JPS61290536A - マイクロプロセツサ - Google Patents
マイクロプロセツサInfo
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- JPS61290536A JPS61290536A JP61111838A JP11183886A JPS61290536A JP S61290536 A JPS61290536 A JP S61290536A JP 61111838 A JP61111838 A JP 61111838A JP 11183886 A JP11183886 A JP 11183886A JP S61290536 A JPS61290536 A JP S61290536A
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- JP
- Japan
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- processor
- microprocessor
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/4401—Bootstrapping
- G06F9/4403—Processor initialisation
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
- G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
- G06F9/45533—Hypervisors; Virtual machine monitors
- G06F9/45537—Provision of facilities of other operating environments, e.g. WINE
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- General Physics & Mathematics (AREA)
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- Microcomputers (AREA)
- Executing Machine-Instructions (AREA)
- Memory System (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
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】
〔産業上の利用分野〕
本発明は一般的には、マイクロプロセッサの改良に関す
るものであり、よシ詳細にはマイクロプロセッサの作動
モードを切シ換えて、マイクロプロセッサをよシ有効に
使用することを可能とする装置および方法に関するもの
である。
るものであり、よシ詳細にはマイクロプロセッサの作動
モードを切シ換えて、マイクロプロセッサをよシ有効に
使用することを可能とする装置および方法に関するもの
である。
マイクロプロセッサとは、単一チップの半導体または少
数個のチップのいずれかの上に1コンピユータ・システ
ムの中央演算処理装置を物理的に具現化したものと定義
される〔新ペンギン電子工学辞典(New Pengu
in Dictionary ofElectro
nies ) 1983年〕。マイクロプロセッサは通
常、算術演算および論理装置、制御装装置ならびにメモ
リ装置で構成されている。マイクロプロセッサの特徴は
、速度、ワード長、アーキテクチャおよび命令セットに
あシ、命令セットは固定長のものであっても、マイクロ
プログラムの本のであってもかまわない。これらの特徴
を組み合わせることによって、プロセッサの性能が決定
される。
数個のチップのいずれかの上に1コンピユータ・システ
ムの中央演算処理装置を物理的に具現化したものと定義
される〔新ペンギン電子工学辞典(New Pengu
in Dictionary ofElectro
nies ) 1983年〕。マイクロプロセッサは通
常、算術演算および論理装置、制御装装置ならびにメモ
リ装置で構成されている。マイクロプロセッサの特徴は
、速度、ワード長、アーキテクチャおよび命令セットに
あシ、命令セットは固定長のものであっても、マイクロ
プログラムの本のであってもかまわない。これらの特徴
を組み合わせることによって、プロセッサの性能が決定
される。
はとんどのマイクロプロセッサの命令セットは固定臭の
ものである。マイクロプログラム式のプロセッサはマイ
クロコードないしファームウェアを収めた制御記憶装置
を有しておシ、このマイクロコードがプロセッサの命令
セットを画定する。
ものである。マイクロプログラム式のプロセッサはマイ
クロコードないしファームウェアを収めた制御記憶装置
を有しておシ、このマイクロコードがプロセッサの命令
セットを画定する。
このようなプロセッサを単一のチップ上に実施してもか
まわないし、あるいはビットスライス・エレメントで構
成してもかまわない。
まわないし、あるいはビットスライス・エレメントで構
成してもかまわない。
プロセッサのアーキテクチャが、どのようなレジスタ、
スタックおよび入出力機構が利用できるかを決定し、し
かもプロセッサの原始データ・タイプを画定し、かつア
ドレスをレジスタから取シ出す方法を画定する。データ
・タイプは命令セットが処理できる基本的なエンティテ
ィであシ、典型的な場合には、ビット、ニブル(4ビツ
ト)、バイト(8ビツト)、ワード(16ビツト)、な
らびに最新のマイクロプロセッサにおいては、ダブルワ
ードを包含している。ワードは通常、プロセッサの内部
データ・バス内の多数のビットと定義されるものであっ
て、常に16ビツトであるとは限らない。命令は一般に
、算術論理、制御の流れ、およびデータの移動(スタッ
ク、レジスタ、メモリ、および入出力ボートの間の)を
含んでいる。
スタックおよび入出力機構が利用できるかを決定し、し
かもプロセッサの原始データ・タイプを画定し、かつア
ドレスをレジスタから取シ出す方法を画定する。データ
・タイプは命令セットが処理できる基本的なエンティテ
ィであシ、典型的な場合には、ビット、ニブル(4ビツ
ト)、バイト(8ビツト)、ワード(16ビツト)、な
らびに最新のマイクロプロセッサにおいては、ダブルワ
ードを包含している。ワードは通常、プロセッサの内部
データ・バス内の多数のビットと定義されるものであっ
て、常に16ビツトであるとは限らない。命令は一般に
、算術論理、制御の流れ、およびデータの移動(スタッ
ク、レジスタ、メモリ、および入出力ボートの間の)を
含んでいる。
最初のマイクロプロセッサ、4チツプ拳セツトのインテ
ル4004が現れたのは、1971年であった。
ル4004が現れたのは、1971年であった。
計算器は単純なセットの命令をハードウェアで実施する
ことができるが、複雑な頴序の命令を読取専用メモ+7
(ROM)K記憶させることが可能である。4チツプの
セットはCPU%ROM% RAMおよびシフト・レジ
スタ・チップからなっている。インテル4004は4ビ
ツトのデータ・バスを有してお、?、4.5にバイトの
メモリをアドレスでき、かつ45の命令を有している。
ことができるが、複雑な頴序の命令を読取専用メモ+7
(ROM)K記憶させることが可能である。4チツプの
セットはCPU%ROM% RAMおよびシフト・レジ
スタ・チップからなっている。インテル4004は4ビ
ツトのデータ・バスを有してお、?、4.5にバイトの
メモリをアドレスでき、かつ45の命令を有している。
同社の8ビツトの類似製品、インテル8008が発表さ
れたのは1974年であシ、これを改良した派生物。
れたのは1974年であシ、これを改良した派生物。
ザイログz−80の発表は1976年であった。
現在のマイクロプロセッサ忙は、ザイログz8000%
モトロ・−,1768000、インテル8086、ナシ
ョナル・セミコンダクタ16000.ならびに旧型のテ
キサスφインストルメント9900およびディジタル・
エクイツブ・コーポレーションのLSI−11などがあ
る。これらQチップはすべて、16ビツト幅の外部デー
タ・バスを使用している。62ビツトの外部データ・バ
スを使用した、性能がさらに高いマイクロプロセッサが
現れ始めている。
モトロ・−,1768000、インテル8086、ナシ
ョナル・セミコンダクタ16000.ならびに旧型のテ
キサスφインストルメント9900およびディジタル・
エクイツブ・コーポレーションのLSI−11などがあ
る。これらQチップはすべて、16ビツト幅の外部デー
タ・バスを使用している。62ビツトの外部データ・バ
スを使用した、性能がさらに高いマイクロプロセッサが
現れ始めている。
rlBM研究卵発誌(r BM Journal o
fResearch and Development
) J第29巻第2号、1985年2月、所載のロバー
ト・C・メタ/レイ(Rob@rt C,5tanle
y )の「マイクロプロセッサ概論(Micropro
cessorin brief )Jという題名の記
事は、マイクロプロセッサの過去、現在、未来の概略を
記述したものであシ、これらの構造および操作にキーと
なる要素を説明している。
fResearch and Development
) J第29巻第2号、1985年2月、所載のロバー
ト・C・メタ/レイ(Rob@rt C,5tanle
y )の「マイクロプロセッサ概論(Micropro
cessorin brief )Jという題名の記
事は、マイクロプロセッサの過去、現在、未来の概略を
記述したものであシ、これらの構造および操作にキーと
なる要素を説明している。
一連のマイクロプロセッサの開発によって発生゛してき
た問題のひとつは、それ以前の世代との互換性を維持し
、以前の機械で動作するように開発されたプログラムが
以降のプロセッサでも動作し、同時に新しいプログラム
が拡張された機能、たとえばよシ大容量のメモリを利用
できるようにするということである。
た問題のひとつは、それ以前の世代との互換性を維持し
、以前の機械で動作するように開発されたプログラムが
以降のプロセッサでも動作し、同時に新しいプログラム
が拡張された機能、たとえばよシ大容量のメモリを利用
できるようにするということである。
この問題の一例が、IBMパーソナル・コンピュータ(
IBM PC)および互換機で見られる。
IBM PC)および互換機で見られる。
(IBMは登録商標である)。当初のIBM PCは
インテル8088を使用しておシ、ランダム働アクセス
・メモリ(RAM)の容量は640にバイトであった。
インテル8088を使用しておシ、ランダム働アクセス
・メモリ(RAM)の容量は640にバイトであった。
IBM PCの新型機、IBMpC/ATはよ)強力
なインテル80286マイクロプロセツサを使用してお
シ、最大14.6MバイトのRAMを実装可能である。
なインテル80286マイクロプロセツサを使用してお
シ、最大14.6MバイトのRAMを実装可能である。
80286は8088と同じ命令セットと若干の拡張機
能を有しており、しかも2つの操作モード、すなわち「
実」モードと「保護」モードとを有している。これらの
モードはレジスタの内容からアドレスを取)出す方法を
画定するものである。
能を有しており、しかも2つの操作モード、すなわち「
実」モードと「保護」モードとを有している。これらの
モードはレジスタの内容からアドレスを取)出す方法を
画定するものである。
実モードにおいて、アドレスは8088で使われている
のとまったく同じ態様で取シ出され、その結果8088
用に書かれたプログラムは実モードの80286上で作
動可能であるが、増設メモリにアクセスすることはでき
ない。
のとまったく同じ態様で取シ出され、その結果8088
用に書かれたプログラムは実モードの80286上で作
動可能であるが、増設メモリにアクセスすることはでき
ない。
保護モードにおいては、アドレスを取ル出すのに別な方
法を使用してお勺、この方法によって機械のすべてのメ
モリにアクセスすることが可能であるが、残念なことに
、保護モードのこのプロセッサで作動するように4!に
設計されていないプログラムは作動不能である。
法を使用してお勺、この方法によって機械のすべてのメ
モリにアクセスすることが可能であるが、残念なことに
、保護モードのこのプロセッサで作動するように4!に
設計されていないプログラムは作動不能である。
ここで留意しておきたいのは、マイクロプロセッサのア
ドレッシング機能を増大させる他の方法が考案されてい
るということである。たとえば、pcウィーク(PCW
eek)1985年4月30・8号によれば、インテル
とロータスとはIBNPCで、「バンク切換」を利用し
た最大4Mバイトのメモリのある特別なメモリ・カード
を利用できるようにしておシ、またロータスは増設メモ
リを活用する特別バージョンのソフトウェアを提供して
いる。この方法の利点は、この方法を既存のPCで使用
できることであるが、プログラムを変更して増設メモリ
を活用できるようkする必要もあるように思われる。
ドレッシング機能を増大させる他の方法が考案されてい
るということである。たとえば、pcウィーク(PCW
eek)1985年4月30・8号によれば、インテル
とロータスとはIBNPCで、「バンク切換」を利用し
た最大4Mバイトのメモリのある特別なメモリ・カード
を利用できるようにしておシ、またロータスは増設メモ
リを活用する特別バージョンのソフトウェアを提供して
いる。この方法の利点は、この方法を既存のPCで使用
できることであるが、プログラムを変更して増設メモリ
を活用できるようkする必要もあるように思われる。
もちろん、プログラムを変更して、プログラムが保護モ
ードで作動するようにする仁とも可能であって、多くの
プログラムがそのように変更されよう。しかしながら1
人気のある適用業務プログラムがまだ変更されていない
のであるから、コンピュータ令システムは変更されたプ
ログラムを作動できるのと同様に、これらのプログラム
を作動できなければならない。換言すれば、システムは
モードの切換ができなければならない。
ードで作動するようにする仁とも可能であって、多くの
プログラムがそのように変更されよう。しかしながら1
人気のある適用業務プログラムがまだ変更されていない
のであるから、コンピュータ令システムは変更されたプ
ログラムを作動できるのと同様に、これらのプログラム
を作動できなければならない。換言すれば、システムは
モードの切換ができなければならない。
80286は実モードから保護モードへ切)換えるため
の命令を備えているが、元へ切夛換える命令は備えてい
ない。
の命令を備えているが、元へ切夛換える命令は備えてい
ない。
したがって、保護モードから実モードへ切シ換えるkは
、80286をリセットする80286外部の回路が必
要である。
、80286をリセットする80286外部の回路が必
要である。
マイクロプロセッサのリセットは、そのリセット人力に
パルスを印加することによって行われる。
パルスを印加することによって行われる。
マイクロプロセッサはその内部レジスタ全部をクリアし
、命令を固定アドレスから取シ出しはじめる。このアド
レスは通常、コンピュータ・システムの読取専用メモリ
であり、電源投入ルーチンの最初の命令を含んでおり、
この命令はコン、ビニータ・システムのプロセッサその
他の部分の基本動作をチェックする。コンピュータの電
源を初めて入れると、すべての電力レベルが安定してか
ら、外部回路がマイクロプロセッサに対するリセット・
パルスを発生する。リセット後、80286は実モード
で実行を開始する。
、命令を固定アドレスから取シ出しはじめる。このアド
レスは通常、コンピュータ・システムの読取専用メモリ
であり、電源投入ルーチンの最初の命令を含んでおり、
この命令はコン、ビニータ・システムのプロセッサその
他の部分の基本動作をチェックする。コンピュータの電
源を初めて入れると、すべての電力レベルが安定してか
ら、外部回路がマイクロプロセッサに対するリセット・
パルスを発生する。リセット後、80286は実モード
で実行を開始する。
IBM PC/ATはモードの切換にリセットを使用
し、次のものを具現している。
し、次のものを具現している。
a、プログラムからのリセット・パルスをトリガする回
路 す、 リセットがモードの切換を行うだめのものであ
ることを登録し、ある程度のテストを行った後、プロセ
ッサがチェックを続け、その後システムの初期設定する
か、あるいはモードの切換を完了するかを決定できるよ
うkする回路 C9リセット後ただちに制御を猜得し、次のことを行う
ROM内の経路指定 1、 マイクロプロセッサの基本テストを行う2 モー
ド切換レジスタ(b)をテストする。
路 す、 リセットがモードの切換を行うだめのものであ
ることを登録し、ある程度のテストを行った後、プロセ
ッサがチェックを続け、その後システムの初期設定する
か、あるいはモードの切換を完了するかを決定できるよ
うkする回路 C9リセット後ただちに制御を猜得し、次のことを行う
ROM内の経路指定 1、 マイクロプロセッサの基本テストを行う2 モー
ド切換レジスタ(b)をテストする。
セットgれていない場合、正規の′M、源投大投入手順
続するか、あるいは 3、R,AM内のモードスイッチ・ルーチンのアドレス
を決定する。
続するか、あるいは 3、R,AM内のモードスイッチ・ルーチンのアドレス
を決定する。
4、 モードスイッチ・ルーチンへ分岐する。
(上記のステップはかなりの時間を取るものであシ、モ
ードを切り換える場合には不必要であるから、ステップ
1と2の項序を逆にすることによって、このルーチンを
改善することも示唆されている。これは最近のコンピュ
ータ・システムでは拙劣な方法であると考えられている
が、これはステップ1で診断チェックを発生させること
になるエラーが、ステップ2の結果を無効なものkしか
ねないからである。) 〔発明が解決しようとする問題点〕 本発明の目的は、マイクロプロセッサのモード切換の問
題の解決策であって、IBM PC/ATで実施され
ている上述の解決策よシも高速な方法を提供することで
ある。
ードを切り換える場合には不必要であるから、ステップ
1と2の項序を逆にすることによって、このルーチンを
改善することも示唆されている。これは最近のコンピュ
ータ・システムでは拙劣な方法であると考えられている
が、これはステップ1で診断チェックを発生させること
になるエラーが、ステップ2の結果を無効なものkしか
ねないからである。) 〔発明が解決しようとする問題点〕 本発明の目的は、マイクロプロセッサのモード切換の問
題の解決策であって、IBM PC/ATで実施され
ている上述の解決策よシも高速な方法を提供することで
ある。
速度の増加は電源投入ルーチンを実行する必要性をなく
することによって達成されるものであシ、これはリマツ
パという付加的なハードウェア回路によって達成される
。モード切換登録回路が、本発明に設けられる。
することによって達成されるものであシ、これはリマツ
パという付加的なハードウェア回路によって達成される
。モード切換登録回路が、本発明に設けられる。
本発明によれば、プロセッサ装置、読取専用メモリ、制
御バスによって接続されたランダム・アクセス・メモリ
および入出力装置、データ・パスならびにアドレス・パ
スを包含しており、シかもメそり位置アドレスを生成す
るための、少なくとも第一モードおよび第二モードの作
動を有しているマイクロプロセッサが提供され、該プロ
セッサはプロセッサ装置とアドレス・パスの間に接続さ
れたりマツパ装置と、入出力装置によって制御されて、
リマツパがプロセッサによって生成されるアドレス・ワ
ードを選択的に変更することを可能とする手段をも包含
していることを特徴とするものである。
御バスによって接続されたランダム・アクセス・メモリ
および入出力装置、データ・パスならびにアドレス・パ
スを包含しており、シかもメそり位置アドレスを生成す
るための、少なくとも第一モードおよび第二モードの作
動を有しているマイクロプロセッサが提供され、該プロ
セッサはプロセッサ装置とアドレス・パスの間に接続さ
れたりマツパ装置と、入出力装置によって制御されて、
リマツパがプロセッサによって生成されるアドレス・ワ
ードを選択的に変更することを可能とする手段をも包含
していることを特徴とするものである。
本発明を完全に理解するため、本発明の好ましい実施例
を、添付図面を参照して説明する。
を、添付図面を参照して説明する。
図面を詳細に参照すると、典型的なマイクロプロセッサ
のCPUチップは、第1図に示すように、数個の独立し
た論理部で構成されている。制御ROM(読取専用メモ
リ)1は命令をひとつずつ復号し、CPUチップのリセ
ット操作を指示する。
のCPUチップは、第1図に示すように、数個の独立し
た論理部で構成されている。制御ROM(読取専用メモ
リ)1は命令をひとつずつ復号し、CPUチップのリセ
ット操作を指示する。
タイミングおよび順序論理装置2は各操作を、その適正
な順序で歩進させる。ALU(演算論理装置)3はこれ
が供給するオペランドで、基本的な演算論理操作を行う
。通常、さまざまな大きさのレジスタがCPUチップ自
体の上に配置されている。アドレス・ポインタ4,5.
6の幅はシステムが処理するように設計されているメモ
リの大きさや、アドレスされるメモリがCPUにあるか
、あるいはその外部にあるかkは無関係である。データ
を記憶し、転送するためのデータ・レジスタ7.8%
9.10があるが、これらのレジスタのうち少なくとも
ひとつは通常、特殊な作業、用レジスタであシ、アキュ
ミュレータ10と呼ばれる。
な順序で歩進させる。ALU(演算論理装置)3はこれ
が供給するオペランドで、基本的な演算論理操作を行う
。通常、さまざまな大きさのレジスタがCPUチップ自
体の上に配置されている。アドレス・ポインタ4,5.
6の幅はシステムが処理するように設計されているメモ
リの大きさや、アドレスされるメモリがCPUにあるか
、あるいはその外部にあるかkは無関係である。データ
を記憶し、転送するためのデータ・レジスタ7.8%
9.10があるが、これらのレジスタのうち少なくとも
ひとつは通常、特殊な作業、用レジスタであシ、アキュ
ミュレータ10と呼ばれる。
アキュミュレータ10はCPHのデータを主体とした活
動のほとんどに関与する。(ALUの作動のitとんど
の結果はアキュミュレータに送られ、その内容は極めて
頻繁に1オペランドのひとつとして使用される。)これ
らの要素のすべてを接続して込るのは、データ・パス1
1であって、この幅はマイクロプロセッサのワード・サ
イズによって決定される。CPUチップの壇界に双方向
バッファ12が付いているデータ争バスは、局部シス7
−A・データ・パスになシ、かつシステム内のすべての
データ関連要素を接続する情報バスとじて機能する。
動のほとんどに関与する。(ALUの作動のitとんど
の結果はアキュミュレータに送られ、その内容は極めて
頻繁に1オペランドのひとつとして使用される。)これ
らの要素のすべてを接続して込るのは、データ・パス1
1であって、この幅はマイクロプロセッサのワード・サ
イズによって決定される。CPUチップの壇界に双方向
バッファ12が付いているデータ争バスは、局部シス7
−A・データ・パスになシ、かつシステム内のすべての
データ関連要素を接続する情報バスとじて機能する。
活動アドレス・ポインタ・レジスタの内容は一般に、別
個のパス14を通ってCPUチップの墳界へ送られ、こ
こでアドレス・バッファ13を通って、局部システム・
パスになる。16ビツトのアドレス拳バスによって、6
5.5368類(64にと称されることがしばしばある
)の独立したメモリ位置をアドレスすることが可能とな
シ、また20ビツトのパスによって、100万ないし1
Mのメモリ位置にアドレスすることが可能となる。
個のパス14を通ってCPUチップの墳界へ送られ、こ
こでアドレス・バッファ13を通って、局部システム・
パスになる。16ビツトのアドレス拳バスによって、6
5.5368類(64にと称されることがしばしばある
)の独立したメモリ位置をアドレスすることが可能とな
シ、また20ビツトのパスによって、100万ないし1
Mのメモリ位置にアドレスすることが可能となる。
24ビツトのアドレスは16Mの組み合わせを与える。
CPUパッケージのピンの数を少なくするために、マイ
クロプロセッサの中にはアドレス・パスとデータ・パス
の幾つかの部分を、これらがCPUを出るところで多重
化しているものもある。
クロプロセッサの中にはアドレス・パスとデータ・パス
の幾つかの部分を、これらがCPUを出るところで多重
化しているものもある。
これはCPUのビンを少なくするものであるが、特別な
ハードウェアを追加し、個々のアドレス・パスおよびデ
ータ・パスを作成して、システムの他の部分の要求を漬
たすことを必要とする。しかしながら、局部アドレスお
よびデータ・パスな再度バッファしてから、多数のメモ
リおよび周辺チップに分配しなければならず、かつ多重
分離とパックァリングの両方を同一の装置で行わなけれ
ばならないから、これは大型システムではあまシ重要な
ことではない。(CPUから出るアドレス・バスは単向
性のものだけであるが、データ・バスは双方向性であシ
、両方向でバッファしなければならない。) 、第2図は読取専用メモリ(ROM)21、ランダム・
アクセス・メモリ(RAM)22.およびセットになっ
た入出力制御装置23に接続された、第1図のプロセッ
サ(20)を示すものである。
ハードウェアを追加し、個々のアドレス・パスおよびデ
ータ・パスを作成して、システムの他の部分の要求を漬
たすことを必要とする。しかしながら、局部アドレスお
よびデータ・パスな再度バッファしてから、多数のメモ
リおよび周辺チップに分配しなければならず、かつ多重
分離とパックァリングの両方を同一の装置で行わなけれ
ばならないから、これは大型システムではあまシ重要な
ことではない。(CPUから出るアドレス・バスは単向
性のものだけであるが、データ・バスは双方向性であシ
、両方向でバッファしなければならない。) 、第2図は読取専用メモリ(ROM)21、ランダム・
アクセス・メモリ(RAM)22.およびセットになっ
た入出力制御装置23に接続された、第1図のプロセッ
サ(20)を示すものである。
プロセッサのデータ・バッファ12はデーターバス25
を介して接続されておシ、制御バス26はROM% R
AMおよび入出力装置を、制御およびタイミング装置2
へ接続し、かつアドレス・バッファ3はバス77を介し
て、アドレス・リマツパ装置24(第3図)へ接続され
、次いでバス28を介して接続されている。リセット・
ライン29は入出力装置23をプロセッサへ接続してお
シ、セット・ライン30は入出力装置をアドレス・リマ
ツパへ接続している。
を介して接続されておシ、制御バス26はROM% R
AMおよび入出力装置を、制御およびタイミング装置2
へ接続し、かつアドレス・バッファ3はバス77を介し
て、アドレス・リマツパ装置24(第3図)へ接続され
、次いでバス28を介して接続されている。リセット・
ライン29は入出力装置23をプロセッサへ接続してお
シ、セット・ライン30は入出力装置をアドレス・リマ
ツパへ接続している。
本発明の好ましい実施例において、ROM21は936
に−IMおよび15.956M−16Mの範囲にあるア
ドレスに応答する。RAMは0−640におよびIM−
15HのIR囲にあるアドレスに応答する。ROMは電
源投入ルーチンを包含してお、jり、RAMはモード切
換ルーチンを包含している。
に−IMおよび15.956M−16Mの範囲にあるア
ドレスに応答する。RAMは0−640におよびIM−
15HのIR囲にあるアドレスに応答する。ROMは電
源投入ルーチンを包含してお、jり、RAMはモード切
換ルーチンを包含している。
アドレス・リマツパ装置の詳細を1$3図に示す。
アドレス・バス27は24本のビット・ライン(AO−
23)を有しておシ、その内A20は2つの入力マルチ
プレクサ・チップ32へ接続されている。チップ32の
第2の入力は、入出力従属処理チップからもたらされる
。マイクロプロセッサ・チップ20もチップ32からの
入力を、リセット・ライン29上で受は取る。
23)を有しておシ、その内A20は2つの入力マルチ
プレクサ・チップ32へ接続されている。チップ32の
第2の入力は、入出力従属処理チップからもたらされる
。マイクロプロセッサ・チップ20もチップ32からの
入力を、リセット・ライン29上で受は取る。
マイクロプロセッサが作動を開始すべきことを示す入力
信号を、マイクロプロセッサが受信した場合、マイクロ
プロセッサの最初の活動は、電源投入自己テスト・ルー
チン(PO8T)のある電源投入アドレスへ行くことで
ある。電源投入アドレスは16進で、FFFFFO(2
4ビツト)と表される。
信号を、マイクロプロセッサが受信した場合、マイクロ
プロセッサの最初の活動は、電源投入自己テスト・ルー
チン(PO8T)のある電源投入アドレスへ行くことで
ある。電源投入アドレスは16進で、FFFFFO(2
4ビツト)と表される。
第3図に示したリマツパによって、プロセッサが次のよ
うに、モード切換のためにPO8Tルーチンを迂回する
ことが可能となる。モード切換ルーチンはRAM22内
のアドレスg F F F、F Qに格納されているが
、これはFFF’FF0(PO8Tのアドレス)とは異
なる最上位の4ビツトのひとつである。
うに、モード切換のためにPO8Tルーチンを迂回する
ことが可能となる。モード切換ルーチンはRAM22内
のアドレスg F F F、F Qに格納されているが
、これはFFF’FF0(PO8Tのアドレス)とは異
なる最上位の4ビツトのひとつである。
リマツパが入出力装置からの「選択」入力の値「1」K
よって付勢されると、ライン20に現れるあらゆる値は
、rOJK変換されてから、コンピュータ・システムの
他の部分へ送られる。
よって付勢されると、ライン20に現れるあらゆる値は
、rOJK変換されてから、コンピュータ・システムの
他の部分へ送られる。
入出力装置がライン(29)にリセットを発生すると、
再始動アドレスがモード切換ルーチンのアドレスである
EFF’FFOに変換される。
再始動アドレスがモード切換ルーチンのアドレスである
EFF’FFOに変換される。
モード切換ルーチンは以下の作動を行う。
a)割込みをマスクする
b) rlA連fるプロセッサの情報、たとえばモード
の切換が完了したときに分岐させなければならないひと
つまたはそれ以上のルーチンのアドレス、新しいモード
で指名されなければならないタスクを示すタスク識別子
を、RAMK格納するC)リマツパ(p)を付勢する d) リセット(r)を付勢する e)リマツパを解除する f)保管したRAM情報をプロセッサにロードする g)割込みを可能にする 上述のリマツパの好ましい実施例は極めて簡単なもので
あるが、機械のアドレスの半分を再マツプするものであ
る。しかしながら、変更するアドレスがもつと少ない、
もつと複雑なリマツパを考案できることは明らかである
。特に、始動ルーチンの最初の命令のアドレスのみを変
更するりマツパが理想的なものであるが、もつと多くの
回路が必要となろう。
の切換が完了したときに分岐させなければならないひと
つまたはそれ以上のルーチンのアドレス、新しいモード
で指名されなければならないタスクを示すタスク識別子
を、RAMK格納するC)リマツパ(p)を付勢する d) リセット(r)を付勢する e)リマツパを解除する f)保管したRAM情報をプロセッサにロードする g)割込みを可能にする 上述のリマツパの好ましい実施例は極めて簡単なもので
あるが、機械のアドレスの半分を再マツプするものであ
る。しかしながら、変更するアドレスがもつと少ない、
もつと複雑なリマツパを考案できることは明らかである
。特に、始動ルーチンの最初の命令のアドレスのみを変
更するりマツパが理想的なものであるが、もつと多くの
回路が必要となろう。
上述のモード切換ルーチンはあらゆるスイッチのリマツ
パを作動させ、解除する。好ましい実施例はこれを行う
ものではなく、最初の始動後リマツパを恒久的に活動状
態にしておくものである。
パを作動させ、解除する。好ましい実施例はこれを行う
ものではなく、最初の始動後リマツパを恒久的に活動状
態にしておくものである。
第1図は、マイクロプロセッサの中央演算処理装置(C
PU)チップのブロック図である。 第2図は1本発明を用いたマイクロプロセッサ・システ
ムの単純化したブロック図である。 第3図は、リマツパの好ましい実施例の図面である。 出願人インタ→−7aftv−v林−φ〆・ζルーフB
7復代理人 弁理士 合 1) 潔第
1図
PU)チップのブロック図である。 第2図は1本発明を用いたマイクロプロセッサ・システ
ムの単純化したブロック図である。 第3図は、リマツパの好ましい実施例の図面である。 出願人インタ→−7aftv−v林−φ〆・ζルーフB
7復代理人 弁理士 合 1) 潔第
1図
Claims (1)
- プロセッサ装置、読取専用メモリ、制御バスによつて接
続されたランダム・アクセス・メモリおよび入出力装置
、データ・バスならびにアドレス・バスを包含しており
、しかもメモリ位置アドレスを生成するための、少なく
とも第一モードおよび第二モードの作動を有しているマ
イクロプロセッサにおいて、該プロセッサがプロセッサ
装置とアドレス・バスの間に接続されたリマツパ装置と
、入出力装置によつて制御されて、リマツパがプロセッ
サによつて生成されるアドレス・ワードを選択的に変更
することを可能とする手段を有していることを特徴とす
る、マイクロプロセッサ。
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
EP85304346A EP0205692B1 (en) | 1985-06-18 | 1985-06-18 | Improvements in microprocessors |
EP85304346.1 | 1985-06-18 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPS61290536A true JPS61290536A (ja) | 1986-12-20 |
JPH0584929B2 JPH0584929B2 (ja) | 1993-12-03 |
Family
ID=8194265
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP61111838A Granted JPS61290536A (ja) | 1985-06-18 | 1986-05-17 | マイクロプロセツサ |
Country Status (10)
Country | Link |
---|---|
US (1) | US4736290A (ja) |
EP (1) | EP0205692B1 (ja) |
JP (1) | JPS61290536A (ja) |
AR (1) | AR243029A1 (ja) |
AU (1) | AU587465B2 (ja) |
BR (1) | BR8602742A (ja) |
CA (1) | CA1251284A (ja) |
DE (1) | DE3584446D1 (ja) |
IE (1) | IE59021B1 (ja) |
ZA (1) | ZA864349B (ja) |
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-
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- 1986-06-10 AU AU58485/86A patent/AU587465B2/en not_active Ceased
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- 1986-06-13 US US06/873,904 patent/US4736290A/en not_active Expired - Fee Related
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IE59021B1 (en) | 1993-12-15 |
CA1251284A (en) | 1989-03-14 |
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ZA864349B (en) | 1987-02-25 |
IE861601L (en) | 1986-12-18 |
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