3がメ
モリバンク2(BK2)をセレクトしてその実行
中においても(第2図B)、該CPU3はメモリバ
ンク1(BK1)のメモリ空間に対してもデー
タアクセスできるように成したものである。
即ち、本発明方式では上述したメモリバンク1
(BK1)のメモリ空間でプログラム実行中にメ
モリバンク2(BK2)のデータを参照したい時
にはその参照のための命令(特殊命令)をメモリ
空間の所望位置に保持させ、前記プログラム実
行中にその特殊命令を検出するとこの命令の一連
の実行としてメモリバンク2(BK2)の所定デ
ータを参照させることにより、CPU3がメモリ
バンク1(BK1)をセレクトした状態で見掛
上、メモリバンク2(BK2)に対してもデータ
アクセスができるようにしたものである。
このための制御回路構成を第3図に示しており
この例の場合の特殊命令(参照用命令)としてオ
ペレーシヨンコード(OPコード)のフエツチ・
サイクルとこれに続くサイクルでメモリにリー
ド/ライトするような命令を割当ている。
この第3図において、DCはデータバスDBに送
られたオペレーシヨンコードから上述の特殊命令
を検出する特殊命令デコーダであり、この特殊命
令検出に基づくデコーダ出力はアンドゲートG1
へ入力されている。該アンドゲートG1の他方の
入力信号としてフエツチサイクルを示すフエツチ
信号FETCHが印加されており、その結果アンド
ゲートG1はフエツチサイクルの時に前記特殊命
令があるとON動作し、このゲート出力をフリツ
プフロツプF1のセツト入力としている。
前記フリツプフロツプF1にはメモリリード信
号MEMRDとメモリライト信号MEMWRがオア
ゲートG2を介して入力されており、該F1はこの
フエツチサイクルの時に出力されるメモリリード
信号MEMRDの立下り時に前記アンドゲートG1
力があると次のリード/ライトサイクルにおいて
セツト状態となる。従つて該フリツプフロツプ
F1はオペレーシヨンコードのフエツチサイクル
とこれに続くサイクルでメモリにリード/ライト
するような命令つまりこの特殊命令により他のバ
ンクデータ参照状態にあることを検出保持する。
またフリツプフロツプF2はCPUからの制御信
号Cによつてセツト、リセツト制御されるフリツ
プフロツプであり、現在実行されているプログラ
ムが他のバンクデータの参照を必要とするか否か
のプログラム条件を記憶するものである。これが
ため、プログラム中に前記の様な特殊命令を含ん
でいる場合には予めCPUからの制御信号Cによ
つてセツトされまたその様な特殊命令を含まない
のであればリセツト状態となつている。
更にフリツプフロツプF3は通常のバンク切換
えのための状態保持用であり、CPUからのセレ
クト指示信号Sによりセツト、リセツト制御され
る。このフリツプフロツプF3は後述するがセツ
ト状態でバンク2(BK2)が選択されまたリセ
ツト状態でバンク1(BK1)が選択されるよう
になつている。
即ち、上述した特殊命令プログラムの場合で特
殊命令を検出した時にはフリツプフロツプF1
F2がともにセツトされ、これらセツト出力がア
ンドゲートG3を介して不一致ゲート(排他的オ
アゲート)G4の一方の入力となつており、また
上記フリツプフロツプF3のセツト側出力が前記
不一致ゲートG4の他方の入力となつている。
そして、この不一致ゲートG4のゲート出力そ
のままをメモリバンク2(BK2)のセレクト信
号SBK2となしまた前記ゲート出力のインバー
タIを介した信号をメモリバンク1(BK1)の
セレクト信号SBK1となしている。
従つて、特殊命令を含まないプログラムの時或
いは特殊命令を含むプログラムであつても特殊命
令が検出されない通常の状態ではフリツプフロツ
プF1或はF2のいずれか一方からの信号はなくア
ンドゲートG3がOFF状態で不一致ゲートG4の一
方の入力端は“0”に保持される。
これがため、CPUからのセレクト指示信号S
に基づいてのみメモリバンク1(BK1)とメモ
リバンク2(BK2)がセツトされる。つまり、
フリツプフロツプF3がセツトされると不一致ゲ
ートG4は“1”出力し、これによりセレクト信
号SBK2=1,SBK1=0となつてメモリバン
ク2(BK2)が選択される。逆に、フリツプフ
ロツプF3がリセツトされているとセレクト信号
SBK1=1,SBK2=0となつてメモリバンク
1(BK1)が選択される。
他方、セレクト指示信号Sによつてフリツプフ
ロツプF3がリセツトされ、メモリバンク1(BK
1)が選択されており、例えば第2図Aのメモリ
空間を実行中に、特殊命令を特殊命令デコーダ
DCが検出したとする。
この場合は、特殊命令を含むプログラムである
ところからフリツプフロツプF2はセツト状態に
あり、そして特殊命令検出によつてフリツプフロ
ツプF1もセツトされるのでアンドゲートG3がON
し、不一致ゲートG4の一方の入力端が“0”か
ら“1”に切換わる。
これがため、フリツプフロツプF3がリセツト
されてCPUがメモリバンク1(BK1)をセレク
ト指示している状態で前記不一致ゲートG4が切
換わるのでセレクト信号SBK1=0,SBK2=
1となつてメモリバンク2(BK2)が選択され
る。これによつて第2図Aのメモリ空間を実行
している時に特殊命令を検出するとCPUがメモ
リバンク1(BK1)をセレクト指示した状態の
ままでメモリバンク2(BK2)のデータをアク
セスすることができることになる。
この特殊命令の実行が終了するとフリツプフロ
ツプF1はリセツトされてアンドゲートG3がOFF
状態となつて再び不一致ゲートG4が切換わり、
メモリバンク1(BK1)のアクセスが引続いて
実行できる。
第4図は上述した第3図の回路の動作のタイミ
ングチヤートを示し、この第4図Aはメモリバン
ク1(BK1)のセレクト中にメモリバンク2
(BK2)からのデータをリードする場合を示し第
4図Bはメモリバンク2(BK2)のセレクト中
にメモリバンク1(BK1)にデータをライトす
る場合を示している。
ここでFで示す期間はフエツチサイクル、Rで
示す期間はフエツチサイクルに続くリードサイク
ル、Wで示す期間はフエツチサイクルに続くライ
トサイクルである。
この様に本発明にあつてはCPUによりセレク
トされたメモリバンクで処理実行をしている時に
他のメモリバンクを参照させるような特殊命令
(参照用命令)を検出すると、CPUの前記セレク
ト指示状態を保持したままでそのCPUのセレク
ト指示信号に基づいて反転切換する回路手段によ
り強制的に切換えて他のメモリバンクのデータア
クセスができるように成したものであり、これに
より従来システムのような煩雑なメモリバンク切
換え手段を必要とせず、システムが効率的に使用
できるといつた特徴を有する。
【図面の簡単な説明】
第1図A,Bは従来システムのメモリバンク切
換え状態を示す構成概念図、第2図A,Bは本発
明システムのメモリバンク切換え状態を示す構成
概念図、第3図は本発明にかかわる制御回路構成
を示す図、第4図A,Bは第3図の動作を示すタ
イミングチヤートである。 BK1,BK2:メモリバンク、3:CPU、
DC:特殊命令デコーダ、F1〜F3:フリツプフロ
ツプ、G4:不一致ゲート。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 1 CPUの同一メモリ空間に複数のメモリバン
    クを備えてなるマイクロコンピユータシステムに
    おいて、 CPUがメモリバンクBK1をセレクトして該バ
    ンクBK1に保持されたプログラム実行状態にお
    いて他のメモリバンクBK2のデータを参照させ
    るために、前記メモリバンクBK1のプログラム
    の所望位置に、メモリバンクBK2を参照させる
    特殊命令を保持させると共に前記メモリから読み
    出された命令の中から前記特殊命令を検出するた
    めの検出手段と、前記検出手段の特殊命令の検出
    時にCPUによるメモリバンクのセレクト指示信
    号に基づいてその信号によるバンクセレクト状態
    を強制的に反転切換える回路手段を備え、CPU
    があるメモリバンクBK1をセレクトしている状
    態で上記特殊命令を検出することにより該検出に
    応答して前記回路手段を有効となしてCPUのセ
    レクト指示信号を保持したままメモリバンクを切
    換えてメモリバンクBK2のデータアクセスがで
    きるように成したことを特徴とするマイクロコン
    ピユータシステムにおけるメモリバンクのデータ
    アクセス方式。
JP56070286A 1981-05-08 1981-05-08 Data access system of memory bank in microcomputer system Granted JPS57185551A (en)

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JP56070286A JPS57185551A (en) 1981-05-08 1981-05-08 Data access system of memory bank in microcomputer system

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JPS57185551A JPS57185551A (en) 1982-11-15
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DE68925376T2 (de) * 1988-04-20 1996-09-05 Sanyo Electric Co In Direktabbildung und in Bankabbildung wirksamer Informationsprozessor und Verfahren zum Schalten der Abbildungsschemas
JP2002140192A (ja) * 2000-10-31 2002-05-17 Matsushita Electric Works Ltd 演算処理装置

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