JPS6211744B2

JPS6211744B2 -

Info

Publication number: JPS6211744B2
Application number: JP55015552A
Authority: JP
Inventors: Shigeo Kamya
Original assignee: Agency of Industrial Science and Technology
Current assignee: National Institute of Advanced Industrial Science and Technology AIST
Priority date: 1980-02-13
Filing date: 1980-02-13
Publication date: 1987-03-14
Also published as: JPS56114052A

Description

【発明の詳細な説明】本発明はLSI化されたマイクロプログラム制御
のデータ処理装置におけるマイクロプログラムの
トレース方法に関する。

従来、LSI化が進む以前のMSI／SSIで設計さ
れているマイクロプログラム制御のデータ処理装
置において、マイクロプログラムのデバツクをす
る時、プログラムのトレースの諸機能即ちシング
ルステツプ、アドレスストツプ、データストツプ
などを積極的に利用していた。

従来のシングルステツプの方式は第１図、第２
図に示すようにモード選択スイツチ１５よりシン
グルステツプを選択すると、SNGLクロツク発生
要求スイツチ１６の出力１６１がOFFの間はデ
ータ処理部１１へはクロツク１２１は一発も送ら
れず、SNGLクロツク発生要求スイツチ１６の出
力１６１がONになると一発だけデータ処理部１
１へクロツク１２１を送り一クロツク分だけプロ
グラムを先に進める方式であつた。そして、この
方法で、マイクロプログラムを一命令ずつ進め、
プログラムカウンタ／レジスタ表示部１４で各レ
ジスタの値を監視しながらデバツクをおこなつて
いた。

また、従来のアドレス・ストツプの方式はデー
タ処理装置１１内に第３図、第４図に示すよう
に、アドレス一致スイツチ３２とアドレス一致回
路３３をもうけ、マイクロプログラムカウンタ３
１の値がアドレス一致スイツチ３２の値を一致す
るとアドレス一致回路３３の出力３３１がONと
なり、クロツク制御回路１２からクロツク１２１
の出力を禁止する方式であつた。

そして、この方法で、マイクロプログラムがあ
る番地にくるまで進め、プログラムカウンタ／レ
ジスタ表示部１４を監視しながらデバツクしてい
た。

従来のデータストツプの方式はアドレスストツ
プの方式と同様に、ストツプさせたいレジスタと
その値をスイツチで設定しておき、データが一致
〓〓〓〓〓
すれば、クロツクを停止する方式であつた。そし
て、この方式をもちいて、プログラムのデバツク
をおこなつていた。

また、従来のアドレスストツプ、データストツ
プにおいて、停止するアドレス又はデータを一回
だけでなく任意の回数通過後停止させたい場合、
第５図に示すように、Upカウンタ５１をアドレ
ス一致回路３３から送られて来た一致パルスでカ
ウント一致スイツチの設定した値になるまでカウ
ントしていく。そして、一致するとカウント一致
回路５３から一致信号が出力されクロツク制御回
路１２へ送られ、クロツクが停止させることがで
きた。

このようにすれば、任意の回数通過後、クロツ
クを停止でき、プログラムのデバツクに有効に利
用されていた。

また、従来のアドレスストツプ、データストツ
プにおいて、停止した後、停止する直前のマイク
ロプログラムカウンタの履歴を知りたい場合、第
６図に示すように、マイクロプログラムカウンタ
３１の出力をシフトレジスタ６１に接続しておき
シフトレジスタ６１の内容をプログラムカウン
タ／レジスタ表示部１４に表示することにより履
歴を調べていた。そして、この方法を、プログラ
ムのデバツクに有効に利用していた。

ところが、データ処理装置のLSI化が進むと、
以上説明してきた、プログラムのトレース方式の
諸機能に問題が生じてきた。

まず、従来では、マイクロプログラムカウンタ
を含むレジスタの内容を直接配線することによ
り、表示部から直接その値を監視できた。また、
配線あるいは表示部の部分の大きさから表示部に
表示できなくとも、レジスタの端子に直接測定用
プローブ等をあてて、シンクロで測定する方法も
あつた。しかし、LSI化が進むと、マイクロプロ
グラムカウンタやレジスタはLSI内部に入つてし
まうので、直接監視することは不可能になるとい
う問題が生じた。これにともない、従来のシング
ルステツプにおいては、LSI内部のプログラムカ
ウンタを含むレジスタを直接監視できないため、
この方法によるデバツクは効果が少なくなつた。

また、従来の、アドレスストツプ、データスト
ツプにおいては、アドレス一致スイツチ／データ
一致スイツチとその一致回路を新たに追加しても
うけることは容易であつた。しかし、LSI化が進
むと、マイクロプログラムカウンタやレジスタは
LSI内部に入つてしまい、それらに対する一致ス
イツチ（あるいは一致レジスタ）および一致回路
を追加することは、即ちLSI内部に追加すること
を意味するので不可能になるという問題が生じ
た。

また、従来の任意の回数通過後、アドレススト
ツプ、データストツプをおこなうために、アドレ
ス一致スイツチ／データ一致スイツチとその一致
回路、さらにUpカウンタ、カウント一致スイツ
チカウント一致回路を追加することは容易であつ
た。しかし、LSI化が進むとマイクロプログラム
カウンタやレジスタはLSI内部に入つてしまい、
それらに対する一致スイツチ、一致回路、カウン
タその他を追加することは、即ち、LSI内部に追
加することを意味するので、不可能になるという
問題が生じた。最後に、従来のマイクロプログラ
ムカウンタやレジスタの履歴を知りたい場合、シ
フトレジスタを追加することにより容易におこな
われてきた。しかし、LSI化が進むと、マイクロ
プログラムカウンタやレジスタはLSI内部に入い
り、履歴用のシフトレジスタを追加することは、
LSI内部に追加することになるので、不可能にな
るという問題が生じた。

この他、従来ではソフトウエアのプログラムに
よるデバツク用プログラムがあり、前記アドレス
ストツプの機能を利用していた。つまり、アドレ
スストツプしたい番地にデバツク用プログラムに
分岐する命令を書き換えておき、デバツクしたい
プログラムを実行させ、アドレスストツプの番地
に来るとデバツク用プログラムに分岐し、そのプ
ログラム内で各レジスタの内容を監視しデバツク
をしていた。

しかし、この方法だと、デバツクしたいプログ
ラムがROM（EPROMを含む）にロードされて
いる場合、アドレスストツプしたい番地にデバツ
ク用プログラムに分岐する命令を書き換えること
は不可能になり、デバツクができなくなるという
問題が生じた。

本発明は上記事情に鑑みて為されたものであ
り、その目的は、一部もしくは全部がLSI化され
たマイクロプログラム制御のデータ処理装置内に
設けられているLSI内部のプログラムカウンタ及
〓〓〓〓〓
び各種レジスタの内容を容易に監視することがで
きるマイクロプログラムトレース方法を提供する
にある。

本発明他の目的は、LSI化されたデータ処理装
置において、マイクロプログラムのデバツクにシ
ングルステツプの機能を利用できるトレース方法
を提供することにある。

本発明の更に他の目的はLSI化されたデータ処
理装置において、マイクロプログラムのデバツク
にアドレス・ストツプの機能を利用できるトレー
ス方法を提供することにある。

本発明の更に他の目的はLSI化されたデータ処
理装置においてマイクロプログラムのデバツクに
任意の回数通過後プログラムの実行を停止するア
ドレスストツプの機能を利用できるトレース方法
を提供することにある。

本発明の更に他の目的はLSI化されたデータ処
理装置において、マイクロプログラムのデバツク
にデータストツプの機能を利用できるトレース方
法を提供することにある。

本発明の更に他の目的はLSI化されたデータ処
理装置において、マイクロプログラムのデバツク
に任意の回数一致後プログラムの実行を停止する
データストツプの機能を利用できるトレース方法
を提供することにある。

本発明の更に他の目的はLSI化されたデータ処
理装置において、ROMにロードされているプロ
グラムのデバツクに上記アドレスストツプ、デー
タストツプ、シングルステツプの諸機能を利用で
きるトレース方法を提供することにある。

本発明の更に他の目的は、LSI化されたデータ
処理装置において、直前のマイクロプログラムカ
ウンタの履歴を知ることのできるトレース方法を
提供することにある。

本発明は、一部あるいは全部がLSI化されたマ
イクロプログラム制御のデータ処理装置における
デバツクに好適である。本発明においては、デー
タ処理装置がプログラムの１乃至数マイクロ命令
を実行するたびに割込む（以下この割込みをシン
グル割込みと呼ぶ）マイクロプログラムレベルで
の割込みの機能が設けられる。このシングル割込
みによりプログラムのトレースを行なうトレース
プログラムが起動される。そしてこのトレースプ
ログラムの中で、シングルステツプ、アドレスス
トツプ、データストツプなどのトレースの機能を
実行するように為されている。

またデータ処理装置では通常複数の各種割込み
を行なう機能を有し、それぞれの割込みによつて
対応する割込み処理プログラムの実行が行なわれ
る。

本発明においては、上記シングル割込みの優先
順位を他の割込み（以下単に割込みを呼ぶ）のい
ずれよりも低くするとともに、各割込みに対して
１対１に対応して設けられている割込みマスクを
制御することにより、上記した割込み処理プログ
ラムのトレースをも行なうことができる。

まず、本発明におけるプログラムの流れを説明
するが、本発明の理解の一助とするため、データ
処理装置の通常のプログラムの流れ（以下通常モ
ードと呼ぶ）と、本発明に係るトレースを行なう
流れ（以下トレースモードと呼ぶ）とを対比して
いる。第７図ａ，ｂはそれぞれ割込みが発生しな
い場合の通常モード及びトレースモードを示して
いる。通常モードでは、第７図ａに示すように、
メインプログラム７１の各マイクロ命令７１１，
７１２，７１３が順次実行される。トレースモー
ドでは、第７図ｂに示すように、メインプログラ
ム７１のそれぞれ１マイクロ命令７１１，７１
２，７１３を実行する毎にシングル割込み処理プ
ログラム７２１，７２２，７２３へ分岐し、シン
グル割込み処理が行なわれる。

例えば、メインプログラム７１の１マイクロ命
令７１１を実行すると、シングル割込み処理プロ
グラム７２へ分岐するためのスワツプ動作７３１
に入り、シングル割込み処理プログラム７２１に
分岐する。このスワツプ動作については後述す
る。シングル割込み処理プログラム７２１は、シ
ングルステツプ、アドレスストツプ、データスト
ツプなどのトレースの各種機能を実現するマイク
ロプログラムからなり、必要とするマイクロプロ
グラムカウンタや各種レジスタの内容を調べた
り、その内容を表示部で表示させるためのマイク
ロ命令群等で構成されている。この処理が終了す
ると割込みリターン動作７４１で再びメインプロ
グラム７１に戻る。後述するように、割込みリタ
ーン動作７４１は割込みリターンのマイクロ命令
の実行によつて為され、この命令を実行中は、シ
ングル割込みを含めてすべての割込みが禁止され
〓〓〓〓〓
るので、割込みリターン命令の終了時にシングル
割込みへのスワツプは起こらない。またこの終了
時にはシングル割込みの禁止が解除されるので、
メインプログラム７１の次のマイクロ命令７１２
を実行すると、スワツプ動作７３２により再びシ
ングル割込み処理プログラム７２２へ分岐する。
本例では、メインプログラム７１のマイクロ命令
を１つだけ実行する毎にシングル割込み処理プロ
グラム７２へ分岐するが、数マイクロ命令を実行
する毎に分岐する場合も同様である。

第８図ａ，ｂは通常の割込みの発生がある場合
の通常モード及びトレースモードを示している。

通常モードでは、第８図ａに示すように、メイ
ンプログラム８１のマイクロ命令８１１，８１２
を順次実行している間に割込み信号８３がONと
なると、対応する割込み処理プログラム８２へ分
岐する。すなわち、スワツプ動作８６１によつて
割込み処理プログラム８２のマイクロ命令８２１
の実行が開始される。マイクロ命令８２２を実行
した後、割込みリターン命令８２３の実行によ
り、スワツプ動作を行ないメインプログラム８２
に戻る。そして、メインプログラム８１のマイク
ロ命令８１２を実行した後、中断していた処理を
再開し、順次マイクロ命令８１３，８１４を実行
する。なお、割込み信号８３は割込み処理プログ
ラム８２の中でリセツトされる。

第８図ｂに示すトレースモードでは、メインプ
ログラム８１を実行中に割込み信号８３がONと
なると同様に割込み処理プログラム８２へ分岐す
るが、この割込み処理プログラムを含めてシング
ル割込み処理プログラム８４が行なわれる。

まず、メインプログラム８１の１マイクロ命令
８１１を実行すると、シングル割込みが入り、割
込みスワツプ動作８４１により分岐してシングル
割込み処理プログラム８３１を実行する。そし
て、この処理の終りでは割込みリターンのマイク
ロ命令によりリターン動作８５１を行ない、メイ
ンプログラム８１に戻る。いま、メインプログラ
ムの次のマイクロ命令８１２を実行中に、割込み
信号８３がONになると、マイクロ命令８１２の
終了時にはこの割込み信号８３に応答する割込み
とシングル割込みとが同時に割込もうとする。し
かし、上述のように、シングル割込みのほうが優
先順位が低いので、割込み信号８３に応答してス
ワツプ動作８６１を行ない対応する割込み処理プ
ログラム８２に分岐する。ところで、割込み処理
中も、シングル割込み処理マスクを開けておけ
ば、スワツプ動作８６１の終了時に再びシングル
割込みが入り、シングル割込みのスワツプ動作８
４２を行なうので、シングル割込み処理プログラ
ム８４の処理８３２に分岐する。したがつて、本
発明においては、通常の割込みの処理中は割込み
許可マスクのうちシングル割込みに対応する許可
マスクは開けておく。また本発明においては、シ
ングル割込み処理中は割込み許可マスクのすべて
が閉じられる。これによつて、処理８３２が終了
して割込みリターン命令でリターン動作をすると
き、そのリターン先は割込みスワツプ動作８４２
の元の番地であるから割込み処理プログラム８２
に戻る。そして１マイクロ命令８２１を実行する
とスワツプ動作８４３によりシングル割込み処理
プログラム８４の処理８３３に分岐する。このよ
うに通常の割込み処理プログラム８２も、１マイ
クロ命令実行毎にシングル割込み処理プログラム
によつてトレースが行なわれる。

さらに、マイクロプログラムレベルでの割込み
が２種類発生した場合、つまり、優先順位の低い
割込み（緊急度の低い割込み）処理中、優先順位
の高い割込み（緊急度の高い割込み）が発生した
場合について説明する。この時、優先順位の高い
割込みに対する割込み許可マスクが閉じていれ
ば、この割込みは無視され、優先順位の低い割込
みの処理が引き続きおこなわれ、処理を終了した
後、優先順位の高い割込みの処理が開始される。

しかし、優先順位の高い割込みに対する許可マ
スクが開いていれば、この割込みは受け付けら
れ、優先順位の低い割込みの処理は中断し、この
割込みの処理が開始される。この場合のプログラ
ムの流れは、通常モードの場合は、第８図ａに相
当し、８１が優先順位の低い割込処理プログラ
ム、８２が優先順位の高い割込処理プログラムに
なる。トレースモードの場合は第８図ｂに相当す
る。

従つて、マイクロプログラムレベルでの割込み
が２種類以上発生しても、トレースは問題なくで
きる。

なお、割込み許可マスクを開けるか、閉じるか
はマイクロプログラムの作成者の判断による。

〓〓〓〓〓
次に割込み処理プログラム８２が終了したとき
のメインプログラム８１へ戻る動作を説明する。
割込み処理プログラム８２の割込みリターン命令
の直前のマイクロ命令８２２を実行し（この時点
では割込み信号８３は既にOFFとなつている）、
シングル割込みスワツプ動作８４４でシングル割
込み処理８３４に分岐しているとしする。この処
理８３４が終了すると、割込みリターン命令で割
込みリターン動作８５４を行ない、割込み処理プ
ログラム８２へ戻る。そこで再びメインプログラ
ム８１へ戻る割込みリターン命令８２３を実行
し、割込みリターン動作８７１でメインプログラ
ム８１に戻り、マイクロ命令８１３の実行を行な
う。

なお、シングル割込み処理プログラム８４を実
行中に割込信号８３がONとなつた（第８図ｂの
破線）場合についてもプログラムの流れとしては
同じである。すなわち、割込みリターン命令８５
１を実行中はすべての割込みが禁止されているの
で、その終了時に割込み処理プログラム８２への
スワツプ動作８６１には入らず、メインプログラ
ム８１のマイクロ命令８１２を実行する。この命
令８１２の実行中は割込みが受け付けられるので
命令８１２の終了によつて割込み処理プログラム
８２へのスワツプ動作８６１が行なわれる。

以上のようなトレース方法によれば、メインプ
ログラムがROMにかかれていても、メインプロ
グラムのマイクロ命令のいずれも変更することな
くトレースが行なえる。

第９図に本発明の一実施例としてのLSI化され
たマイクロプログラム制御のデータ処理装置を示
す。本データ処理装置は中央演算処理部
（CPU）９１、マイクロプログラムメモリ
（MPM）９５、表示部９４を有している。CPU９
１は１チツプLSI化されており、第９図には本発
明に関連する主要部分のみが示されているが、周
知のようにゼネラルレジスタ、レジスタフアイル
等も含まれている。MPM９５はCPU９１を制御
するための各種マイクロプログラムを収容するも
ので、ROM９５１、RAM９５２、アドレス制御
部９５７により構成されている。MPM９５は、
メインプログラム、各種割込み処理プログラムに
加えてシングル割込み処理プログラム等を収容し
ている。表示部９４はCPU９１が現在実行中の
アドレス及びトレース結果等を表示出力する際に
用いられる。

CPU９１は32ビツトのマイクロ命令により制
御されており、マイクロ命令はMPM９５より読
み出しデータライン（RDL）９５４を経由し
て、マイクロ命令レジスタ（EIR）９２３に供給
される。以下EIR９２３の上位16ビツトをECRH
９２３１、下位16ビツトをEIRL９２３２で示
す。マイクロプログラムカウンタ（MPC）９２
１は16ビツトのカウンタからなり、その内容は
CPU９１が次に実行する予定のマイクロ命令を
格納している番地を現わしている。インタラプト
アドレスレジスタ（IAD）９２５は割込みを受け
付けたとき、次に実行する予定のマイクロ命令の
ロケーシヨンを保持しているレジスタで、CPU
９１が１マイクロ命令の実行を終了する毎に
MPC９２１の値をとりこむ。

割込み信号９３１は複数種類あり、そのうちの
一部はCPU９１の内部の割込み原因による割込
み信号９３１１であり、残りはCPU９１の外部
の割込み原因による割込み信号９３１２である。
本発明に係るシングル割込みに対応する割込み信
号は割込み信号９３１２の１つとなつている。す
なわち、シングル割込みを行なう場合には、
CPU９１の外部に設けたスイツチ（図示せず）
によつて割込み信号を発生させることができる。

割込みマスクレジスタ（IMR）９２２は全部の
割込みに一対一に対応するマスクレジスタであり
マスクゲート（AND）９２６によりマスクされ
ている。そして、AND９２６で許可された割込
みが複数種類あれば、そのうちから最も高い優先
度をもつ割込みを選択し、そのビツトをエンコー
ドする割込選択回路（プライオリテイ・エンコー
ダ、以下PE）９２７によりひとつだけ選択さ
れ、エンコードされた値が出力され、割込み番号
レジスタ（IN）９２９にセツトされる。

割込みが発生した時、割込み分岐先番地と新し
くIMR９２２に入いる値はMPM９５のRAM部分
９５２の一部に入つており、その番地を割込分岐
ポインタ（IFP）９２８とIN９２９より示して
いる。従つて、MPM９５へのアドレスライン
（ADRS）９５６はMPC９２１と（IFP９２８＋
IN９２９）とで、マルチプレクサMPX９３０
で選択されている。なお、割込みが発生した時、
〓〓〓〓〓
戻り番地と古いIMR９２２の値は同じく（IFP９
２８＋IN９２９）で指定された番地に格納さ
れる。この時、MPM９５の同じ番地（IFP９２
８＋IN９２９）に同時に読み書きができない
ので、まず、新しいIMR９２２の値と割込み分岐
先番地を読み出してから、次に古いIMR９２２の
値と、割込み戻り番地を書きこむ。このために一
度読み出した値を保存しておくために、新しい
IMR９２２の値はMXR９２４に、割込み分岐先
番地はEIRL９２３２にそれぞれセツトし、その
後それぞれIMR９２２とMPC９２１にセツトす
る。

MPM９５からの出力データはRDL９５４より
出力され、入力データはライトデータライン
（WDL）９５３より入力され、書き込み信号
（WE）９５５は書きこみを指示する信号であ
り、アドレスライン（ADRS）９５６はアドレス
を指定する信号線である。また、RAM９５２の
一部に、割込みスワツプ時の情報格納エリアとし
ての割込みフアイル（IF）９５８があり、上位
16bitは割込みマスクデータが格納されている割
込みマスクフアイル（IMF）９５８１、下位
16bitは分岐先の番地が格納されている割込みア
ドレスフアイル（IAF）９５８２から構成されて
いる。

表示部９４は表示データレジスタDDR９４１
の内容を表示している。

マルチプレクサ２（MPX２）９４３は表示デ
ータレジスタ（DDR）９４１にセツトするレジ
スタを選択するマルチプレクサである。

CPU９１内の各レジスタ（図示せず）の出力
信号９４２はマルチプレクサ２（MPX２）９４
３を経由して表示データレジスタ（DDR）９４
１にセツトされ、表示部９４により表示される。
なお、表示データレジスタ（DDR）９４１への
セツトはマイクロ命令の実行によりおこなわれ
る。

次に割込みスワツプ動作（すべてのマイクロプ
ログラムレベルの割込みはこの動作をおこないス
ワツプする）について第９図、第１０図、第１１
図をもちいて説明する。

割込みスワツプ動作はマイクロプログラムカウ
ンタMPC９２１とマイクロプログラムメモリ
MPM９５の割込み番地フアイル（IAF）９５８
２との交換動作、ならびに割込みマスクレジスタ
IMR９２２とMPM９５の割込みマスクフアイル
（IMF）９５８１との交換動作である。

プログラムの流れは第１０図に示すように、メ
インプログラム１００のａ番地のマイクロ命令Ａ
を実行後、割込みスワツプ動作に入いり、シング
ル割込み処理プログラム１１０の先頭番地ｉに分
岐し、ｉ番地のマイクロ命令Ｉを実行する。

つまり、あらかじめ割込み番地フアイル
（IAF）９５８２に割込み処理プログラムの先頭
アドレスｉをセツトしておき、また、割込みマス
クフアイル（IMF）に割込み処理中の割込みマス
クレジスタIMR９２２の値miをセツトしてお
く。割込みスワツプ動作により、先頭アドレスｉ
をマイクロプログラムカウンタMPC９２１にセ
ツトし、新割込みマスクの値miをIMR９２２に
セツトし、割込み処理プログラムへの分岐がおこ
なわれる。

この時、メインプログラム１００の次に実行す
る予定のｂ番地がIAF９５８２にセーブされ、ま
た、メインプログラム１００を実行している時の
割込みマスクの値maがIMF９５８１にセーブさ
れ、割込み処理が終了したら、元に戻れる。

ここではシングル割込みを例にしているが他の
割込みでも同様に動作させることができる。

この割込みスワツプ動作を前後のマイクロ命令
の実行を含めてさらに詳細に説明する。

第１１図において、T₀の間、ａ番地のマイク
ロ命令Ａを実行している。この時シングル割込み
はONになつているから、T₀で割込みが受け付け
られ割込みスワツプ動作に入る。割込みスワツプ
動作はT₁，T₂，T₃の３サイクルかかる。

まず、T₁サイクルで命令をノーオペレーシヨ
ン（NOP）にすると同時に、MPM９５への
ADRS９５６への出力を（IFP＋IN）側になる
ようMPX９３０を変える。そして、IMF９５８
１、IAF９５８２の所定の（IFP＋IN）番地に
ある新しいIMR９２２にセツトする値および分岐
先番地を読み出し、RDL９５４を経由してMXR
９２４とEIRL９２３２にT₁サイクルの終わりで
セツトする。

次のT₂サイクルで現IMR９２２の値とIAD９２
５の内容がMPM９５のWDL９５３を経由して、
IMF９５８１、IAF８５２８の所定の番地（IFP
〓〓〓〓〓
＋IN）に書きこまれる。

また、T₂サイクルの終わりで、MXR９２４の
内容がIMR９２２に、EIRL９２３２の内容が
MPC９２１にセツトされる。

T₃サイクルでは、今MPC９２１にセツトされ
たｉ番地の内容ＩをMPM９５から読み出し、
CPU９１のEIR９２３にセツトする。

そして、T₄サイクルでマイクロ命令Ｉを実行
する。

以上より、割込みスワツプ動作により、新しい
マスクレジスタの値miと分岐先番地ｉがMPM９
５のIMF９５８１、IAF９５８２が読み出され、
古いマスクレジスタmaと割込みの戻り番地ｂが
MPM９５のIMF９５８１、IAF９５８２に書き
込まれる。

この後、CPU９１内の各種レジスタの内容を
保存するためのルーチンがあり、ここでは、保存
領域にMPM９５のRAM部分９５２の一部を用い
ている。

割込み処理が終了すると元のメインプログラム
１００に戻る割込みリターン命令Ｋを実行して、
メインプログラム１００に分岐し、次のマイクロ
命令Ｂを実行できるようにする。もちろん、この
時までには、前記レジスタのリセーブは終了して
いるものとする。

第１２図に示すように、割込みリターン命令Ｋ
による割込みリターンのスリツプ動作には、４サ
イクルかかり、このうち第２サイクル〜第４サイ
クルの３サイクルは上述した割込みスワツプ動作
と全く同じである。既に説明したように、割込み
リターン命令Ｋを実行中はすべての割込みが禁止
される。すなわち、第１３図に示すように、割込
みリターン命令ＫがEIR９２３にセツトされる
と、命令Ｋのオペレーシヨン部OP９８１がデコ
ーダ９８２によつてデコードされ、制御信号９８
３がONになる。この制御信号９８３は命令Ｋを
実行中はActiueになつている。制御信号９８３は
NOTゲート９８４を介してAND９２６を構成す
る各割込みに対応するアンド回路９２６１，９２
６２，……………，６２６９に供給され、すべて
のアンド回路の出力が禁止される。

再び第１２図において、割込みリターン命令Ｋ
の第１サイクルT₁では、MPC９２１の内容を
IAD９２５にセツトする他は何もしない。そして
第２サイクルT₂〜第４サイクルT₄において、割
込みスワツプ動作を行ない、元のIMR９２２の値
maをIMF９５８１の（IFP＋IN）番地から、
また戻り番地ｂをIAF９５８２の（IFP＋IN）
番地からそれぞれ読み出し、それぞれMXR９２
４、EIRL９２３２を経由してIMR９２２、MPC
９２１にセツトする。一方、割込み処理中のIMR
９２２の値miとシングル割込み処理プログラム
１１０の先頭番地ｉはIMF９５８１、IAF９５８
２の（IFP＋IN）番地にそれぞれ格納される。
その後、メインプログラム１００のｂ番地のマイ
クロ命令Ｂを実行すべくMPM９５にADRS９５
６を通してｂ番地を送る。これによつてMPM９
５はマイクロ命令Ｂを読み出し、RDL９５４を
介してCPU９１に送り、割込みリターン動作が
終了する。したがつて、次のサイクルT₅ではメ
インプログラム１００のマイクロ命令Ｂが実行さ
れる。

以上はメインプログラム１００からシングル割
込み処理プログラム１１０へ分岐し戻る場合を説
明したが、通常の割込み処理プログラムからの場
合も全く同様である。

本発明によれば一部もしくは全部がLSI化され
たマイクロプログラム制御のデータ処理装置にお
いて、シングルステツプ、アドレスストツプのデ
ータストツプの機能を実現でき、プログラムのデ
バツクに効果的におこなえる利点をもつ。

さらに、マイクロプログラムカウンタの履歴の
機能を簡単に実現でき、プログラムのデバツクを
効果的におこなえる利点をもつ。さらに、デバツ
クの対象となるマイクロプログラムの一部あるい
は全部がROM内にロードされていてもプログラ
ムのデバツクを効果的におこなえる利点をもつ。
さらに、他の割込み処理プログラムもトレースで
きる利点をもつ。

【図面の簡単な説明】

第１図乃至第６図は従来のトレース方法を説明
するための図、第７図ａ，ｂ及び第８図ａ，ｂは
本発明によるトレース方法によるプログラムの流
れを示す図、第９図は本発明の一実施例を示すブ
ロツク図、第１０図乃至第１２図は本発明の一実
施例の動作を説明するための図、第１３図は本発
明の一実施例の一部分の構成例を示す図である。９１……中央処理部、９４……表示部、９５…
〓〓〓〓〓
…マイクロプログラムメモリ、９２３……マイク
ロ命令レジスタ、９２１……マイクロプログラム
カウンタ。〓〓〓〓〓

Claims

【特許請求の範囲】

１複数の割込み機能と、その夫々の割込みに対
応して割込みを１対１にマスクする割込み許可マ
スクとを有する一部もしくは全部がLSI化された
マイクロプログラム制御のデータ処理装置におい
て、プログラムのトレースを行なうためのトレー
スプログラムを収容し、前記プログラムの１乃至
数マイクロ命令を実行する毎にマイクロプログラ
ムレベルのシングル割込みを発生し、このシング
ル割込みに応答して前記トレースプログラムを実
行するとともに、このシングル割込みは前記割込
みのいずれよりも割込みの優先順位を低くし、シ
ングル割込み処理中は前記割込み許可マスクのす
べてを閉じ、シングル割込みを除いた前記割込み
の処理中は前記割込み許可マスクのうちシングル
割込みの許可マスクを開けておくことにより、割
込み処理プログラムのトレースを行なうことを特
徴とするマイクロプログラムトレース方法。