JPS62154143A - マイクロコンピユ−タ - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明は高水準言語で記述されたプログラムを実行する
マイクロコンピュータに関するものである。

従来の技術 高水準言語で作成されたプログラムは、メインプログラ
ムと多くのサブルーチンによって構成されており、プロ
グラムの実行時にはサブルーチン呼び出しとサブルーチ
ンからの復帰が頻繁に発生する。

従来のマイクロコンピュータは例えば、５ｅｒｉｅｓ３
２０００　命令’）ファレンス・マニュアル（ナショナ
ル・セミコンダクタ・ジャパン出版）に示されているよ
うに、実行する命令のアドレスを示すプログラムカウン
タ（以下ＰＣと略記する）と、サブルーチンの局所的作
業領域のペースアドレスを示すフレームポインタ（以下
ＦＰと略記する）と、を サブルーチンの局所的作業領域のトップアドレス９示す
スタックポインタ（以下ＳＰと略記する）を持っており
、それらを用いてマイクロコンピュータの外部に設けら
れた主記憶を管理することによってサブルーチン呼び出
しを実現している。

第８図は従来のマイクロコンピュータでサブルーチンを
呼び出す時のＰｃ１とＦＰ２とＳＦ３の動作を示すブロ
ック図でアリ、プログラム領域４はプログラムの命令を
格納する主記憶中の領域であり、スタック領域５はプロ
グラムの実行に必要テアリ、プログラムの実行に伴って
動的に変化する作業領域を確保するための主記憶中の領
域である。尚、スタック領域６のアドレスは図の上部に
なるほど小さくなる。

第８図ａはメインプログラムがサブルーチンを呼び出す
直前の状態を示しており、ＰＣｌはサブルーチン呼び出
し命令の次の命令のアドレスを示しており、ＦＰ２はス
タック領域６の中のメインプログラム作業領域６１のベ
ースアドレスを示しテオリ、ＳＦ３はメインプログラム
作業領域５１のトップアドレスを示している。

まずサブルーチンを呼出す時には、ＳＦ３がＰＣｌを格
納するのに必要なだけデクリメンタされた後、スタック
領域５の中のＳＦ３が示す領域５２に現在のＰＣｌの内
容が退避され、ＰＣｌには呼び出すサブルーチンの先頭
アドレスが格納され、第８図すに示す状態になる。次に
、ＳＦ３がＦＰ２を格納するのに必要なだけデクリメン
トされた後、スタック領域５の中のＳＦ３が示す領域５
３に現在のＦＰ２が退避され、ＦＰ２には現在のＳＦ３
の内容がコピーされ、第８図Ｃの状態になる。この時の
ＦＰ２の示すアドレスがサブルーチンの作業領域のベー
スアドレスになる。最後にＳＦ３がサブルーチンで使用
される内部変数領域５４に必要なだけデクリメントされ
、第８図ｄの状態になり、サブルーチンの実行に必要な
環境がすべて整ったことになる。この時サブルーチンで
使用する変数にはＦＰ２の示すベースアドレスにオフセ
ットを加えることによってアクセスすることができ、内
部変数以外に一時的な作業領域を使用したい時はさらに
ＳＦ３をデクリメントするととによってその領域をスタ
ック領域５の中に確保することができる。

尚以上で説明した動作は、１つの命令で行なうものと、
複数の命令で行なうものがあり、いずれの場合もマイク
ロプログラムを用いて実現されているが、ここではその
詳細な説明は省略する。

次に同じ第８図を用いてサブルーチンからメインプログ
ラムに復帰する時の動作について説明する。

サブルーチンの処理が終了し、内部変数領域５４以外に
確保した作業領域をすべて解放した状態は第８図ｄの状
態と同じである。この状態からメインプログラムに戻る
ためには、まず、ＳＦ３にＦＰ２の内容をコピーするこ
とによってサブルーチン内部変数領域６４を解放し、第
８図Ｃの状態になる。次に、ＳＦ３が示す領域５３の内
容をＦＰ２に格納し、ＳＦ３を領域６３を解放するため
に必要なだけインクリメントし、第８図すの状態になる
。この時、領域６３にはメインプログラム作業領域６１
のベースアドレスが格納されていたのでＦＰ２は再びメ
インプログラム作業領域５１のベースアドレスを示すこ
とになる。最後ＫＳＰ３が示す領域５２の内容をＰＣ’
ｌＫ格納し、ＳＦ３を領域６３を解放するために必要な
だけインクリメントし、第８図ｄの状態となる。この時
、領域６２にはサブルーチンを呼び出した命令の次の命
令のアドレスが格納されていたのでＰＣｌはサブルーチ
ン呼び出し命令の次の命令のアドレスを示し、ＳＦ３の
内容はサブルーチンを呼び出す直前のＳＦ３の内容と等
しくなる。従ってメインプログラムは、サブルーチンを
呼び出した次の命令から実行を継続することができる。

尚以上で説明した動作もサブルーチン呼び出しの時の動
作と同様に、１つの命令で行なうものと複雑の命令で行
なうものがあり、いずれの場合もマイクロプログラムを
用いて実現されているが、ここではその詳細な説明は省
略する。

また、サブルーチンから別のサブルーチンを呼び出すと
いうことも頻繁に生じるが、この場合も第８図ｄの状態
を初期状態として上記で説明した動作と同じ動作をする
ことによって実現でき、スタック領域５がオーバーフロ
ーしないかぎり多重にサブルーチン呼び出しを実行する
ことができる。

発明が解決しようとする問題点 このように従来のマイクロプロセッサでサブルーチン呼
び出しを実行すると、ＰＣとＦＰＯ主記憶への書き込み
が生じ、サブルーチンから復帰する時にはＰＣとＦＰＯ
主記憶からの読み出しが生じる。従ってサブルーチン呼
び出しが頻繁に生じるようなプログラムを実行すると、
ＰＣとＦＰ。

主記憶への書き込み、読み出しによるオーバーヘッドに
よってプログラムの実行効率の低下を招くという欠点が
あった。

そこで、本発明はＰＣとＦＰをそれぞれ２本持つことＫ
よって、サブルーチン呼び出しに伴なうオーバーヘッド
を減少させ、プログラムの実行効率を高めるものである
。

問題点を解決するための手段 本発明は上記した問題点を解決するため、２本のＰＣと
、それぞれのＰＣの内容が有効であるこことを示す２本
のフラグと、２つのＦＰと、それぞれのＦＰの内容が有
効であることを示す２本のフラグと、２つのいずれのＦ
Ｐを現在使用しているかを示すフラグと、１本のＳＰを
用いて主記憶を管理することによって、サブルーチン呼
出しを実現するものである。

作　　　用 本発明は上記した構成により、サブルーチンを呼び出す
時には、ＰＣとＦＰをその時使用しているものからもう
一方のＰＣとＦＰに切り換え、新しく使用することにな
ったＰＣおよびＦＰの内容が有効な時のみその内容を主
記憶に書き込み、サブルーチンから復帰する時にも、Ｐ
ＣとＦＰをその時使用しているものからもう一方のＰＣ
（！：ＦＰに切り換え、新しく使用することになったＰ
ＣおよびＦＰの内容が無効の時のみその内容を主記憶か
ら読み出すことによって、サブルーチン呼び出しとサブ
ルーチンからの復帰に伴うオーバーヘッドを減少させる
ものである。

実施例 第１図は本発明のマイクロプロセッサの一実施例のＰＣ
とＦＰとＳＰとその周辺回路のブロック図である。

第１図において６は実行制御回路であり、マイクロプロ
グラムに従ってプログラムの実行に必要なさまざまな制
御信号を発生し、７はバスであり、本発明のマイクロプ
ロセッサ内のデータ処理部や入出力制御部等さまざまな
ブロックに接続されている。

１ａは第１のプログラムカウンタＰＣａであジ、Ｐ　Ｃ
ａ　ＩＪ−ド信号６１１ａがアクティブの時その内容を
バス７に出力し、ＰＣａライト信号６１２ａがアクティ
ブの時バス７の値を書き込む。１ｂは第２のプログラム
カウンタＰＣｂでありその同作はＰＣ：：ａｌａと同様
である。１１ａはその値が１の時ＰＣａの内容が有効で
あることを示すフラグＰＶａであジ、ＰＶａセット信号
６１３ａがアクティブの時１にセントされ、ＰＶａｌＪ
セット信号６１４ａがアクティブの時Ｑにリセットされ
、ＰＶａリード信号６１６ａがアクティブの時その値が
１１１に出力され、実行制御回路６に読み込まれる。

１１ｂはその値が１の時ＰＣｂの内容が有効であること
を示すフラグＰＶａであり、その動作はＰＶａと同様で
ある。

２ａは第１のフレームポインタＦＰａであり、２ｂは第
２のフレームポインタであり、２１ａはその値が１の時
ＦＰａの内容が有効であることを示すフラグＦＶａであ
り、２１ｂはその値が１の時ＦＰｂの内容が有効である
ことを示すフラグＦＶｂであり、それぞれの動作は、Ｐ
Ｃａ　　１　ａ、ＰＣｂ　１ｂ。

ＰＶａ　　１１ａ　、ＰＶｂ　　１１ｂと同様である。

１２はＰＣａｌａとＰＣｂ　　１ｂＣ１いずれを選択す
るかを決定するフラグＰＳであり、ＰＳ反転信号６１６
によってその値は０から１へ、１からＱへ反転する。２
２はＦＰａ　２ａとＦＰｂ　２ｂ　（Ｄイずれを選択す
るかを決定するフラグＦＳでありその動作はＰＳ１２と
同様である。

１３はＰＣ選択回路であり、実行制御回路６から出力さ
れたＰＣリード信号６１１　、ＰＣライト信号６１２　
、　ＰＶセット信号ｅｉｓ、ｐｖリセット信号６１４、
ＰＶリード信号６１５のそれぞれを、ＰＳ１２の出力１
２１が○の時はＰＣａ　　１ａあるいはＰ　Ｖ　ａｌｌ
ａに出力し、１の時はＰＣｂｌｂあるいはＰｖｂｌｌｂ
に出力する。ただしＰＣ選択回路１３は実行制御回路６
の簡単化のために本実施例で使用した回路であり、実行
制御回路６の出力する制御信号を増やし、ＰＳ１２を実
行制御回路６に入力し、マイクロプログラムでａとｂを
判断することによって、実行制御回路６から直接６１　
ｉ　ａ〜６１６．６１１ｂ−６１６ｂの信号を生成する
ことも可能である。

２３はＦＰ選択回路であり、実行制御回路６から出力さ
れたＦＰリード信号６２１　　、ＦＰライト信号ｅ２２
．ＦＶセ、　ト信号６２３　、　ＦＶ　ＩＪ上セツト号
６２４．ＦＶリード信号６２６のそれぞれを、ＦＳ２２
の出力２２１をＦＳ出力反転信号６２６がアクティブの
時のみ反転させて出力する反転回路２４の出力２４１が
０の時はＦＰａ　　２ａあるいはＦＶａ２１ａに出力し
、１の時はＦＰｂ　　２ｂあるいはＦＶｂ　２１ｂに出
力する。ただしＦＰ選択回路２３はＰＣ選択回路１３同
様、実行制御回路６の簡単化のために本実施例で使用し
た回路であり、実行制御回路６から直接６２１　ａ　〜
６２５ａ　、６２１　ｂ〜６２６ｂの信号を生成するこ
とも可能である。また、反転回路２４けＦＳ２２によっ
て選択されているＦＰとは異なるもう一方のＦＰを一時
的に参照する時の実行効率を向上させるために本実施例
で使用した回路であり、必要な時にＦＳ２２を反転させ
、使用後に再び反転させるようにマイクロプログラムを
変更することによって反転回路２２使用せずに実現する
ことも可能である。

以下に本実施例の動作を第１図を参照しながら説明する
。

第２図と第３図は本実施例でメインプログラムからサブ
ルーチンを呼び出す時の動作を示すブロック図であり、
ＳＰａとプログラム領域４とスタック領域５に関しては
第８図の従来のマイクロコンピュータと同様である。

第２図ａはメインプログラムがサブルーチンを呼び出す
直前の状態を示している。ＰＳ１２は”０”。

ＰＶａｌｌａは“１”、Ｐｖｂ　１１ｂＩ−ｉ″０″、
ＦＳ２２は”Ｏ’、ＦＶａ　　２１ａは”１”　、ＦＶ
ｂ　２１ｂは０″である。したがってＰＣとしてはＰＣ
ａｌａが選択されており、サブルーチン命令の次の命令
のアドレスを示しており、ＰＣｂ　１ｂの内容は無効で
ある。

また、ＦＰとしてはＦＰａ　　２ａが選択されており、
メインプログラム作業領域６１のペースアドレスを示し
ており、ＦＰａ　　２ｂの内容は無効である。

まずサブルーチンを呼び出す時には、ＳＰａがＰＣを格
納するのに必要なだけデクリメントされる。

この動作は、実行制御回路６がＳＰリード信号６３１を
アクティブにしてＳＰａを読み出し、マイクロプロセッ
サ内のデータ処理部でデクリメントした後、ＳＰライト
信号６３２をアクティブにすることによってＳＰａに再
び書き込むことによって実行される。次にＰＳ１２をＰ
Ｓ反転信号６１６をアクティブにすることによって反転
させる。今の場合はＰＳ１２は”０”から“１”に反転
するからこの時点でＰＣとしてはＰＣｂ　　１ｂがＰｖ
としてはＰＶｂｌｌｂが選択される。次に実行制御回路
６はｐｖを読み込む。この動作はＰＶＩＪ−ド信号６１
５をアクティブにし、ＰＣ選択回路１３がＰＳ１２の出
力１２１の値によってＰＶａｌ、Ｉ−ド信号６１６ａか
Ｐｖｂリード信号６１５ｂのいずれかをアクティブにし
、ＰＶａ　　１１ａ、ＰＶｂ　　１１ｂのいずれかの値
を１１１に出力し、その値を実行制御回路６が読み込む
ことによって実行される。全信号１２１は１であるから
Ｐｖｂ　１１ｂの値が読み込まれ、その値は”０″、す
なわちＰＣｂ　　１ｂには有効なデータが格納されてい
ないから、現在選択されているＰＣすなわちＰＣｂ　　
１ｂの内容の領域６２への書き込みは行なわず、ＰＣｂ
　１ｂに呼び出すサブルーチンの先頭アドレスが格納さ
れる。次に現在選択されているＰｖすなわちＰｖｂｌｌ
ｂは“１”にセットされ、第２図すの状態になる。この
動作も同様にＰＣライト信号６１２．ＰＶ上セツト号６
１３をＰＣ選択回路１３を介してＰＣｂ　１ｂおよびＰ
ｖｂｌｌｂに出力することによって実行される。

次にＳＰａがＦＰを格納するのに必要なだけデクリメン
トされた後、ＦＳ２２を反転させて”１”にする。この
時点でＦＰとしてはＦＰｂ　２ｂが、ＦＶとしてはＦｖ
ｂ　２１ｂが選択される。次に現在選択されているＦＶ
すなわちＦｖｂ　２１ｂの値を読み込む。その値は今の
場合”０″であるからＦＰｂ　２ｂには有効な内容が格
納されていないから、ＦＰｂ２ｂの内容の領域６３への
書き込みは行なわず、ＦＰｂ２ｂにはＳＦ３の内容がコ
ピーサレ、Ｆｖｂ２１ｂが”１”にセットされ、第３図
Ｃの状態になる。この時ＦＰｂ　２ｂはサブルーチンの
作業領域のベースアドレスを示す。以上の動作はＰＣの
動作の時と同様に実行される。ただしこの時ＦＳ出力反
転信号６２７は常にノンアクティブで６　ｖＦＳ２２の
出力２２１の値と等しい値が２４１に出力されている。

最後にＳＦ３がサプルーチ／で使用される内部変数領域
６４に必要なだけデクリメントされ、第３図ｄの状態に
なり、サブルーチンの実行に必要な環境がすべて整った
ことになる。この時サブルーチンで使用する変数には現
在選択されているＦＰすなわちＦＰｂ　　１ｂを使用し
て従来の場合と同様にアクセスすることができる。

尚以上の動作はＰＳ１２とＦＳ１２の初期状態が”０′
″と仮定してその説明を行なったがＰＳ１２あるいはＦ
Ｓ２２の初期状態が１の場合もその動作は１つたく同様
である。

次に同じ第２図、第３図を用いてサブルーチンから別の
サブルーチンを呼び出すことなくメインプログラムに復
帰する時の動作について説明する。

サブルーチンの処理が終了し、内部変数領域６４以外に
確保した作業領域をすべて解放した状態は第３図ｄの状
態と同じである。この状態からメインプログラムに復帰
するためには、まず、ＳＦ３に現在選択されているＦＰ
すなわちＦＰｂ　　２ｂの内容をコピーする。これによ
ってサブルーチン内部変数領域６４が解放され、第３図
Ｃの状態になる。

次に、現在選択されているＦＶすなわちＦＶｂ２１ｂを
リセットすることによって、現在選択されているＦＰす
なわちＦＰｂ　　２ｂの内容を無効化し、ＦＳ２２を反
転させてＱ”にする。この時点でＦＰとしてはＦＰａ　
　２ａが、ＦＶとしてはＦＶａ２１ａが選択されたこと
になる。次に現在選択されているＦＶすなわちＦＶａ　
　２１ａを読み出す。その値は今の場合“１′であり、
ＦＰａ　　２ａには復帰するべきメインプログラムのＦ
Ｐの値が保存されていたことを示しているから、領域５
３からの読み出しは行なわず、ＳＦ３を領域６３の解放
に必要なだけインクリメントし、第２図すの状態になる
。

次に、現在選択されているＰｖすなわちＰｖｂｌｌｂを
リセットすることによって、現在選択されているＰＣす
なわちＰＣｂ　１ｂの内容を無効化し、ＰＳ１２を反転
させて“○”にする。この時点でＰＣとしてはＰＣａ　
　１ａが、ｐｖとしてはＰＶａ　　１１ａが選択された
ことになる。次に現在選択されているＰｖすなわちＰＶ
ａ　　１ｔａを読み出す。その値は今の場合″１ｎであ
り、ＰＣａｌａには復帰するべきメインプログラムの命
令のアドレスが保存されていたことを示しているから領
域６２からの読み出しは行なわず、ＳＦ３を領域６２の
解放に必要なだけインクリメントし、第２図ａの状態に
なり、メインプログラムはサブルーチンを呼び出した次
の命令から実行を継続することができる。

次に第４図と第５図を用いてメインプログラムが呼び出
したサブルーチンＡがさらに別のサブル−チンＢを呼び
出す時の動作について説明する。

第４図ａはメインプログラムがサブルーチンＡを呼び出
し、サブルーチンＡの処理の途中でさらにサブルーチン
Ｂを呼び出す直前の状態を示している。ＰＳ１２は１″
、ＰＶａ１１ａはＩＩ　１１’＋。

Ｐｖｂ　１１ｂは１”、ＦＳ２２は１″、ＦＶａ２１ａ
は”１”　、ＦＶｂ　２１ｂは”１″である。したがっ
てＰＣとしては現在ＰＣｂ　１ｂが選択されており、サ
ブルーチンＡの中のサブルーチンＢ呼び出し命令の次の
命令のアドレスを示しており、現在選択されていないＰ
Ｃａｌａはメインプログラムの中のサブルーチンＡ呼び
出し命令の次の命令のアドレスを示している。ＦＰとし
て現在ＦＰｂ　２ｂが選択されており、サブルーチンＡ
内部変数領域５４のベースアドレスを示しており、現在
選択されていないＦＰａ　　２ａはメ・１ンプログラム
作業領域５１のベースアドレスを示している。また、ス
タック領域５にはサブルーチンＡ内部内部変数領域５４
以外に、サプルーチシＡ作業領域６６が確保されており
、ＳＦ３はそのトップアドレスを示している。

まずサブルーチンを呼び出す時には、ＳＦ３がＰＣを格
納するのに必要なだけデクリメントされた後ＰＳ１２を
反転させて”０”にする。この時点でＰＣとしては再び
ＰＣａ　　１ａがｐｖとしてはＰＶａｌｌａが選択され
る。次に現在選択されているＰｖすなわちＰＶａが読み
出される。その値は今の場合は”１”であり、ＰＣａ　
　１ａにはサブルーチンＡからの復帰アドレスが格納さ
れていることを示しているから、その内容を領域５２に
退避する。この時の領域６２のアドレスは現在選択され
ているＦＰすなわちＦＰｂ２ｂの内容に領域５３の容量
に相当するオフセットを加えることによって得られる。

次に現在選択されているＰＣすなわちＰＣａ　　１ａに
サブルーチンＢの先頭アドレスが格納され、第４図すの
状態になる。

次にＳＦ３がＦＰを格納するのに必要なだけデクリメン
トされた後Ｆ　Ｓ２２を反転されて０″にする。この時
点でＦＰとしては再びＦＰａ　　２ａが、ＦＶとしては
ＦＶａ２１ａが選択される。次に現在選択されているＦ
ＶすなわちＦＶａが読み出される。その値は今の場合は
”１”であり、ＦＰａ　　２ａにはサブルーチンＡを呼
び出したルーチンの作業領域のベースアドレスが格納さ
れていることを示しているから、その内容を領域５３に
退避する。この時の領域５３のアドレスは、第１図のＦ
Ｓ反転信号６２７をアクティブにすることによって現在
選択されていないＦＰすなわちＦＰｂ　２ｂの内容を読
み出すことによって得られる。次に現在選択されている
ＦＰすなわちＦＰａ　２ａＫＳＰ３の内容がコピーされ
、第６図Ｃの状態になる。この時ＦＰａ２ａはサブルー
チンＢの作業領域のベースアドレスを示す。

最後にＳＦ３がサブルーチンＢで使用される内部変数領
域５４に必要なだけデクリメントされ第６図ｄの状態に
なり、サプルーチ／ＢのＢの実行に必要な環境がすべて
整ったことになる。

次にサブルーチンＢからさらに別のサブルーチンを呼び
出すことｉく、サブルーチンＡに復帰する時の動作につ
いて説明する。

サブルーチンＢの処理が終了し、内部変数以外に確保し
た作業領域をすべて解放した状態は第６図ｄの状態であ
り、第３図ｄと異なるのは、第３図ｄにおけるメインプ
ログラムが第５図ｄにおけるサブルーチンＡに相当し、
第３図ｄにおけるサブルーチンが第５図ｄにおけるサブ
ルーチンＢに相当する点と、ＰＳｌ　２とＦＳ２２が反
転している点のみである。前記したように本発明ではＰ
！３１２とＦＳ２２の初期値は”０”、”１′のいずれ
であってもその動作は同様であるから、サブルーチンか
らメインプログラムへ復帰する時の動作と同様の動作を
行なうことによって、サブルーチンＢからサブルーチン
Ａに復帰し、第６図ａの状態になる。

次にサブルーチンＡがサブルーチンＢから復帰した後さ
らにサプルーチ／Ｃを呼び出す時の動作について説明す
る。

サブルーチンＡがサプルーチ／Ｃを呼び出す直前の状態
は第６図ａの状態と同様でちる。この状態は、メインプ
ログラムがサブルーチン呼び出す直前の状態である第２
図ａの状態と同様である。

したがって、メインプログラムがサブルーチンを呼び出
した時と同様に、ＰＣｂ　１ｂとＦＰｂ　２ｂの内容を
スタック領域６に書き込むことな（、ＰＣａｌａにサブ
ルーチンＣの先頭アドレスを格納し、ＦＰａ　２ａにサ
ブルーチンＣの作業領域のベースアドレスを格納するこ
とによって、サブルーチンＣを呼び出すことができる。

尚サブルーチンＣからの復帰については、サブルーチン
Ｂからの復帰と同様であり、さらに別のサブルーチンＰ
、Ｅ・・・・・・を呼び出す時もサブルーチンＣを呼び
出した時と同様である。

最後に別のサブルーチンを１回以上呼び出したサブルー
チンＡからメインプログラムに復帰する時の動作につい
て説明する。

サブルーチンＡの処理が終了し、内部変数以外に確保し
た作業領域をすべて解放した状態は、第６図ｄにおいて
、ＳＦ３がサブルーチンＡ内部変数領域５４０トップア
ドレスを示している場合と同じである。その状態からメ
インプログラムに復帰するためには、まず、ＳＦ３に現
在選択されているＦＰすなわちＦＰｂ　２ｂの内容をコ
ピーする。これによってサブルーチンＡ内部変数領域５
４が解放され、第６図ｄの状態になる。

次に現在選択されているＦＶすなわちＦｖｂ２１）をリ
セットすることによって、現在選択されているＦＰすな
わちＦＰｂ　２ｂの内容を無効化し、ＦＳ２２を反転さ
せて”０”にする。この時点でＦＰとしてはＦＰａ　　
２ａが、ＦＶとしてはＦＶａ　　２１ａが選択されたこ
とになる。次に現在選択されているＦＶすなわちＦＶａ
２１ａを読み出す。その値は今の場合”○”であ５、Ｆ
Ｐａ２１ａの内容は無効であることを示しているから、
ＳＰ３が領域６３から復帰するべきメインプログラムの
ＦＰの値を読み出し、ＦＰａ　　２ａに格納し、ＦＶａ
　　２１ａを１″にセットする。次に、ＳＰ３を領域６
３の解放に必要なだけインクリメントし、第７図Ｃの状
態になる。

次に現在選択されているＰｖすなわちＰｖｂｌｌｂをリ
セットすることによって現在選択されているＰＣすなわ
ちＰＣｂ　１ｂを無効化し、ＰＳ１２を反転させて”Ｏ
”にする。この時点″ｃＰＣとしてはＰＣａｌａがｐｖ
としてはＰＶａ　　ｆｉｂが選択されたことになる。次
に現在選択されているＰｖすなわちＰＶａｌｌａを読み
出す。その値は今”Ｏ″で：　あり、ＰＣａｌａの内容
は無効であることを示しているから、ＳＰ３の示す領域
５２から、復帰すべきメインプログラムの命令のアドレ
スを読み出し、ＰＣａ　　１ａに格納し、ＰＶａｌｌａ
を１”に化ノドする。次にＳＰ３を領域６２の解放に必
要なだけインクリメントし、第７図ｄの状態になり、メ
インプログラムはサブルーチンＡを呼び出した次の命令
から実行を継続することができる。

以上説°明してきたように、本実施例のマイクロコンピ
ュータでは、メインプログラムからサブルーチンを呼び
出す時及び、サブルーチンがさらに複数のサブルーチン
を呼び出す場合の第２番目以降のサブルーチンを呼び出
す時には、ＰＣとＦＰのスタック領域６への退避を行な
わず、別のサブルーチンを呼び出さないサブルーチンか
ら復帰する時には、スタック領域５からのＰＣとＦＰの
値の読み出しを行なわない。

尚、以上で説明してきた動作は、従来例と同様に１つの
命令で実行することも複数の命令で実行することも可能
であり、またサブルーチンを多量に呼び出すことも、ス
タック領域６がオーバーフローしないかぎり可能である
。

発明の効果 以上述べてきたように、本発明は、２本のＰＣと、その
それぞれのＰＣ内容が有効であることを示す２本のフラ
グと、２本のＰＣのいずれを使用しているかを示すフラ
グと、２本のＦＰと、それぞれのＦＰの内容が有効であ
ることを示す２本のフラグと、２本ｖＦＰのいずれを使
用しているかを示すフラグと、１本のＳＰを備え、メイ
ンプログラムからサブルーチンを呼び出す時及び、サブ
ルーチンがさらに複数のサブルーチンを呼び出す場合の
第２番目以降のサブルーチンを呼び出す時には、ＰＣと
ＦＰのスタック領域への退避は行なわず、別のサブルー
チンを呼び出さないサブルーチンから復帰する時には、
スタック領域からのＰＣとＦＰの値の読み出しは行なわ
ないものである。従って、仮にメインプログラムｎ個の
サブルーチンを呼び出し、それぞれのサブルーチンがｍ
個の別のサブルーチンを呼び出していると仮定すると、
従来、ｍｘｎ回（７）ＰＣとＦＰの退避とｍ　ｘ　ｎ回
のＰＣとＦＰの読み出しが必要であったのと比較し、本
発明では、ｎ回のＰＣとＦＰの退避とｎ回のＰＣとＦＰ
の読み出しがしか必要とせず、サブルーチン呼び出しと
サブルーチンからの復帰に伴なうオーバーヘッドを減少
させることによって、プログラムの実行効率を向上させ
るものであり、実用上極めて有益なものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例のブロック図、第２図、第３
図は本発明の一実施例でメインプログラムがサブルーチ
ンを呼び出す時の動作を示すブロック図、第４図、第６
図は本発明の一実施例でサブルーチンがさらに別のサブ
ルーチンを呼び出す時の動作を示すブロック図、第６図
、第７図は本発明の一実施例で別のサブルーチンを呼び
出したサブルーチンからメインプログラムに復帰する時
の動作を示すプロ、ツク図、第８図は従来のマイクロコ
ンピュータがサブルーチンを呼び出す時の動作を示すブ
ロック図である。 １ａ・・・・・・第１のプログラムカウンタ、１ｂ・・
・・・・第２のプログラムカウンタ、２ａ・・・・・・
第１のフレームポインタ、２ｂ・・川・第２のフレーム
ポインタ、１１ａ・・・・・・第１のフラグ、１１ｂ・
・・・・・第２のフラグ、１２・・・・・・第３のフラ
グ、２１ａ・旧・・第４のフラグ、２１ｂ・・・・・・
第６のフラグ、２２・・・・・・第６のフラグ、３・・
・・・・スタックボイ／り。 代理人の氏名　弁理士　中　尾　敏　男　ほか１名第１
図 い　　　　　　　　　　　　　　　　　幻ぎ記派 第８図 ＜ｂ） ｔｄ）

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 実行する命令のアドレスを示す第１、第２のプログラム
   カウンタと、前記第１のプログラムカウンタの内容が有
   効であることを示す第１のフラグと、前記第２のプログ
   ラムカウンタの内容が有効であることを示す第２のフラ
   グと、前記第１のプログラムカウンタと前記第２のプロ
   グラムカウンタのいずれを使用するかを決定する第３の
   フラグと、実行中のプログラムの作業領域の基準アドレ
   スを示す第１、第２のフレームポインタと、前記第１の
   フレームポインタの内容が有効であることを示す第４の
   フラグと、前記第２のフレームポインタの内容が有効で
   あることを示す第５のフラグと、前記第１のフレームポ
   インタと前記第２のフレームポインタのいずれを使用す
   るかを決定する第６のフラグと、実行中のプログラムの
   作業領域のトップアドレスを示すスタックポインタを備
   えたマイクロコンピュータ。