JPS62256045A - デ−タ駆動型計算機 - 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、電子計算機に関し、特に、データ駆動又はデ
ータフロー型の計算機に関する。

〔従来の技術〕

データ駆動型計算機では、一般に、命令は、その必要と
するオペランドが揃ったものから実行に移される。した
がって、命令実行順序は特定されない。データフロー型
処理のフローは、データフローグラフによって記述され
るのが普通である。

データフローグラフは、基本的演算に対応するノードと
、ノード間を結んでノード間のデータ又は制御情報の伝
達経路を表わす有向線分とからなり、この有向線分上の
データ又は制御情報の伝達は、トークンと呼ばれる黒丸
の移動で表わされる。ノードは、それに向う全有向線分
上にトークンが存在する時に動作を開始、すなわち発火
して、演算結果を表わすトークンを、それから発する全
有向線分上に送出する。アーキテクチャと対比すれば、
ノードは、通常、１個の命令に対応し、有向線分はデー
タ転送機能に対応する。

データ駆動型計算機の利点の一つは、プログラムの各部
の並行処理が容易な点にある。並行処理の促進のため、
従来のデータ駆動型計算機は、特開昭５８−７０３６０
−１ｊに記載されたようＫ、一種のパイプライン型の内
部構造を持つ。したがって、並列処理の可能なデータが
豊富ならば、パイプラインは常にデータで充たされてお
り、その結果、高い処理能力が発揮される。

また、配列の処理に関して、従来のデータ駆動型計算機
では、配列全体を一つのトークンとして扱って、値の代
りに配列木構造へのポインタを用いるか、あるいは、個
々の要素データをトークンとしているかの、いずれかの
方法が採用される（Ｊａｃｋ　　Ｂ　＋　］）ｅｎｎｉ
ｓ　　：　　”Ｆｉｒｓｔ　　Ｖｅｒｓｉｏｎ　　ｏｆ
　　ａＤａｔａ　ＦＩＯＷ　ｐｒｏｃｅｄｕｒｅ　Ｉ、
ａｎｇｕａｇｅ”、　ＬｅｃｔｕｒｅＮｏｔｅｓ　ｉｎ
　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　５ｃｉｅｎｃｅ　、　Ｖｏｔ、　
１９゜３ｐｒｉｎｇｅｒ　−Ｖｅｒｌａｇ　、　１９７
４参照）。しかし、前者の方法によれば、木構造の管理
のためのオーバヘッドが大きく、かつ、完全な並列処理
は困難である（Ｄ、Ｄ、　Ｇａｊ　ｓｋｉ　、　ｅｔ、
ａｔ、、　”　ＡＳｅｃｏｎｄＯｐｉｎｉｏｎ　ｏｎ　
Ｄａｔａ　Ｆｌｏｗ　Ｍａｃｈｉｎｅｓ　ａｎｄＬａｎ
ｇｕａｇｅ　ｓ”、ＩＥＥＥ、ＣＯＭＰＵＴＥＲ、Ｖｏ
ｔ。

１５　、　＆　２　、　ｐｐ、　１０〜７０．１９８２
参照）。他方。

後者の方法によれば、並列処理は可能であるが、膨大な
量の通信を必要とする。

〔発明が解決しようとする問題点〕

従来のデータ駆動型計算機に採用されているパイプライ
ン構造において、個々のデータに着目すれば、それが演
算器に入力されてから結果が再び演算器に入力されうる
までの間接、かな９の時間遅れが存在する。したがって
、単一データのみがパイプライン中を流れる直列処理で
は、単に演算器の遊休率が高くて不経済であるにとどま
らず、通常の型の計算機よりも処理速度が低くなるおそ
れすらある。直列処理を余儀なくされる場合１例えば、
各命令のオペラ′ンドが他の命令の実行によって得られ
るような一連の命令の処理は、実用上、かなりの頻度で
発生する。したがって、直列処理の高速化は、データ駆
動型計算機の実用化にとって、重要な課題である。

また、配列等の構造化されたデータの処理に関しては、
前述のように、個々の要素データをトークンとして用い
る方法は、完全並列処理を可能にする点で有利である反
面、通信量が非常に多いという難点を持つ。例えば、大
規模な行列の一要素を書替えて、その後に全要素を用い
る処理を行なう場合、この書替えが行なわれたことを、
これらの要素を処理するだめの後続命令のすべてに通知
しなければならないｇこの通知のためには、結果パケッ
トを編成して、それを個々の後続命令に送ることが必要
であり、そのための通信量は非常に多い。この膨大な量
の通信を不要にできれば、配列等の完全並列処理が、個
々のデータをトークンとして用いる方法を用いて、容易
に実現できる。

〔問題点を解決するだめの手段〕

・　直列処理の高速化のために、本発明は、逐次的に実
行されるべき一連の命令を単一のノードとして扱う、い
わばマクロノード機構を提供する。、この機構は、一連
の逐次的に実行されるべき命令を保持するための命令保
持手段と、この一連の命令の入力データと中間結果デー
タを保持するためのデータ保持手段と、この命令保持手
段から命令を逐次的に取出して実行する逐次実行手段と
を含む。

演算器は、このデータ保持手段に接続された入出力を持
つ。更に、前記一連の命令とそれらのための入力データ
を前記命令保持手段とデータ保持手段にそれぞれ格納し
、そして、予定された入力データがすべてデータ保持手
段に格納された時に前記逐次実行手段に対する起動指示
を発生する手段が、前記の諸手段と組合わされる。

また、配列等の処理における要素の途中変更を容易にす
るために、本発明は、データを一時的に保持するノード
を導入する。このノードは、演算結果を、命令中の宛先
情報が示す宛先に送る代りに、この宛先情報と共に一時
的に保持するための記憶手段によって、実現される。更
に、この記憶手段中のデータを前記宛先情報が示すもの
と異なる宛先に送る手段と、その記憶データを他のデー
タで置換する手段と、その記憶データを前記宛先情報に
従って予め定められた宛先に送る手段が設けられる。

〔作用〕

本発明によるマクロノードに対応する一連の命令は、適
当な時点（例えば、それらへの最初の入力データの到来
時点）Ｋ命令保持手段に格納され、また、順次到来する
入力データは、データ保持手段に格納される。予定され
た入力データがすべて揃った時に１逐次実行手段に対す
る起動指示が発せられ、これに応じて、逐次実行手段は
、逐次、命令保持手段から命令を取出し、そして実行す
る。

必要なオペランドはデータ保持手段から取出され。

中間結果はデータ保持手段だ格納されて、後続命令のオ
ペランドとして使用される。このようにして、直列処理
は、処理部の内部処理として連続的に実行され、各命令
が別個のノードを形成する場合に必要なノード間通信が
省略される。

本発明による一時的保持ノードは、演算結果のためのバ
ッファ手段として機能する。すなわち、演算結果は、直
ちに宛先に送られる代りに、その宛先情報と共に記憶手
段に保持される。その後、記憶手段中のデータは、必要
に応じて、適当な修正用ノードに送られて、修正され、
修正されたデータは旧データを置換する。あるいは、旧
データを用いずに生成されたデータが旧データを直接置
換してもよい。必要な修正が終った後、記憶手段中のデ
ータは、それと共に保持されていた宛先情報に従って、
予定の宛先に送られる。したがって、修正後のデータの
みが宛先に送られるから、途中修正の予想されるデータ
の処理が容易である。

〔実施例〕

第１図は１本発明によるデータ駆動型計算機の一実施例
を示す。複数のデータ駆動型計算機（以下プロセッサと
いう）１が相互接続ネットワーク２に接続される。各プ
ロセッサｌは、トークンマツチングユニット３．命令メ
モリ４、少なくとも一つの処理ユニット５、ファンアウ
トユニット６、及び７７／アウトメモリ７を有する。ネ
ットワーク２上を伝送されるデータ又は制御情報（すな
わちトークン）は、タグが付されてパケットを形成して
いる。標準的な伝送パケットは、第２図に示されるよう
に、宛先プロセッサ番号（ＰＥ　）　３１゜宛先ノード
名とノード内アト；レス（Ｎ／Ａ）３２゜パケットの種
類を示すパケットコード（ＰＫＣ”）　３３　。

データ長（Ｌ）　３４、及びデータ（Ｄ）３５からなる
。

トークンマツチングユニット３は、それが属するプロセ
ッサの番号をＰＥフィールドに持つパケットを取込む。

命令メモリ４は、そのプロセッサで処理すべく割当てら
れた複数の命令パケットを保持する。基本的な命令パケ
ットは、第３図に示されるように。

命令コード（ＯＰＣ）４１と、第１オペランドアドレス
（ＯＰＲＡ−１）４２と、第２オペランドアドレス（Ｏ
ＰＲＡ−２）４ａと、演算結果の宛先を保持するファン
アウトメモリ７のアドレス（ＦＯＭＡ）、又は中間結果
を保持するためのアキュムレータのアドレス（ＡＣＣｉ
）等の宛先情報４４からなる。

通常は、１個の命令パケットが１個のノードに対応する
。しかしながら、本発明により導入されるマクロノード
は、逐次的に実行すべき一連の命令パケットに対応する
。この一連の命令パケットは、ある命令パケットの実行
の結果が後の命令パケットの少なくとも一方のオペラン
ドとして用いられるために、逐次的実行を余儀なくされ
る関係にある。この一連の命令パケットは、それぞれに
マクロノード名を示すタグを持ってもよいし、あるいは
、ポインタによってリンクされてもよい。

以下、マクロノードの処理に絞って説明するが、単一の
命令パケットからなるノードの処理も、基本的には同様
である。トークンマツｆ−７グユ＝ット３は、取込まれ
たデータのタグを調べ、後で詳述するようにして、宛先
マクロノードに対応する命令パケット群と到来データを
、処理ユニット５に送る。トークンマツチングユニット
３は、まだ、各マクロノードが必要とする外部データが
全部揃ったか否かを監視し、所要外部データが全部揃っ
たマクロノードをキューに加える。

処理ユニット５は、命令パケットを実行するユニットで
あり、レジスタファイル８と、命令フールメモリ９と、
演算器１０と、キューのためのＦＩＦＯメモリ１１と、
命令カウンタ（ＰＣ）　１２ト、ペースレジスタ（ＢＲ
）１３と、命令レジスタ（ＩＲ）１４を備える。レジス
タファイル８と命令プールメモリ９は、同数のブロック
に分割され、各ブロックの先頭アドレスは、トークンマ
ツチングユニット３が管理する管理テーブル１５に保持
されている。管理テーブル１５には、また。

後述のようにして各ブロックに割当てられたマクロノー
ドの名前、その他の管理用情報が記録される。レジスタ
ファイル８と命令プールメモリ９は２個のボートを持ち
、処理ユニット５の制御部とトークンマツチングユニッ
ト３の双方からの同時アクセスが可能である。

トークンマツチングユニット３は、取込まれたデータの
宛先マクロノードが管理テーブル１５に記録されている
か否かを調べる。もしも未記録であれば、レジスタファ
イル８の空きブロックの一つ（例えば８ａ）と、それに
対応する命令プールメモリ９の空きブロック（例えば９
ａ）とが選択されて、このマクロノードに割当てられ、
管理テーブル１５にその旨が登記される。次いで、トー
クンマツチングユニット３は、そのマクロノードの命令
群を選択された命令プールブロック９ａに複写し、そし
て、今受取ったデータを、選択されたレジスタブロック
８ａ中でそのデータのマクロノード内アドレスに対応す
るアドレスに格納する。

外部データのマクロノード内アドレスは、命令パケット
列中でそれらが現われる順に、”Ｏ”から昇順に予め定
められている。したがって、各外部データのレジスタフ
ァイル８における絶対アドレスは、選択されたレジスタ
ブロック８ａの先頭アドレスと、そのデータのマクロノ
ード内アドレスとの和に等しい。最後の所要外部データ
のためのアドレスの次のアドレスから、アキュムレータ
アドレス（ＡＣＣｉ）が始まる。

取込まれたデータの宛先マクロノードが管理テーブル１
５に既に記録されていれば、その到来データは、割当て
られたレジスタブロック中の該当アドレスに直ちに格納
される。

あるマクロノードに必要な外部データが全部揃うと、ト
ークンマツチングユニット３は、そのマクロノードに割
当てられたレジスタブロック８ａト命令プールブロツク
９ａの各先頭アドレスを、ＦＩＦＯメモリ１１に格納す
る。やがて、先行するマクロノード（又はノード）の処
理が終ると、これらの先頭アドレスがＦＩＦＯメモリ１
１から読出されて、命令プールブロック９ａの先頭アド
レスは命令カウンタ１２にセットされ、レジスタブロッ
ク８ａの先頭アドレスはペースレジスタ１３にセットさ
れる。したがって、引続く諸ステップにおいて、処理す
べきマクロノードを構成する一連の命令パケットが、命
令プールブロック９ａの先頭アドレスから始まって、逐
次、命令レジスタ１４に読出されて、実行される。第１
及び第２オペランドは、それぞれ第１及び第２オペラン
ドフィールド４２．４３の値とペースレジスタ１３の内
容の和をアドレスに用いて、レジスタブロック８ａから
読出される。演算結果の宛先４４がアキュムレータであ
れば、ＡＣＣｉ値とペースレジスタ１３の内容の和をア
ドレスとするレジスタブロック８ａ内のアキュムレータ
に、結果データが書込まれる。しかし、演算結果が外部
に送出されるべき場合には、命令レジスタ１４の宛先フ
ィールド４４が、結果データと共に、ファンアウトユニ
ット６に送られる。あるマクロノードの処理が完了する
と、それに割当てられていたレジスタブロック８ａと命
令プールブロック９ａはクリアされ、管理テーブル上に
空き状態が表示される。

ファンアウトユニット６は、処理ユニット５から送られ
た宛先フィールドの内容を用いて、ファンアウトメモリ
７から、宛先アドレス（プロセッサ名、マクロノード名
、及びマクロノード内アドレス）を読出し、タグを形成
する。処理ユニット５から送られたデータは、このタグ
と共に結果パケットに編成されて、ネットワーク１に送
出される。ファンアウトユニット６とファンアウトタモ
リフは、後で更に詳細に説明する。

一つのマクロノードが反覆して実行される場合には、そ
のマクロノードに宛てて、複数組の外部入力データが引
続いて（１回の反覆を完了する以前Ｋ）送られることが
ありうる。このような場合でも、各データ生成源のファ
ンアウトユニットおよびネットワークの適切な設計によ
り、それぞれのマクロノード内アドレスを持つデータは
、反覆処理の順に到来するのを保証することができる。

すなわち、特定の命令パケットが必要とする特定の外部
データは、第−ｉ反覆に必要なものが第ｉ＋１反覆て必
要なものよりも必ず前に到着する。そこで、トークンマ
ツチングユニット３は、管理テーブルに登録する同じマ
クロノードに通し番号を付けて、この通し番号ごとに異
なるレジスタブロックと命令プールブロックを割当てる
。例えば。

通し番号１番のマクロノードの実行が完了する前に、同
じマクロノードの次の反覆のための外部データが到着し
た時には、そのマクロノードに通し番号２番が付され、
他のレジスタブロックと命令プールブロックが割当てら
れ、以下同様にして、新しい反覆に対して次の通し番号
と空きブロックが割当てられる。到着したあるマクロノ
ード内、アドレスのデータは、そのアドレスの外部デー
タが未だ到着していない反覆の内で、最も若い通し番号
の反覆に割当てられたレジスタブロックに格納される。

処理の終了した反覆に割当てられていたブロックは直ち
にクリアされる。したがって、正しい項番による反覆処
理の実行が保障されるとともに、反覆数と同じ数のマク
ロノードのための命令パケット群を命令メモリ４中に予
め用意する必要がないから、命令メモリの所要容量を低
減できる。

第４図は、本発明による配列要素修正機構の機能の概要
を、データフローグラフにより示す。一般に、配列デー
タＡ＝（ａｌ　＊　　ａｍ　＋””　＊　　ａ　ｌ　ｅ
・・・ａ、）の各要素ａ１〜ａ　Ｉ−ａ、は、要素定義
／−）”Ｅｌ〜ＥＩ〜Ｅ、によって与えられて、宛先ノ
ードＰ１〜Ｐ１〜Ｐ、にそれぞれ転送されるべきもので
ある。しかしながら、ある要素ａｌは。

要素定義ノードＥＬＫよっては確定されず、処理過程中
で最終的に決定されるものとする。

各要素定義ノードＥｌ−Ｅ＋〜Ｅ３からの要素出力ａ１
〜ａ１〜ａ、は、ホルトノードＨ１〜ＨＩ−Ｈ、に一旦
保持（図中黒丸で示す）される。

修正すべき要素ａ、のインデクス値ｉ（一般には数値の
組（１１〜ｉ、Ｈは、インデクス計算ノード（Ｉ）５１
により決定されて、′アレイノード（ＡＲＲＡＹ）５２
に送られる。アレイノード５２は、アドレステーブルを
参照するか又は所定の計算式を用いて、イ／デクス値ｉ
が指す要素ａｔを保持するホルトノード（Ｈ＋）５０を
決定し、そのホルトノードを示す情報と、修正用要素定
義ノード（Ｄ）　５５を示す情報とを、リードノード（
Ｒ）５３を介してリターンノード（ＢＴ　）ｓｌｃ送る
。リターンノード５４は、指定されたホルトノード５０
から要素ａｔを読出して、指定された修正用要素定義ノ
ード５５に送る。修正用要素定義ノード５５は、要素ａ
１を修正し、修正された要素をライトノード（Ｗ）　５
６を介してホルトノード５０に戻すとともに、ブロード
キャストノード（ＢＣ）５７を起動する。ブロードキャ
ストノード５７は。

リリースノード（ＲＬｉ）５８及び他のすべてのホルト
ノードＨ！〜Ｈ１のためのリリースノードＲＬ１〜Ｒ，
Ｌ、に、スイッチのブロードキャスト機能を用いて一斉
にリリース通知ｒｌを送り、各ホルトノード中の要素ａ
１〜ａｌ−ｗａ、を、それぞれの本来の宛先Ｐ１〜Ｐ＋
−Ｐ、に転送させる。

要素ａｌの修正が旧要素値を必要としない場合には、破
線で示すように、アレイノード５２は。

第２の型の修正用要素定義ノード（Ｄ’）５９に、ホル
トノードＨＩ５０を示す情報を直接に送る。

この第２の型の修正用要素定義ノード５９は、要素ａｌ
の値を新たに定義して、ライトノード５６を介してホル
トノードＨＩ５０に格納し、また、ブロードキャストノ
ード５７を起動する。

次に、第４図における主要な諸ノードの詳細を説明する
。第５図は、第４図における要素修正フローの部分の詳
細を示し、第６図は、第５図中に記された諸パケットの
フォーマットを示す。第７図は、本発明によるデータ駆
動型計算機を、特に通信機構とホルトノード機構の詳細
について示す。

第１図におけるのと同じ参照数字は同等のコンポーネン
トを表わす。ファンアウトユニット６は、パケットコー
ドレジスタ（ＰＫＣＲ）ｌｅ、データレジスタ（ＤＴＲ
）１７．・宛先レジスタ（ＤＮＲ）１８、及び出力ボー
ト１９を有する。パケットコードレジスタ１６には、処
理ユニット５から、送出すべきパケットの種類を示す５
パケツトコード（第２図ＰＫＣ）がセットされる。デー
タレジスタ１７には、処理ユニット５から、送出すべき
情報の本体がセットされる。この情報は、典型的には、
処理ユニット５における計算の結果であり、かつ、宛先
ノードにおいてオペランドとして使用されるデータ値で
あるが、場合によっては、転送先を示すアドレス、処理
対象データの名称、その他でありうる。データレジスタ
ー１７の最上位２ビツトは、データ長（語数）を示すＬ
フィールドを形成する。宛先レジスタ１８には、処理ユ
ニット５から、パケットの宛先を示す情報がセットされ
る。この宛先情報は、通常、ファンアウトメモリ７のア
ドレスであり、ファンアウトユニット６は。

このアドレスに従って、宛先プロセッサ番号ＰＥとノー
ド名（又はマクロノード名）及びノード内アドレスＮ／
Ａを、ファンアウトメモリ７から読出す。しかし、ある
種のノードの処理において、処理ユニット５は、ファン
アウトメモリアドレスの代りに、宛先プロセッサ番号及
びノード名その他からなる宛先同定情報を、宛先レジス
タ１８に直接セットする。フラグＦは、宛先情報のこれ
らの型を弁別する。複数の宛先に送るべきデータに対し
ては、それらの宛先を保持するファンアウトメモリ位置
がポインタによりリンクされる。パケットコードレジス
タ１６とデータレジスタ１７の内容、及び宛先レジスタ
１８の内容又はそれを用いて読出されたファンアウトメ
モリ７の内容は、所定のフォーマット（第２図）に従っ
て、出力ボート１９中でパケットに編集され１次いで送
出される。

ホルトノード（第５図５０）を実現するため、処理ユニ
ット５からのアクセスが可能なバッファメモリ２０が設
けられ、そこに、各配列ごとに、配列記述子２１と格納
域２２が用意される。配列記述子２１は、当該プロセッ
サ中のホルトノードに対応する格納域２２の先頭アドレ
スと、保持されるべき要素の個数（長さ）とを示す。格
納域２２は、要素値ａ１のだめのフィールドと、その要
素の宛先のファンアウトメモリアドレスｂ、のためのフ
ィールドからなる。ホルトノードは、論理的には独立し
たノードであるが、実際には、要素定義ノード（第５図
６０）の一部として装置化される。詳述すれば、要素定
義ノードに対応する命令パケット（それがマクロノード
であればその最終命令パケット）は、定義された要素ａ
ｉとそれに付随するファンアウトメモリアドレスｂ１を
。

ファンアウトユニット６に渡す代りに、バッファメモリ
２０の格納域２２に書込む。そのアドレスは、配列記述
子２１が指す格納域先頭アドレスと。

要素ａ１のインデクス値に対応する変位量とから決定さ
れる。このようにして、定義された配列要素は、１台又
は複数台のプロセッサ中のバッファメモリ２０に、一時
的に保持される。したがって、換言すれば、これらのバ
ッファメモリは、配列データのための分散型バッファを
構成する。

リリースノード（第５図５８）は、配列名をデータフィ
ールドに持つＤ　Ａ　Ｔ　Ａ　パケット（第６図Ｅ）を
受取ると、この指定された配列名に対応する配列記述子
２１を参照して、相次ぐ要素ａｌとそれらに付随するフ
ァンアウトメモリアドレスｂ、を順次読出して、要素ａ
、をデータレジスタ１７にセットし、ファンアウトメモ
リアドレスｂ、を宛先レジスタ１８にセットシ、ソシて
、パケットコード″ＤＡＴＡ”をパケットコードレジス
タ１６にセットする。その結果、要素ａ１は、ファンア
ウトメモリアドレスｂＩの内容が示す宛先に、ＤＡＴＡ
パケット（第６図Ｅ）として伝送される。

アレイノート責第５図５２）は、配列名と要素ａ、のイ
ンデクス値とを含むデータパケットを受けると、コンパ
イラによって予め用意されたテーブルを参照するか、又
は所定の計算式を用いて、その要素ａｉを保持するホル
トノード同定情報、すなわちプロセッサ番号とバッファ
メモリアドレスとを生成する。リードノード５３は、実
際には。

アレイノード５２と一体をなす。すなわち、アレイノー
ド５２は、得られた要素位置、すなわちプロセッサ番号
とバッファメモリアドレスとヲ、宛先レジスタ１８にセ
ットし、タイプ１の修正用要素定義ノード（第５図５５
）のプロセッサ番号とノード名をデータレジスタ１７に
セットし、そして、パケットコードニ″’ＲＥＡＤ”を
パケットコードレジスタ１６にセットする。その結果、
第６図Ｃに示すａＥＡＤパケットが送出される。

リターンノード５４は、ＲＥＡＤパケットを受取り、そ
の宛先フィールドにより指定されたバッファメモリアド
レスから要素ａｌを読出して、その値及びバッファメモ
リアドレスと、自身のプロセッサ番号とをデータレジス
タ１７にセラトスる。

パケットコードレジスタ１６にはコード″ＲＥＴＵＲ，
Ｎ”がセットされ、宛先レジスタ１８には、ＲＥＡＤパ
ケットのデータフィールドに含まれていたプロセッサ番
号とノード名が転記される。その結果。

第６図りに示すＲＥＴＵＲＮパケットが、修正用要素定
義ノード５５に宛てて送出される。

タイプ１の修正用要素定義ノート責第５図５５）は、Ｒ
ＥＴＵＲＮパケットを受取ると、その中のデータ値を用
いて新しい要素ａｌを計算して、この新要素値をデータ
レジスタ１７にセットし、ＲＥＴＵＲＮパケットのデー
タフィールドに含まれていたプロセッサ番号とバッファ
メモリアドレスを宛先レジスタ１８に転送し、そして、
コード”ＷＲＩＴＥ”をパケットコードレジスタ１６に
セットする。その結果、第６図Ｂに示す■ＩＴＥパケッ
トが送出される。

ライトノード（第５図５６）は、ＷＲＩＴＥパケットを
受取り、その中のデータ値を、その宛先フィールドが示
すバッファメモリアドレスに書込む。

要素ａ１の修正にホルトノード中の旧要素値が必要ない
場合には、アレイノード５２は、決定されたプロセッサ
番号とバッファメモリアドレスとをＤＡ’Ｌ’Ａパケッ
トのデータフィールドにセットして、タイプ２の修正用
要素定義ノード（第５図５９）に直接送付する。このデ
ータパケットを受けると、タイプ２の修正用要素定義ノ
ード５９は、新要素値ａ、を生成し、前記パケット中の
プロセッサ番号とバッファメモリアドレスを宛先として
用いてＷＲＩＴＥパケットを編成し、送出する。

いずれのタイプの修正用要素定義ノート責５５５９）も
、ＷＲ，ＩＴＥパケットの送出に続いて、第６図Ａに示
すＣＴＬ　（制御）パケットを、ブロードキャストノー
ド（第５図５７）に宛てて送る。

ブロードキャストノード５８は、各配列ておける１回の
ホルト・リリース処理に対して１個が用意され、したが
って、配列名は命令パケット中に与えられている。また
、上記修正を要する要素の個数は予め（例えばコンパイ
ル時Ｋ）知らされている。この所定数のＣＴＬパケット
を受けると、ブロードキャストノード５７は、配列名を
データレジスタ１７にセットし、宛先レジスタの第１フ
イールドにＡＬＬ”コード、第２フイールドてり゛リー
スノード名をそれぞれセットし、更Ｋ、パケットコード
レジスタ１６にコードＤＡＴＡ　”　ヲセットする。こ
のＤＡＴＡパケットが送出される・と。

すべてのＩＪ　ＩＪ−スノードがこれを取込んで、それ
ぞれ、前述のようにして、ホルトノードに保持されてい
た要素を所定の宛先ノードに宛てて送出する。

〔発明の効果〕

本発明の直列処理用マクロノード機構によれば、直列処
理に含まれる複数の命令は、ノード間通信を経ずＫ、ノ
ード内処理として実行され、したがって、並列処理には
適しているが直列処理に向いていないというデータ駆動
型計算機の弱点は、著しく改善される。例えば、トーク
ンマツチングに２マシンサイクル、演算に１マシンサイ
クル、ファンアウトに２マシンサイクルを要する従来の
データ駆動型計算機は、１０ステツプの直列処理の実行
に５０マシンサイクルを要する。しかし、本発明によれ
ば、トークンマツチングとファンアラ　−トが他の処理
とオーバラップされると考えれば。

実質上１０マシンサイクルを要するにすぎない。

更に、直列処理の反覆が必要な場合に、処理ユニット内
部で複製すれば足り、命令メモリ中に各反覆のだめの命
令パケットを別個に用意する必要がなく、したがって、
メモリが節約できる。

また、本発明のデータ一時保持機構によれば、配列など
の構造化データの処理において、個々の要素データをト
ークンとして用いる処理方法の最大の問題であった、少
数の要素の途中加工に起因する膨大な量の通信を、１回
のブロードキャストで代行することができる。その結果
、個々の要素データをトークンとして用いることにより
可能な配列等の完全並列処理を、容易に実現しうる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明による直列処理機構を備えたデータ駆動
型計算機のブロックダイヤグラム、第２図は伝送パケッ
トのフォーマットを示す図、第３図は命令パケットのフ
ォーマットを示す図、第４図は本発明によるデータ一時
保持機構を用いた配列処理のフローグラフ、第５図は要
素データ修正処理のフローグラフ、第６図は第５図に示
された処理で用いられる諸パケットのフォーマットを示
す図、第７図は本発明によるデータ一時保持機構を備え
たデータ駆動型計算機のブロックダイヤグラムである。 １・・・データ駆動型プロセッサ、３・・・トークンマ
ツチングユニット、４・・・命令メモリユニット、５・
・・処理ユニット、６・・・ファンアウトユニット、８
・・・データ保持手段としてのレジスタファイル、９・
・・命令保持手段としての命令プールメモリ、１０・・
・演算器、１１・・・実行可能命令キュｍｍＦＩＦＯメ
モＩＪ、１２・・・命令カウンタ、１３・・・ペースレ
ジスタ、埴ｔ・・・命令レジスタ、１６・・・パケット
コードレジスタ、１７・・・データレジスタ、１８・・
・宛先レジスタ、２０・・・バッファメモリ、２２・・
・一時的保持用格納域、５０・・・データを一時的に保
持するホルトノード、５４・・・データを読出して修正
ノードに送るリターンノード、５６・・・データを書替
えるライトノード、５８・・・データを本来の宛先に送
るリリースノード。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、一連の逐次的に実行さるべき命令を保持するための
   命令保持手段と、前記一連の命令の入力データと中間結
   果データを保持するためのデータ保持手段と、前記デー
   タ保持手段に接続された入力と出力を持つ演算手段と、
   前記命令保持手段から命令を逐次的に取出してそれに従
   い前記演算手段とデータ保持手段を制御する逐次実行手
   段と、前記一連の命令とそれらのための入力データを前
   記命令保持手段とデータ保持手段に格納して全予定入力
   データが格納された時に前記逐次実行手段に対する起動
   指示を発生する手段とを備えたデータ駆動型計算機。 ２、一連の逐次的に実行さるべき命令を保持するための
   命令保持手段と、前記一連の命令の入力データと中間結
   果データを保持するためのデータ保持手段と、前記デー
   タ保持手段に接続された入力と出力を持つ演算手段と、
   前記命令保持手段から命令を逐次的に取出してそれに従
   い前記演算手段とデータ保持手段を制御する逐次実行手
   段と、前記一連の命令とそれらのための入力データを前
   記命令保持手段とデータ保持手段に格納して全予定入力
   データが格納された時に前記逐次実行手段に対する起動
   指示を発生する手段と、前記演算手段からの結果データ
   をその予め定められた宛先を示す宛先情報と共に一時的
   に保持するための記憶手段と、前記記憶手段中の結果デ
   ータを前記予め定められた宛先と異なる宛先に送る手段
   と、前記記憶手段中の結果データを他のデータで置換す
   る手段と、前記記憶手段中のデータを前記宛先情報に従
   つて前記予め定められた宛先に送る手段とを備えたデー
   タ駆動型計算機。