JPS62247426A - 大量デ−タ処理命令の処理方式 - 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】 〔概要〕 パイプライン処理方式で大量データ処理を行う命令を実
行する際、予め定めた任意のバイト数ごとにチェックポ
イントを置いて、処理用レジスタを更新することにより
、処理点を細か（分割実行し、エラーによる再実行時に
エラーが再発行する確率を小さくする。

〔産業上の利用分野〕

本発明は、パイプライン処理方式の情報処理装置に関す
るものであり、特に単一命令で大量データの処理を行う
命令（以下ＬＯＮＧ命令と呼ぶ）の処理方式に関する。

〔従来の技術〕

従来、パイプライン処理方式の情報処理装置でＬＯＮＧ
命令の処理を開始するとき、その処理に必要なオペラン
ドのアドレスや処理長等の情報を処理用レジスタから受
けとるフローを経た後、処理長分のオペランドについて
データ処理のフローを繰り返す。そしてデータ処理がす
べて終わると。

レジスタ情報を書き換えてＬＯＮＧ命令を終了する。

このＬＯＮＧ命令の処理中に、何らかのエラーが報告さ
れると、ＬＯＮＧ命令の処理をその時点で中断し、エラ
ー処理のステートに移るが、そのエラー処理が終わると
、命令を再読み出しくＲＥＩＦＥＴＣＩと呼ばれる）し
て、再びＬＯＮＧ命令の処理を開始する。

しかしこの命令は、一旦最初にオペランドアドレスを受
けとると、完全にその処理が終了しない限り、処理用レ
ジスタのオペランドアドレス等の書き換えを行わない。

このため、エラー発生による命令の再処理では、最初か
ら処理を開始する。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来の情報処理装置では、ＬＯＮＧ命令の処理用レジス
タの内容は、ＬＯＮＧ命令が処理途中でのエラー発生に
より再実行となった場合には、書き換えられない。そし
て処理用レジスタの内容が変わらない限り、再開された
ＬＯＮＧ命令の処理は前回と同じオペランドアドレスか
ら同じ処理車で行われることになるため、エラー発生確
率は前回と同じ大きさであるから高く、また前回、エラ
ーが発生するまでに処理された分は重複処理となるため
、無駄が生じるという問題があった。

〔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、ＬＯＮＧ命
令による処理を小さな処理単位で区分し。

エラーによる再発行ではその処理単位から再開させるよ
うにするものである。

そのため、ＬＯＮＧ命令によるデータ処理を行う場合、
ある大きさくｎバイト）の処理ごとにチェックポイント
を設けておいて、そのポイントで処理を一時的に抜は出
し、処理用のレジスタをそのポイント以後の処理用に書
き換える。その後再び自命令の再処理を行うが、レジス
タが書きかえられているため１次の処理単位のｎバイト
の処理を行う。この動作の繰り返しにより、大量データ
の処理を完了する。

第１図に本発明の原理的構成を示す。

図において、１０は処理データであり、その０ＰＡｏ　
、ＯＰＡ＋　、・・・はオペランドアドレス＋’Ｏ＋２
３．・・・は処理車、そしてｎは処理用レジスタを書き
換える処理単位となるバイト数である。また１１は処理
用レジスタ、１２はパイプライン処理部、１３は処理単
位検出部、１４は処理用レジスタ更新部である。

ＬＯＮＧ命令の実行開始に当たって、処理用レジスタ１
１には、処理データ１０のオペランドアドレス０ＰＡＯ
と処理車１０とが初期設定される。

パイプライン処理部１２は、処理用レジスタ１１に設定
されているオペランドアドレスと処理車の情報に基づい
て、処理データ１０の処理を開始する。

処理単位検出部１３は、パイプライン処理部１２の処理
量がｎバイトに達したときをチェックポイントとして検
出し、処理を中断して、処理用レジスタ更新部１４に通
知する。

処理用レジスタ更新部１４は、チェックポイントにおい
て、処理用レジスタ１１のオペランドアドレスをＯＰＡ
、に、そして処理車をｎ、に更新する。ここで０ＰＡ１
　＝ＯＰＡ、＋ｎ、ｎ＋　＝ｎ。

−ｎである。

処理用レジスタ１１の更新が完了すると、再びＬＯＮＧ
命令を読み出し、パイプライン処理部１２は処理を再開
する。以下、ｎバイトごとのチェックポイントにおいて
同じ処理が繰り返され、処理車ｌに達したときに終了す
る。

〔作用〕

ＬＯＮＧ命令が処理を中断された後に再読み出しされて
処理を再開するとき、処理データの開始位置は、更新さ
れた処理用レジスタのオペランドアドレスにしたがう。

処理用レジスタの内容更新は、ｎバイトの処理単位ごと
に行われるから、エラーがどの位置で発生しても、第１
図の処理データ１０上に例示されているように、エラー
発生後の命令再読み出しでは、ＬＯＮＧ命令開始時のオ
ペランドアドレスには戻らず、最大ｎバイト前のオペラ
ンドアドレスに戻るため、リトライ　（ＲＥＴＲＹ）が
許可される確率が向上する（詳細は後述される）ととも
に。

従来方式よりも処理量を減少できるため、エラー発生確
率も低下させることができる。

次に、第２図により、リトライの許可／不許可の条件と
許可の確率とについて説明する。

図（ａ）は、従来方式の例であり、リトライが不許可と
なる場合を示し、また図（ｂ）は９本発明方式の例であ
り、リトライが許可される場合を示す。図（ａ）、（ｂ
）のいずれも、ＬＯＮＧ命令の１つであるデータのブロ
ック転送を行うＭＯＶ　Ｅ　　ＣＨＡ　ＲＡ　ＣＴ　Ｅ
　ＲＬ　ＯＮ　Ｇ命令（以後。

ＭＯＶＥ　　ＬＯＮＧ命令と略称する）の同じ処理を示
したものである。

このＭＯＶＥ　　ＬＯＮＧ命令による処理は、メモリ上
のオペランドアドレス０Ｐ２Ａで処理長ｌの処理データ
（オペランド）２０を読み出して。

処理データ２０′で示されるように、同一メモリ上のオ
ペランドアドレス０ＰＩＡ　（＜ｏＰ２Ａ）で処理長ｌ
の位置に書き込む処理を行う。すなわち。

処理データ２０の全体が（ＯＰ２Ａ−〇ＰＩＡ）のアド
レス距離だけ前方へ移動される。そして移動された処理
データ２０′の後の方の部分は５元の処理データ２０の
前の方の重複部分に重ね書きされるため、その部分の元
のデータは破壊されている。

したがって、ＭＯＶＥ　　ＬＯＮＧ命令の処理が進むほ
ど１元の処理データの一部が破壊されてしまう量は増大
し、またその破壊された位置まで戻るリトライは許可で
きなくなる。この条件は２次のように表される。

（ＯＰ２Ａ　−０ＰＩＡ　＜処理済長）−リトライ不許
可図（ａ）の従来方式の場合には、エラー発生時の命令
再読み出しでは、処理用レジスタの内容は最初のままで
あるため、処理データ２０のオペランドアドレス○Ｐ２
Ａに戻るため、上記のりトライネ許可条件にかかる確率
が大きくなる。

これに対して３図（ｂ）の本発明方式の場合には、ｎバ
イト単位にチェックポイントで処理が区分されて、その
たびに処理用レジスタが更新されるため、エラー発生時
の命令再読み出しでは、直前のチェックポイント（図示
の例ではオペランドアドレス０Ｐ２Ａ：ｌ）まで最大ｎ
バイト戻ればよいため。

（ＯＰ２Ａ　　０ＰＩＡ）＞ｎ である限り、リトライを許可できるため、リトライが許
可できる確率を大きくできる。

〔実施例〕

第３図に本発明の１実施例の構成を、そして第４図に処
理フローを示す。

第３図および第４図において、　Ｄ、　Ａ、　Ｔ、　Ｂ
。

Ｅ、Ｗは、パイプラインを構成する要素の処理ステージ
であり９次に示す内容のものである。

Ｄ＝命令デコード Ａニアドレス生成 Ｔニアドレス変換 Ｂ：バッファ読み出し Ｅ：実行（演算） Ｗ：結果の書き込み 第３図において１図上段のフローは２通常のパイプライ
ン処理の本体部分であり、まず読み出しと書き込み用の
ワーキングアドレスレジスタＷＡＲ＋　、ＷＡＲｚと、
ペースレジスタＢＲ，インデックスレジスタＸＲ，ディ
スプレイスメントレジスタＤＲとを用いて実効アドレス
発生器ＥＡＧでアドレス演算を行い、オペランド実効ア
ドレス○ＥＡを作成する。

この実効アドレスをさらに実アドレスに変換して、ロー
カルバッファＬＢＳをアクセスし、オペランドを読み出
す（フェッチ）。このオペランドに基づいて演算ユニッ
トＥ　Ｕｎｉｔで演算し、結果をローカルバッファＬＢ
Ｓ　（実質的にはメモリＳ　Ｕｎｉｔ）あるいはレジス
タスタックＲＥＧ　　５ＴＡＣＫに書き込む（ストア）
。

次に図中段、下段のフローは、ブロック転送の単位バイ
ト長りに基づいて、転送のたびに２つのオペランドＯＰ
１とＯ２０の逐次的なブロックのオペランドアドレスと
残り処理長とを算出し、保持する処理と、チェックポイ
ントを検出し、　　ＬＯＮＧ命令の処理用情報を書き換
える処理とを行う。

０ＰＩＡ、０Ｐ２Ａは、各オペランドＯＰ１゜Ｏ２０の
逐次のブロックのオペランドアドレスを保持する。ＬＯ
ＮＣ；命令の専用レジスタであり。

０ＰＩＬ、０Ｐ２Ｌは対応する残りの処理部を保持する
。ＬＯＮＧ命令の専用レジスタである。

またＬＯＮＧ命令の処理用レジスタは、ＲＥＧＳＴＡＣ
Ｋ内に設けられており、２つのオペランドＯＰ１．ＯＰ
２の各オペランドアドレスと処理部ＡＤａ　、Ｌａ　、
ＡＤｂ　、Ｌｂが格納されている。

ブロック転送が行われるたびに専用レジスタ０ＰＩＬ、
０Ｐ２Ｌ、０ＰＩＡ、０Ｐ２Ａは更新され、同時にカウ
ンタＩＴＣにより転送バイト長しの累算が行われる。こ
のカウンタＩＴＣの値ΣＬがｎバイトに達したとき、チ
ェックポイントと判定して、ｎバイト検出フラグをＯＮ
にセットし。

専用レジスタ０ＰＩＬ、ｏＰ２Ｌ、０ＰＩＡ、０Ｐ２Ａ
の内容に基づいて、ＲＥＧ　　５ＴＡＣＫの処理用レジ
スタの情報を書き換えさせる。

次に、第４図によりＬＯＮＧ命令処理フローについて説
明する。

図の処理フローは、ＭＯＶＥ　　ＬＯＮＧ命令の基本フ
ローであり、０，１．・・・、８は９例外検出やＬＯＮ
Ｇ命令専用のレジスタ（ＯＰＩＬ、０Ｐ２Ｌ等）を初期
設定するシーケンスである。

続＜９．Ａ、９．Ａ、　・・・、９．Ａは、メモリ（Ｓ
Ｕｎｉｔ）からのオペランドのフェッチ（９）とメモリ
（Ｓ　ｕｎｉｔ）へのストアとを一対にして繰り返し、
ブロック転送を行うシーケンスである。このシーケンス
の終りで、各転送バイトＬの累算値ΣＬがチェックポイ
ントの処理単位ｌを超えたことにより。

ＥＮＤ条件が成立している。

次のＢ、Ｃ，・・・、Ｆは、ＬＯＮＧ命令の専用レジス
タ０ＰＩＬ、　　○Ｐ２Ｌ、０ＰＩＡ、０Ｐ２Ａの内容
を、レジスタスタックＲＥＧ　　５ＴＡＣＫへ転送し、
処理用情報Ａ　Ｄａ、　Ｌａ、　Ａ　Ｄｂ、　Ｌｂを書
き換えるシーケンスである。この最後のＦでは。

ＥＮＤ条件の検出が行われ、ｎバイト転送終了であれば
固定したままとする制御を行い、ＬＯＮＧ命令の処理を
再開する。そしてＰＳＷは更新せず。

全バイトの転送を終了したときにＰＳＷを更新し。

次の命令処理を行う。

転送中にエラーが発生した場合にはＬＯＮＧ命令が中断
され、エラー処理を行った後、中断されている命令がリ
トライ可能かどうかを判定し、リトライ可能であればそ
の命令を再読み出しくＲＥＩＦＥＴＣＨ）して、ＲＥＧ
　　５ＴＡＣＫにある処理用レジスタの内容に基づく処
理を再実行する。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ＬＯＮＧ命令の処理中におけるエラー
発生時のりトライ実行可能性が高まるとともに、再エラ
ー発生確率を低下させることができ、また重複処理によ
る無駄を削減することができるため、システムの処理効
率が著しく向上する。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の原理的構成図、第２図は本発明方式と
従来方式との作用の違いを説明するための動作図、第３
図は本発明の１実施例の構成図。 第４図は第３図の実施例構成に基づく処理フロー図であ
る。 第１図中。 ｌＯ：処理データ（オペランド） １１：処理用レジスタ １２：パイプライン処理部 １４：処理用レジスタ更新部 ０ＰＡｏ　、０ＰＡＩ　、・・・ニオペランドアドレス
！。、１１．・・・：処理部 ｎ：処理単位のバイト数

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. パイプライン処理を行う情報処理装置において、大量デ
   ータの処理を行う命令を実行する際に、ある処理単位毎
   にチェックポイントを設け、そこでオペランドアドレス
   や処理長等を設定する処理用レジスタの内容を以後の処
   理用に書き換え、同じ命令を再読み出しして、処理を続
   行することを特徴とする大量データ処理命令の処理方式
   。