JPH06342371A - 複数の命令を発行する装置および方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 複数の互換性のある命令を同時に発行するこ
とを可能にする。 【構成】 コンピュータ装置は、命令の少なくとも一部
を実行するよう構成された複数の機能ユニット（１４、
１６）と個別の互換性命令のグループを同時に発行する
命令発行回路（１０、１２）を有し、この発行回路はそ
の命令の実行に必要な各機能ユニットに依存して各命令
を識別する手段をもつ命令実行ユニット（１３）と、連
続する命令の分類を検査し、それらの分類に応じて前記
実行ユニット（１３）の任意の機能ユニット（１４、１
６）で需要が対立することなく前記実行ユニット（１
３）に同時に発行するために互換性のあるグループを選
択する手段と、を備えている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータシステム
において複数の互換性のある命令を同時に発行する装置
および方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータシステムでは、プログラム
は記憶装置に通常保持された一連の命令を含み、一連の
命令は記憶装置から取り出され、復号され、実行ユニッ
トに送られる。各復号サイクル後に単一命令を発行し、
復号器による新しい命令の発行の前にその命令を実行し
なければならないマシンもある。処理能力の需要が増大
すると、復号命令セットコンピュータが縮小命令セット
コンピュータに代わってきている。縮小命令セットコン
ピュータにおける命令が単純なので、ハードウェアがよ
り単純になり、通常、より高い動作周波数により命令当
たり１サイクルが要求される。１サイクル当たり複数の
独立命令を発行する超スカラーマシンも知られている。
こうしたマシンでは、複数の独立命令は復号器により同
時に実行ユニットに発行される。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】しかし、一方が他方の
実行の後で生成されるデータを必要とするような２つの
命令が従属しているか、両方の命令が実行ユニット中の
同じ機能ユニットに対立する需要を持つ場合に、互換性
のない命令の同時発行を回避するよう注意しなければな
らない。

【０００４】本発明の目的は、互換性命令の群が同時に
復号ユニットから実行ユニットに発行され同時に発行さ
れた従属命令の実行を可能にする選択的相互接続が実行
ユニットで実行される改良型コンピュータシステムおよ
びコンピュータシステムを動作させる方法を提供するこ
とである。

【０００５】本発明の他の目的は、一連の命令を検査
し、一連の命令から復号ユニットから実行ユニットに同
時に発行される命令群を選択し、その選択がその群の命
令が実行ユニットの任意の機能ユニットで矛盾する要求
をもたないことである。

【０００６】

【課題を解決するための手段】本発明は、一緒にグルー
プ化されたときでさえ個別の識別を保持する複数の個別
命令の同時発行のためのグループ化に関するものであ
る。本発明は、複数の命令により形成されたプログラム
をもつコンピュータシステムにおける複数の命令を実行
する方法を備えており、そのコンピュータシステムでは
各命令は複数の機能ユニットをもつ実行ユニットで実行
され、前記方法は、実行される連続する個別命令を識別
するステップと、その命令の実行に必要な機能ユニット
に依存する前記命令列の各命令を分類するステップと、
それらの分類に応じて実行ユニットの任意の機能ユニッ
トで需要が対立することなく実行ユニットへの同時発行
のために互換性がある前記命令列から一群の命令を選択
するステップと、各命令の個別識別を保持しながら前記
命令群を復号するステップと、前記命令群を同時に実行
ユニットに発行するステップと、前記命令群を実行する
ステップとから構成される。

【０００７】本発明は、連続する命令により形成された
プログラムをもつコンピュータシステムにおいて複数の
命令を実行する方法も提供し、前記方法は、それぞれ少
なくとも１つの機能ユニットをもつ複数の段をもつ実行
ユニットの各命令を実行し、複数の個別の互換命令が群
として実行ユニットに同時に発行され、その群は他の命
令の実行により供給されるデータを要求することにより
その群の中の前記他の命令に依存する少なくとも１つの
命令を含み、実行ユニットの前記命令群を実行し、１つ
の機能ユニットにより前記他の命令の実行から誘導され
た前記データは前記機能ユニットから出力され前記１つ
の命令を実行する他の機能ユニットに入力されるよう前
記機能ユニットを選択的に相互接続することから構成さ
れる。

【０００８】前記群の複数の個別命令は実行ユニットの
１つまたは複数の段により同時に実行される。実行ユニ
ットの動作の各段は１つの実行サイクルで実行され、前
記実行ユニットは、新しい互換命令群が各実行サイクル
の実行ユニットに供給されるパイプライン方式で動作さ
れる。前記実行ユニットの各段は、選択された型の命令
を実行する１つまたは複数の機能ユニットを含み、前記
連続する命令のそれぞれは、その型を示すように分類さ
れ、前記連続命令の検査は各命令の分類の検査を含む。

【０００９】本発明は、実行される一連の命令を保持す
るプロセッサとメモリを含むコンピュータ装置も備えて
おり、前記コンピュータ装置は、１つの命令の少なくと
も一部を実行するよう構成される複数の機能ユニットを
もつ命令実行ユニットと前記実行ユニットに個別の互換
性のある命令の群を同時に発行する命令発行回路を含
み、前記回路はその命令の実行に必要な各機能ユニット
に依存する各命令を分類する手段をもち、連続する命令
の分類を検査しそれらの分類に応じて、実行ユニットの
任意の機能ユニットで需要が対立することなく実行ユニ
ットへの同時発行のために互換性のある命令群を選択す
る手段を含む。

【００１０】本発明による実施例は復号ユニットの動作
のサイクル当たりの命令のスループットを増大させるこ
とができ、パイプライン化により復号器と実行ユニット
を介して命令スループットの全体率が増大可能であるこ
とが理解できる。この命令スループット率は、２つ以上
の命令が実行ユニットの単一段で同時に実行できるよう
に実行ユニットの１つまたは複数の段に並列して複数の
機能ユニットを備えることによりさらに増大される。

【００１１】

【実施例】図１は本発明による方法を実施できる命令処
理システムを示す構成図である。このシステムは命令取
出しユニット１０、命令復号ユニット１２、命令実行ユ
ニット１３を含む。このシステムは、データを記憶する
プロセッサとメモリおよびそのプロセッサにより実行さ
れるプログラムとをもつマイクロプロセッサで使用され
るよう意図されている。そのプログラムは以下に議論さ
れる命令セットから選択された一連の命令の形を取る。

【００１２】命令取出しユニット１０は、実行されるプ
ログラムに応じて一連の命令を取り出し、複数の命令を
各復号サイクルで命令復号ユニット１２に連続してわた
す。以下の記載では、Ｎ個の命令が復号サイクル当たり
命令復号ユニットに渡されると仮定される。命令復号ユ
ニットは命令を復号するだけでなく、同時に実行するた
めに実行ユニットに発行できる互換性のある命令の群で
ある実行可能群を形成するようそれらの命令をグループ
化する。互換性群は、以後に明らかになるように、復号
サイクル当たりの復号ユニットにより取り出されたＮ個
の命令のすべてまたは一部を含む場合がある。

【００１３】実行ユニットは複数の機能ユニットを含
み、各機能ユニットは１つの実行サイクルで１つの機能
を実行するように構成され、その機能は命令により決定
される。同時に発行された命令群の実行を完了するため
に、複数の実行サイクルが必要になる。一緒にグループ
化される命令が実行ユニットに発行される一連の命令と
実行可能群のそれらの個別の識別を保持することが本発
明の重要な特色である。

【００１４】以下の記載では、本明細書に統合されてい
る、米国特許第４７０４６７８号明細書に記載されたマ
イクロコンピュータアーキテクチャを参照する。このア
ーキテクチャでは、マイクロコンピュータプロセッサは
複数の処理の任意のものを実行可能である。各処理の実
行のために、ＡおよびＢレジスタは適切なデータ、オペ
ランドおよびアドレスを保持し、インデックスレジスタ
は（ＷＰＴＲレジスタ）は、現処理のワークスペースメ
モリの基本値を示すメモリ位置のアドレスを保持する。
このようなアーキテクチャは上述の米国特許に詳細に記
載されている。この特許ではこうしたマイクロプロセッ
サにより復号され使用される命令セットも定義してあ
る。本記載の読解を助けるために、以下の記載で使用さ
れる命令はそれらの意味に関する説明と共に以下で繰り
返される。当然のことながら、本発明は上述の特許で定
義された命令セットの他の命令に適用可能であるだけで
なく他の命令セットアーキテクチャにも適用可能であ
る。以下の記載では、ｎは複数の命令によりオペランド
として供給される整数を表す。本明細書で使用されるオ
ペランドという用語は、命令が実行されるときに使用さ
れその命令とともに供給されるか他の命令の以前の実行
から誘導される数値を指している。

【００１５】命令セット定義 Ｌｄｌ ｎ （１）ｎをＡレジスタにロードせよ。 （２）Ａレジスタの以前の内容がＢレジスタに転送され
る。 Ｌｄｗ ｎ （１）アドレスＷｐｔｒ＋ｎを形成する。 （２）そのメモリの位置からＡレジスタに書き込む。 （３）Ａレジスタの以前の内容がＢレジスタに転送され
る。 Ｌｄｐｗ ｎ（１）値Ｗｐｔｒ＋ｎを形成する。 （２）値をＡレジスタにロードする。 （３）Ａレジスタの以前の内容がＢレジスタに転送され
る。 Ｌｄｖ ｎ （１）アドレスＡ＋ｎを形成する、ただし
ＡはＡレジスタの内容である。 （２）そのメモリ位置からＡレジスタに書き込む。 Ａｄｌ ｎ （１）Ａ＋ｎを形成する、ただしＡはＡレ
ジスタの内容である。 （２）結果をＡレジスタにロードする。 Ａｄｄ （１）Ａ＋Ｂを形成する、ただしＡとＢは
ＡおよびＢレジスタの内容である。 （２）結果をＡレジスタにロードする。 Ｓｔｗ ｎ （１）アドレスＷｐｔｒ＋ｎを形成する。 （２）Ａレジスタの内容をそのアドレスに書き込む。 （３）Ｂレジスタの以前の内容がＢレジスタに転送され
る。 Ｓｔｖ ｎ （１）アドレスＡ＋ｎを形成する、ただし
ＡはＡレジスタの内容である。 （２）Ｂレジスタの内容をそのアドレスに書き込む。 Ｊ ｎ （１）値ＩＰＴＲ＋ｎを形成する。 （２）値をＩＰＴＲレジスタにロードする。 Ｊｎｚ ｎ （１）値ＩＰＴＲ＋ｎを形成する。 （２）Ａがゼロでない場合値をＩＰＴＲレジスタにロー
ドする。

【００１６】米国特許４７０４６７８号明細書に記載の
ように、ＩＰＴＲレジスタはインデックスポインタを実
行するプログラムの次の行に保持する。図１を再び参照
すると、実行ユニット１３は複数の機能ユニットを含
む。これらの機能ユニットにより実行ユニットが、第１
ソースオペランドと第２ソースオペランドを作成し、こ
れらのオペランド（本明細書ではＡＬＵＯｐと略され上
記に定義されたＡｄｄなどの命令を含む）に基づいて算
術および論理演算を実行し、その結果をメモリに書き込
むことができるようになる。

【００１７】機能ユニットはそれらの機能に応じて以下
のように分類可能である。 機能ユニット分類 分類（ｉ） 作業領域メモリ（ＷＰＴＲ＋ｎ）にアドレ
スを生成し、および／または作業領域メモリから読み取
り、リテラル命令を実行する。 分類（ｉｉ） ベクトルメモリ（Ａ＋ｎ）にアドレスを
生成し、および／またはベクトルメモリから読み取る。 分類（ｉｉｉ） ＡとＢ入力で利用可能なときデータに
基づいて算術演算を実行する。 分類（ｉｖ） 以前に生成されたアドレスに応じてレジ
スタの内容をベクトルまたは作業領域メモリに書き込
む。 分類（ｖ） ＪＵＭＰ命令を実行する。

【００１８】用語「ベクトルメモリ」は上記の米国特許
第４７０４６７８号明細書で定義され、そこで説明して
あるように、ＷＰＴＲレジスタに保持された以前に記憶
された基本位置からのオフセット値によりアドレス指定
される作業領域メモリから区別するように基本位置を定
義するためにＡレジスタに保持された情報によりアドレ
ス指定されるメモリを示す。

【００１９】本実施例の実行ユニットは分類（ｉ）の３
つの機能ユニット１４ａ、１４ｂ、１４ｃをもち、それ
ぞれが作業領域メモリにアドレスを生成し、および／ま
たは作業領域メモリから読取り、またはリテラル命令を
実行する。実行ユニットも分類（ｉｉ）の３つ機能ユニ
ット１６ａ、１６ｂ、１６ｃを含み、その中の２つはベ
クトルメモリ（Ａ＋ｎ）にアドレスを生成可能であり、
および／またはベクトルメモリから読取り可能である
が、他の１つの１６ｃはベクトルメモリにアドレスを生
成可能なだけでベクトルメモリから読取りはできない。
分類（ｉｉｉ）の機能ユニット１８は、本明細書で算術
演算と略される算術または論理（ＡＬＵ）演算を実行
し、分類（ｉｖ）の機能ユニット２０はメモリ書込み動
作を実施する。最後に、分類（ｖ）には２つの機能ユニ
ット２１、２３があり、それぞれ条件付、非条件付ジャ
ンプ命令をそれぞれ実行する。

【００２０】分類（ｉ）の機能ユニット１４ａ、１４
ｂ、１４ｃは、分類（ｉｉ）の機能ユニット１６ａ、１
６ｂ、１６ｃにそれぞれデータを供給するよう接続され
る。分類（ｉｉ）の機能ユニット１６ａ、１６ｂはそれ
らのデータを分類（ｉｉｉ）の機能ユニット１８に供給
するよう接続される。分類（ｉｉｉ）の機能ユニット１
８はデータを分類（ｉｖ）機能ユニット２０に供給する
よう接続される。このユニット２０は、分類（ｉｉ）の
機能ユニット１６ｃからデータを受信するようにも接続
される。非条件付ジャンプを実行する分類（ｖ）ユニッ
ト２３は、非条件付ジャンプアドレスの形で命令取出し
ユニット１０にデータを供給する。その非条件付ジャン
プアドレスは、実行するプログラムの次の行、すなわち
次のシーケンスを開始し、命令復号ユニット１２に送る
命令を識別する。条件付ジャンプを実行する分類（ｖ）
のユニット２１はそのデータを命令取出しユニット１０
に供給するよう接続される。ユニット２１は、ＡＬＵ命
令が機能ユニット１８により実行された後でＡレジスタ
がゼロの以外の値にある場合ジャンプ命令が実行される
ように機能ユニット１８からデータを受信するようにも
接続される。

【００２１】任意の命令を実行するために、実行ユニッ
トの１つまたは複数の機能ユニットが必要である。たと
えば、命令Ｌｄｗ ｎは分類（ｉ）の機能ユニットで十
分に実行できる。この分類（ｉ）の機能ユニットは、メ
モリアドレス生成部分ＷＰＴＲ＋ｎを実行できるだけで
なくメモリ読取り動作も実行できる。しかし、Ｓｔｗｎ
などの命令には、分類（ｉ）の機能ユニットで実施可能
な作業領域メモリの位置のアドレスの生成と分類（ｉ
ｖ）の機能ユニットで実施できるメモリ書込み動作が必
要である。このシステムは複数のメモリ読取りポートに
アクセスするが、書込みポートは１つだけしかない。分
類（ｉ）と分類（ｉｉ）の機能ユニットにより読取り動
作用メモリへのアクセスと分類（ｉｖ）の機能ユニット
による書込み動作用のメモリへのアクセスが、メモリポ
ート間で衝突を起こすことなく実行できるように構成す
ることもできる。

【００２２】機能ユニットは、実行ユニット１３に発行
された互換性のある命令の任意の実行可能群に対して、
命令の実行に必要な機能ユニットが動作するように選択
的に相互接続でき、１つの命令の実行により作成された
データがその群内の他の命令の実行のために利用できる
ように相互接続される。上記から理解されるように、命
令処理システムの各復号サイクル内で複数の実行クロッ
クサイクルが必要になり、単一復号サイクル内で、実行
ユニットは同じ群の他の命令により作成されるデータを
必要とする命令の実行を可能にする。実行可能群として
実行ユニットへの互換命令の同時発行を支配する規則が
図２と３に記載される。当然のことながら、これらの規
則は図１に関して上記に記載されている実行ユニット１
３に関連する。様々な構成の機能ユニットをもつ実行ユ
ニットには、さまざまなグループ化規則が適用される。

【００２３】図２では、中に命令名を持つバブルは命令
を表し、矢印をもつ相互接続線はどの命令が各バブルの
後に来るかを表す。各ソースオペランドの生成は２つの
部分で実行可能である。第１の部分はリテラルの値、す
なわちＷＰＴＲレジスタに記憶されたアドレスからのオ
フセットにより示された作業領域メモリアドレス又はメ
モリアドレスの内容を作成する。この部分を占有可能な
命令はＬｄｌ ｎ、 Ａｄｌ ｎ、Ｌｄｐｗ ｎ、 Ｌ
ｄｗｎである。第２の部分は、命令Ｌｄｖ γにより実
施可能なベクトルメモリからの読取りに関する。当然、
必要なソースオペランドが作業領域メモリまたはリテラ
ル命令の実行の結果にある場合には、第２の部分は不必
要である。この分析は、ソースオペランド１とソースオ
ペランド２と称されている図２の２つの左側の部分で繰
り返される。次に、算術演算が、算術演算部分により示
されているようにＡｄｌまたはＡＬＵＯｐ命令により実
施される。最後に、その結果を記憶するメモリアドレス
が生成され、その結果はメモリに書き込まれる。それ
は、Ｓｔｖ ｎとともに命令Ｌｄｌ ｎとＬｄｐｗ ｎ
またはＬｄｗ ｎによりまたは行先オペランドおよび記
憶部分に示してあるように命令Ｓｔｗにより達成でき
る。

【００２４】バブル２４（Ｌｄｗ）、２６（Ｌｄｌ）、
２８（Ｌｄｐｗ）は、第１例の第１オペランドを生成す
ることが認められた命令を表す。バブル３０（Ｌｄｖ）
は、ベクトルメモリからの読取り動作を表す。矢印３２
は、バブル３０がいくつかの環境、たとえば必要なオペ
ランドが作業領域メモリにあるかまたはリテラル命令の
実行により生成される場合など迂回できることを示して
いる。さらに、矢印６８は、復号器が直接バブル３０に
進むことを示している。次の隣接部分ソースオペランド
部分２では、バブル３４、３６、３８、４０がそれぞれ
バブル２４、２６、２８、２８、３０に対応し、矢印４
２は矢印３２に対応する。矢印４４が示しているのは、
第２オペランドが生成されない場合である。バブル３
４、３６、３８を渡る矢印６８に対応する矢印はない。
というのはこの部分はＡレジスタの現在の内容によらな
い値とともに、いつも開始する第２オペランドの作成に
関するからである。バブル４６（Ａｄｌ）は、ソースオ
ペランド２の部分に送る他の命令を表す。これらの部分
では「メモリへの書込み」動作を行なうのは適切ではな
い。というのは記憶されるものがなにも生成されないか
らである。したがって、命令Ｓｔｖはソースオペランド
１およびソースオペランド２に現われない。次の隣接部
分の算術演算部分は、バブル４８（ＡＬＵＯｐ）により
実施される命令を表す。命令列に算術命令がないと、こ
の部分は、矢印５０により示されるように迂回できる。
注意すべきことは、バブル４６（Ａｄｌ）がソースオペ
ランド２部分と算術演算部分を横切って延在しているこ
とである。というのは命令Ａｄｌは算術演算を統合して
いるからである。

【００２５】次の行先オペランドおよび記憶部分では、
バブル５２（Ｌｄｗ）、５４（Ｌｄｌ）および５６（Ｌ
ｄｐｗ）は、メモリアドレスを形成するために基礎とし
て使用できるデータの生成を表す。これらは、バブル５
８で表されたベクトル命令Ｓｔｖの記憶に関して実行可
能であるだけかまたはバブル６０の作業領域命令Ｓｔｗ
の記憶により完全に迂回可能である。矢印７４はこの部
分が迂回できることを示している。この部分は、Ｓｔｗ
（バブル６０）によるか有効Ｓｔｖ（バブル５８）命令
で終了する書き込み動作の一部である場合に行先アドレ
スの生成だけが可能になることを示している。これは図
１の実行ユニット１３がその第３オペランドデータとし
て処理できないからである。この第３オペランドデータ
は、実行ユニットに発行された互換グループ内の命令に
より生成されたアドレスではメモリに書き込めない。最
後に、図２の最右部分のプログラムジャンプがＪ命令
（バブル６２）、Ｊｎｚ命令（バブル６４）により占め
られたり、矢印６６により示してあるように迂回でき
る。図２では、矢印７０は、グループ化は直接バブル５
８に進むことができ、システムを使用できることを示し
ている。バブル７２は任意の他の命令、すなわち、互換
群を形成する他の命令と一緒にまとめられない命令を示
す。

【００２６】図２では、各バブルは個々の命令により占
めることが可能なように示してある。実際、命令をグル
ープ化する方法を実施するのに使用される回路に関連し
て以後に示す記載から明らかになるように、命令を検査
しグループ化するには、命令を実行するのに必要な機能
ユニットの分類、すなわち、これらの命令により占有さ
れる図２のバブルの分類を考慮してある分類コードが利
用される。分類コードは、本明細書に関連した命令集合
が分類される方法を示す図２３から誘導される。

【００２７】図２３を参照すると、命令Ｌｄｌ、Ｌｄ
ｗ、Ｌｄｐｗはリテラルまたは作業領域演算が必要であ
り、共通分類コード’（ｉ）を共有する。図２のソース
オペランド１のバブル２４、２６、２８、ソースオペラ
ンド２のバブル３４、３６、３８、行先オペランドおよ
び記憶部分のバブル５２、５４、５６は分類コード
（ｉ）のバブルとして考えることができる。命令Ｌｄｖ
は分類コード（ｉｉ）をもつので、バブル３０、４０は
分類コード（ｉｉ）のバブルとして考えることができ
る。命令ＡＬＵＯｐは、算術演算部分のバブル４８が分
類コード（ｉｉｉ）のバブルとして考えることができる
ような分類（ｉｉｉ）をもつ。行先オペランドおよび記
憶部分のバブル５８が示しているように、命令Ｓｔｖは
分類コード（ｉｉ）と（ｉｖ）をもつ。命令Ａｄｌは分
類コード（ｉ）、（ｉｉｉ）をもつので、これは、バブ
ル４６により示されているように分類コード（ｉ）、
（ｉｉ）、（ｉｉｉ）をもつバブルの組合せを迂回する
のに使用できる。命令ＪとＪｎｚは、バブル６２、６４
が分類コード（ｖ）のバブルとしてみなされるように分
類コード（ｖ）をもつ。

【００２８】図３は、個々の命令は分類（ｉ）ないし
（ｖ）と置換されている図２のバージョンを示す。容易
に理解できるように、命令の分類コードに関する情報と
命令列のその命令の前の命令に割り当てられた位置が次
の命令のバブルを決定する。

【００２９】図２に示した規則の使用は図４ないし図９
で示された例に関連して記載される。命令復号ユニット
１２により受け取られた各命令列では、実行のために復
号された形で実行ユニット１３に同時に発行できる互換
性のある命令のグループは、図２を左から右に横切るこ
とにより形成できる。命令は連続して検査され、分類さ
れ、適切なバブルを表すグループコードが与えられる。
バブルが占有されると、次の命令は、最後の占有された
バブルの前のバブルに入力されることになる。図の終端
に到達したり、これ以上の命令が残りのバブルに一致し
ない命令列の位置に到達したら、バブルに入力されたす
べての命令は互換グループを含む。ただし矢印により示
された経路または図２の始めから終わりに続いた完全な
バブルにより示された経路があるという条件下である。
以下の例では、この経路は太い黒線により示してある。
実行ユニットの完全な機能を最大に発揮するためには、
各互換性グループにたいしてできるだけ多くのバブルを
満たすことが必要である。

【００３０】バブルを満たすことは命令列のルックアヘ
ッド情報が必要である。すなわち、以後および以前の命
令に関する情報が命令を正確に入力するために必要であ
る。たとえば、命令列が「Ｌｄｗ ｎ、Ｌｄｖ
ｍ、．．．」で始まる場合、それらはソースオペランド
１のバブル２４、３０を満たす。しかし、命令列が「Ｌ
ｄｗｎ、 Ｓｔｖ ｍ、．．．」で始まる場合、それら
は行先オペランドおよび記憶部分のバブル５２、５８を
満たす。したがって、Ｌｄｗ ｎ命令の位置は以後の命
令により決定される。

【００３１】図４の例では、命令列がＬｄｗ ｎ、Ｌｄ
ｖ ｍ、Ｌｄｗ ｐ、Ｌｄｖ ｑ、Ａｄｄ、Ｌｄｗ
ｒ、Ｓｔｖ ｓである。最初の命令Ｌｄｗはバブル２４
を占有し、第２の命令はバブル３０を占有し、第３の命
令Ｌｄｗはバブル３４を占有し、次の命令Ｌｄｖはバブ
ル４０を占有し、Ａｄｄ命令はバブル４８を占有し、Ｌ
ｄｗ命令はバブル５２を占有し、Ｓｔｖ命令はバブル５
８を占有する。実行ユニットは、図４の太い線で示した
単一の非分岐経路により示してあるように一連の命令を
実行し、バブル２４、３０、３４、４０、４８、５２、
５８を進む。

【００３２】図５の例では、命令列はＡｄｄ、Ｌｄｗ
ｎ、Ｓｔｖ ｍである。復号器が検査する最初の命令は
命令Ａｄｄであり、これが入力される最初のバブルはバ
ブル４８である。図５のソースオペランド１とソースオ
ペランド２は矢印６８、３２、４４により迂回される。
次の命令はＬｄｗであり、バブル５２に入力され、命令
Ｓｔｖはバブル５８に入力される。命令Ｌｄｗはバブル
２４または３４に入力はできない、というのはこれらの
バブルはすでに迂回されているからである。命令をグル
ープ化する規則の要件は、命令が最後に満たされたバブ
ルの前のバブルに入力することである。

【００３３】図６ないし図９に記載された例は、具体的
なプログラミング問題に対する解を表す。すなわち、Ｎ
整数を加算し和を記憶する高レベルプログラミング言語
のＦＯＲループは、プログラムの以下に示す２つの行に
よりＯＣＣＡＭ（高レベルプログラミング言語（「Prog
ramming Manual-OCCAM」（プログラミングマニュアル-O
CCAM) 、INMOS Limited 、1983) 参照）で表せる。 ＳＥＱ ｉ ＝ Ｏ ＦＯＲ Ｎ Ｓｕｍ ： ＝ Ｓｕｍ ＋ ｙ［ｉ］ ただし、ＮとＳｕｍは整数で、ｙはＮ個の整数の行列で
ある。ＳｕｍとＮはこのループの前で初期化する。高レ
ベルコードの２つの行は、命令列１と呼ばれる以下の低
レベル命令列にコンパイルされる。 Ｌｄｗ Ｓｕｍ ；「Ｓｕｍ」の初期値を得る。 ＬＯＯＰ： Ｌｄｗ ｙ Ｌｄｖ ０ ；配列要素をロードする。 Ａｄｄ ；配列要素を「Ｓｕｍ」に加える。 Ｌｄｗ ｙ ；配列ポインタを増分する。 Ａｄｌ １ Ｓｔｗ ｙ Ｌｄｗ ｙ ；配列の終わりに達したか。 Ａｄｌ (-Maxy） （ここでMaxy =ｙstart + N) Ｊｎｚ ＬＯＯＰ： ；そうでない場合、ループにジャンプす る。 Ｓｔｗ Ｓｕｍ ；「Ｓｕｍ」に最終結果をセーブする。

【００３４】以下により詳細に説明するように、この命
令列は以下に詳述するように互換性グループにアセンブ
ルできる。 第１繰返し（３グループ） ″Ｌｄｗ Ｓｕｍ， Ｌｄｗ ｙ， Ｌｄｖ ０， Ａｄｄ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ １， Ｓｔｗ ｙ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ (-Maxy) ，Ｊｎｚ Ｌｏｏｐ：″ すべての中間繰返し（３グループ） ″Ｌｄｗ ｙ， Ｌｄｖ ０， Ａｄｄ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ １， Ｓｔｗ ｙ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ (-Maxy) ，Ｊｎｚ Ｌｏｏｐ：″ 最後の繰返し、すなわちループが終了するときは（４グループ） ″Ｌｄｗ ｙ， Ｌｄｖ ０， Ａｄｄ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ １， Ｓｔｗ ｙ″ ″Ｌｄｗ ｙ， Ａｄｌ (-Maxy) ，Ｊｎｚ Ｌｏｏｐ：″ ″Ｓｔｗ Ｓｕｍ″ これらはすべて図１の実行ユニット１３により実行可能
である。

【００３５】命令列１のグループ化についての以下の説
明では、個々の命令バブルを示す図２が使用される。上
記のように、本明細書で記載の回路では、命令が分類さ
れてグループ化されるが、以下の記載は、原則としてグ
ループ化の規則の使用を例示する。図６を参照すると、
検査すべき第１命令はＬｄｗ ｓｕｍであり、したがっ
て、これはバブル２４に入力される。検査する次の命令
はＬｄｗ ｙであり、これはバブル３４に入力され、そ
の後命令Ｌｄｖ ０が続き、これはバブル４０に入力さ
れる。次の命令はＬｄｗ ｙであり、それはバブル４８
の前のバブルには入力できない。したがって、グループ
化が終了し、命令列Ｌｄｗ ｓｕｍ、 Ｌｄｗ ｙ、
Ｌｄｖ ０、 Ａｄｄが互換性グループとして構成され
る。

【００３６】図７を参照すると、グループ化は命令Ｌｄ
ｗ ｙから始まり、バブル２４に入力される。命令Ａｄ
ｌ １はバブル４６に入力され、命令Ｓｔｗ ｙはバブ
ル６０に入力される。次の命令Ｌｄｗ ｙは、バブル６
０の前のバブルに入力することはできないので、グルー
プ化は終了する。そうして決定された互換性グループは
Ｌｄｗ ｙ、Ａｄｌ １、Ｓｔｗ ｙである。

【００３７】図８を参照すると、グループ化は、バブル
２４に入力される命令Ｌｄｗ ｙから始まる。以下の命
令Ａｄｌ（−ｍａｘｙ）はバブル４６に入力され、命令
Ｊｎｚループはバブル６４に入力される。次の命令Ｓｔ
ｗ ｓｕｍはバブル６４の前のバブルには入力できない
ので、グループ化は終了する。こうして決定された互換
性グループはＬｄｗ ｙ、Ａｄｌ（−ｍａｘｙ）Ｊｎｚ
ループである。図９を参照すると、単一命令Ｓｔｗ ｓ
ｕｍが残されており、それはバブル６０に入力される。

【００３８】図１０ないし図１４を参照して、一連の命
令を受信し、上記の規則に応じて互換性のある命令の実
行可能なグループをその受信した命令から定義すること
ができる命令グループ化回路構成を説明する。図１０に
示すように、その回路構成は、矢印１０２により示され
た一連の命令が供給される入力レジスタ再充填回路１０
０を含む。矢印１０３は、ジャンプ命令の実行に応じて
復号ユニットに供給された非順次実行標識を示す。複数
の命令入力レジスタ１０４ａ、１０４ｂ、．．．１０４
Ｎは各サイクルでＮ個の命令からなるグループの１つを
それぞれ受け取る。各命令入力レジスタ１０４ａ、１０
４ｂ、．．．１０４Ｎは占有／空きフラグ１０６ａ、１
０ｂ、．．．、１０６Ｎをもつ。このフラグは各レジス
タが入力レジスタ再充填回路１００からの有効命令によ
り占有されると「占有」に設定される。再充填回路１０
０に利用可能なＮ個の命令（たとえば、ｋ）より少ない
場合は、これらはレジスタ１０４ａ．．．１０４ｋに送
られて、残りのレジスタの占有／空フラグは「空」に設
定される。

【００３９】簡潔にするために、以下の説明では、「占
有」または「空」に設定されている占有／空フラグをも
つ入力レジスタはそれぞれ「占有」または「空」入力レ
ジスタと呼ぶ。図１０に示すように、その回路構成は、
命令入力レジスタ１０４ａ、１０４ｂ．．．１０４Ｎに
それぞれ接続されている複数の命令分類子１０８、１０
８ｂ．．．１０８Ｎを含む。複数の復号器１１０ａ、１
１０ｂ、．．．１１０Ｎはそれぞれ命令入力レジスタ１
０４ａ、１０４ｂ．．．１０４Ｎに接続されている。図
１０を参照して以下の説明に記載された回路構成は、上
記で定義された単一復号サイクル内で発生する複数の連
続段で動作する。命令が入力レジスタ再充填回路１００
から入力命令レジスタ１０４ａ、１０４ｂ．．．１０４
Ｎに供給されるそれらの段に続く段で、命令は、命令入
力レジスタからそれぞれの命令分類子と復号器に渡され
る。各命令分類子１０８ａ、１０８ｂ．．．１０８Ｎ
は、分類コードを作成するために受信された命令を分類
する。この分類コードは、上記のように、命令を実行す
るために命令が要求する実行ユニット中の機能ユニット
を指定する。空入力レジスタは命令グループ化終端子と
して分類される。命令分類子１０８ａ、１０８ｂ．．．
１０８Ｎは分類コードを命令グルーパー１１２に供給す
るよう接続される。この命令グルーパーは、分類コード
を検査する、同時に実行ユニット１３に発行される命令
の最大グループを形成する。これを行うために、そのグ
ルーパーは、上記に記載された図２と図３に示してある
規則を利用する。その命令グルーパーは次の分類コー
ド、すなわち、最初に命令分類子１０８ａから発行され
たものを検査する。受信され、検査中のグループのより
早い時期の命令により形成されたグループへの有効拡張
子になりえない第１分類コードまたは空の第１命令入力
レジスタにより、グループ化が終了する。こうした第１
命令（またはこうした第１命令入力レジスタ）がｉ番目
の命令（またはレジスタ）であると仮定すると、命令グ
ルーパーはｉ個の命令のグループを作成することにな
る。Ｎ個の命令入力レジスタがすべて占有されていてＮ
個の命令が１グループで実行可能である場合、ｉ＝Ｎと
なることが可能になる。実行可能な命令グループを発見
すると、命令グルーパー１１２は、その命令により占有
される図３のバブルを定義する各命令にグループコード
を生成する。

【００４０】機能ユニットセレクタ１１４は、命令グル
ーパー１１２に接続されて、命令グルーパーにより作成
されたグループコードをそこから受信する。次に、機能
ユニットセレクタは、実行ユニットの機能ユニットのど
れがグループにより要求されているかを判断する。機能
ユニット選択レジスタ２００は機能ユニットセレクタ１
１４の結果を保持する。次の連続段では、この情報はそ
の実行ユニット自体に送られる。命令グルーパーにより
作成されたグループコードは、実行可能グループの一部
を形成することができない命令に供給される中立グルー
プコードを含む。中立グループコードは実行ユニットの
どのユニットも可動させることはない。

【００４１】各復号サイクルの終わりでは、次のサイク
ルで検査がその後の命令から始まるようにそのグループ
で受け取られた最後の命令を判断する必要がある。この
目的のため、図１０に示す回路構成は、複数の命令使用
判定ユニット１１８ａ．．．１１８Ｎを含み、これらは
命令グルーパー１１２の出力端に接続され、各グループ
コードを検査するよう構成される。命令は、そのグルー
プコードが中立グループコードでない場合に使用され
る。命令使用判定ユニット１１８ａ．．．１１８Ｎの出
力端は次グループ開始命令検出器１２０に接続される。
その検出器１２０は、その後の復号サイクルで次のグル
ープが始まる命令を判定する。次のグループ開始命令検
出器１２０の出力は入力レジスタ再充填回路１００に供
給され、実行される次の命令の位置を定義する。入力レ
ジスタ再充填回路１００は、次の非順次命令または次グ
ループ開始命令検出器により判定される命令から始まる
次の復号サイクルに基づいて入力レジスタに送られる命
令ストリームを構成する。命令分類子が分類コードを命
令グルーパーに供給し後者がグループコードを供給する
復号サイクル内の動作の同じ段で、復号器１１０
ａ．．．１１０Ｎは命令分類子と命令グルーパーに並行
に動作して、命令を復号し、各命令により要求される演
算とそれに関連するオペランドを指定する。発行回路１
１６は、命令グルーパー１１２からそれにより作成され
るグループコードを受信し、復号器１１０から復号され
た命令を受信するよう接続される。発行回路１１６はグ
ループコードと復号命令を利用して、実行可能グループ
の命令から制御とデータ情報を選択する。この制御およ
びデータ情報は制御レジスタ２０２とデータレジスタ２
０４により保持され、動作の次の段で実行ユニットに送
信される。

【００４２】命令グルーパー１１２のより詳細な説明が
図１１を参照して行なわれる。命令グルーパー１１２は
Ｎ個のグループ論理ユニット１２２ａ、１２２ｂ．．．
１２２Ｎを含む。第１グループ論理ユニット１２２ａは
第１命令の分類コードを分析し、図３に示してある規則
により、命令を入力するのに可能で適切なバブルを示す
順グラマーコードを作成する。順グラマーコードは次の
グループ論理ユニット１２２ｂに送信される。この論理
ユニット１２２ｂは、第２命令の分類コードとともにこ
のコードを利用して、第２命令が第１命令の有効な拡張
子であるかどうかを判定し、もしそうならどのような有
効な拡張子であるかを判定する。第２グループ論理ユニ
ット１２２ｂは、次のグループ論理ユニットに送られる
新しい順グラマーコードを発行する。この処理手順は継
続し、各グループ論理ユニットはより以前の段階のグル
ープ論理ユニットからのグラマーコードを利用し命令の
分類コードがその論理ユニットに送信される。「ルック
アヘッド情報」が必要な場合、上記のように、各グルー
プ論理ユニットが逆グラマーコードをグループ論理ユニ
ットに供給する図１１の右側からその左側までの同様の
処理を実行することが可能である。

【００４３】各グループ論理ユニット１２２のアーキテ
クチャは図１２により詳細に示してある。各グループ論
理ユニット１２２ｉは、前のグループ論理ユニット１２
２ｉ−１からグラマーコードを受信し、新しい順グラマ
ーコードを次のグループ論理ユニット１２２ｉ＋１に供
給するよう接続されている順グラマーコーダー１２４を
含む。逆グラマーコーダーは次のグループ論理ユニット
１２２ｉ＋１から逆グラマーコードを受信し、前のグル
ープ論理ユニット１２２ｉ−１に前の逆グラマーコード
を供給する。最後に、グループ論理ユニット１２２ｉ
は、順および逆グラマーコードおよびその命令の分類コ
ードを検査して、構成されているグループからその命令
を受け入れるかまたは拒絶するかについて決定を下し、
グループコードを生成するグループコード生成器１２８
を含む。

【００４４】注意すべきことは、順および逆グラマーコ
ードの転送は互いから独立して行なわれる。それらの動
作は桁上げ鎖に同様であると考えられ、桁上げルックア
ヘッドまたは桁上げスキップなどの迅速桁上げ鎖設計方
法が実行できる。図１０に示す回路の改良型バージョン
は図１３、１４に示す。図１３、１４では、同様の参照
番号が図１０の同様の部分を示すように使用される。図
１０の回路ユニットでは命令グループ１１２は、左側１
０４ａの第１命令レジスタから常に始まる互換性命令の
実行可能グループを形成するよう動作する。したがっ
て、これらのレジスタは次のＮ個の命令集合により再占
有されることになる。対照的に、図１３、１４の回路ユ
ニットでは、入力レジスタ再充填回路１００は、複数の
入力レジスタ再充填ユニット１３０ａ、１３０ｂ．．１
３０Ｎを含む。各命令は、各命令入力レジスタ１０４
ａ．．．１０４Ｎに関連した開始ビットフラグ１３２
ａ．．．１３２Ｎに供給される開始ビットに関連して送
られる。開始ビット１つだけがサイクル毎に設定され
る。命令グルーパー１１２による命令のグループ化は入
力レジスタ１０４ｉに含まれる命令とともに開始され、
この入力レジスタ１０４ｉの開始フラグ１３２ｉは設定
され、そしてＮ個の命令が検査されるまで命令入力レジ
スタ１０４ｉ、．．．、１０４ｉ−１を介して進む。す
なわち、開始ビットが設定されるレジスタ１０４ｉのす
ぐ後ろの入力レジスタ１０４ｉに達するまで行われる。
このようにして入力レジスタ１０４は循環バッファのよ
うに動作する。

【００４５】次開始検出器ユニット１３４ａ．．．１３
４Ｎは各入力再充填ユニット１３０ａ．．．１３０Ｎに
接続される。次開始検出器ユニット１３４は、命令使用
判定ユニット１１８ａ．．．１１８Ｎの出力の検出の結
果として次の復号サイクルの開始ビットおよび現復号サ
イクルの開始ビットを作成する。次のグループの開始
は、その前のものが使用されている間に使用されてない
第１命令である。入力命令がすべて使用される場合、次
のグループは現グループと同じ入力レジスタから始ま
る。

【００４６】入力レジスタ１０４が空であるかまたはそ
の命令が現サイクルで使用される場合に、各入力レジス
タ１０４ｉはその入力再充填ユニット１３０ｉからの命
令が充填される。入力レジスタが有効命令で占有される
と、その占有／空ビットユニット１０６は「占有」に設
定される。入力再充填ユニットは利用可能な有効命令を
有してなくその対応する入力レジスタに再充填が必要な
場合、そのレジスタの占有／空フラグは「空」に設定さ
れる。これは、現サイクルでグループ化されない占有入
力レジスタが次の復号サイクルで使用されるよう保持さ
れることを意味する。さらに、すべての入力命令が現サ
イクルで使用される、すべての入力レジスタは次のサイ
クルの新しい命令により再充填される個とになる。

【００４７】命令グルーパー１１２は、図１１と図１２
を参照して上記に記載されたものと同様に動作する。た
だし、命令グループ化は必ずしも第１グループ論理ユニ
ット１２２ａから始まる必要はなく、開始ビット１３２
ｉが設定される入力レジスタ１０４ｉに対応する任意の
グループ論理ユニットから始まるということも可能であ
る。この目的のために、各グループ論理ユニットは論理
手段１３６に結合されている。これらのグループ論理手
段は、順および逆グラマーコードの各サイクルの始まり
でそれらの開始状態への転送を起動させることができる
２ないし１マルチプレクサの形式を取ることができる。

【００４８】実行ユニットの機能による芽命令のグルー
プ化は、これまでよりもより早い速度で命令を処理する
ことを可能にする。命令処理システムがパイプラインで
ある場合は更に早い速度で処理することが可能である。
パイプライン化の原理は、当分野の技術者により容易に
理解されるが、以下の説明を支援するために、命令取出
しユニット２、命令復号ユニット４および命令実行ユニ
ット６を含む単純なパイプラインを示す図１５を参照す
る。動作の各サイクル中に、命令復号ユニット４が、命
令取出しユニットから１つの命令を受信し、それを復号
し、それを復号形式で命令実行ユニット６に発行する。
この場合には、実行サイクルは、実行ユニットにより１
つの命令の実行にかかる時間である。したがって、この
単純なパイプラインは、復号サイクル当たり１命令が命
令実行ユニットに発行されるよう動作される。以下に示
す命令の規範的なシーケンスのためのサイクル対サイク
ル動作を図２０に示す。 ″Ldw n ，Ldv m ，Ldw p ，Ldv q ，Add ，Ldw r ，St
v s ″ ここで、ｍ，ｎ，ｐ，ｑ，ｒ，及びｓは整数である。

【００４９】各サイクルの終わりで、命令取出しユニッ
ト２は、次のサイクルで命令復号ユニット４に渡される
利用可能な次の命令をもつ。図２０から分かるように、
各サイクルでは、１つの命令は復号されるが、前のサイ
クルで復号された命令が実行される。このパイプライン
では、命令実行ユニットはサイクル当たり１つだけの命
令を実行可能である。プロセッサの命令のスループット
は、復号器がサイクル毎に実行ユニットに発行する命令
の数に応じて定義される。図２０から分かるように、図
１５に示すパイプラインの命令スループットはサイクル
当たり１命令である。

【００５０】図１６は、命令実行ユニット６が４つの
段、段０ないし段３を含むパイプラインの修正バージョ
ンを示す。実行ユニットのそれらの段は、上記で定義さ
れた命令セットが必要とする異なる演算に対処するよう
設計されている。各段の機能は以下に示すように機能ユ
ニットの分類に対応する。 段０ 分類（ｉ） 段１ 分類（ｉｉ） 段２ 分類（ｉｉｉ） 段３ 分類（ｉｖ） 図１６のパイプラインの動作は図１７，１８，及び図２
１を参照して記載される。パイプラインは簡単な規則の
集合にしたがって動作する。第１に、復号ユニット４が
任意の数の命令を復号できるので、実行の各段は、単一
実行サイクルで、段の分類に応じて１つの命令またはお
そらく命令の一部を実行できる。第２に、各段は、各サ
イクル内で命令（または命令の一部）を実行するかまた
はそれを次の段に渡すかを判定する。１つの実行サイク
ルでは、命令（またはその未実行部分）が次の段に進む
だけである。

【００５１】図１７，１８及び図２１は、これらの規則
の図１６のパイプラインへの適用を示す。図１７，１８
では、各段を定義するブロックの命令が実行中の命令を
示すし、垂直矢印に対する命令が次の段に転送中の命令
を示す。以下の説明を容易にするために、命令は、それ
らが図２１に示してある命令列に現われる順序で番号付
けられる。これらの番号は図１７，１８で使用される。

【００５２】サイクル１では、命令１と２が復号され段
０に渡される。命令がまだ実行段のどれにもないので実
行は行なわれない。サイクル２では、命令１がパイプラ
インの段０により実行されている間に命令３、４、５が
復号される。パイプラインの段０が命令１を実行する決
定を下すので、その段は命令２をパイプラインの次の
段、段１に渡す。サイクル３では、命令６と７は復号さ
れて、本命令列の復号化を完了するが、パイプラインの
段０は、それに利用可能な命令３、４、５から命令３を
実行することを決定する。命令４と５はしたがってクロ
ックサイクル３でパイプライン段１の第２段に渡され
る。その間、パイプラインの段１はそれがサイクル２で
受信した命令２を実行中である。

【００５３】サイクル４では、パイプラインの段０が命
令６を実行するよう決定する。したがって、命令７はパ
イプラインの段１に渡される。同時に、パイプラインの
段１は、命令４を実行するよう決定し、命令５をパイプ
ラインの段２に渡す。連続するシステムにおいて、サイ
クル４では、さらなる命令列の復号化が始まるが、これ
は本明細書には記載されてない。サイクル５では、本例
のパイプラインの段０が実行すべき命令または決定を下
すべき命令をもってないので、なにも行なわない。パイ
プラインの段１は命令７の一部を実行する決定を下す。
注意すべきは、命令７が命令Ｓｔｖ ｎで、アドレスの
生成とそのアドレスでのメモリへの書込みを必要とする
ことである。パイプラインの段３だけがメモリ書込み動
作を実行可能である。このため、パイプラインの段１は
命令７のメモリアドレス生成部分を実行するよう決定
し、残りの部分をパイプラインの段２に渡す。その間、
パイプラインの段２は命令５を実行中である。

【００５４】サイクル６では、実行する命令をもつパイ
プラインの段は段２だけである。段２は命令７の第２部
分を保持している。しかし、段２は、この命令を実施す
る容量をもっていないので、クロックサイクルは、命令
７の第２部分をパイプラインの段３に渡すのに利用され
る。サイクル７では、パイプラインの段３が命令７の最
終部分を実行して命令列を完成させる。

【００５５】図２１から分かるように、７つの命令が３
つのサイクルを介して命令実行ユニットに発行されるの
で、模範的な命令セットの命令スループットはサイクル
当たり７／３＝２．３３である。このパイプライン方式
の例では、取出しユニット２と復号ユニット４がそれぞ
れ実行ユニットの段０ないし３のそれぞれと同じサイク
ル時間をもつパイプラインの各段を形成する。上記の説
明から分かるように、命令の列が連続して利用できると
仮定すると、パイプライン化から得られる利益は、パイ
プラインの各段が、最適の場合、常に各サイクルに一度
動作することである。これらの原理は、取出しユニット
１０、復号ユニット１２および実行ユニット１３を図１
９に示す複数のパイプライン方式段として構成すること
により本発明で使用可能である。図１を参照して上記で
定義された命令処理システムにより、４つのサイクル
が、実行ユニットにより実行されるよう互換性のある命
令の実行可能なグループのために取られる。これまでの
実行可能グループのすべての命令が完全に実行されると
次の実行可能グループが発行されるだけなので、復号ユ
ニットは４サイクルに一度命令グループを発行する。対
照的に、図１９の構成により、パイプラインの各段が１
サイクルで動作し、命令の新しいグループが各サイクル
毎に実行ユニットの第１段に発行される。したがって、
命令復号ユニットからの命令の発行が速くなる。これ
は、６段のパイプラインを示す図１９に関する以下の詳
細な記載から明確に分かる。

【００５６】図１９では、実行ユニット１３が４つのパ
イプライン方式段に分割される。パイプラインの段２は
３つの分類（ｉ）機能ユニット１４ａ、１４ｂ、１４ｃ
を含む。パイプラインの段３は、３つの分類（ｉｉ）機
能ユニット１６ａ、１６ｂ、１６ｃを含む。図１９のパ
イプラインの段４は、算術または論理（ＡＬＵ）演算を
実行する分類（ｉｉｉ）機能ユニット１８を含む。段５
は、メモリ書込み演算を実行する分類（ｉｖ）機能ユニ
ット２０を含む。

【００５７】図２２に、図１９の命令処理システムのサ
イクル毎の動作を示す。以下の説明では、命令グループ
が、互換性の命令の実行化能グループとして決定された
グループである。以下の説明は図１５のパイプラインを
説明するのに使用された命令グループを使用する。サイ
クル１では、７つの命令のグループが復号形式で実行ユ
ニットに発行される。サイクル２では、すべての命令が
パイプラインの段２に渡される。この段２は、命令を実
行するかどうか決定を下し、もし実行するなら、その実
行ユニット１４ａ、１４ｂ、１４ｃのどれにおいてかを
決定するか、またはそれらの命令が次の段に渡されるべ
きかどうかを決定する。命令１、３、６を実行する決定
を下し、命令２、４、５、７を段３に渡す。命令１、
３、６の実行により３つのアドレスが作成され、その２
つは読取り用で、段３の命令実行ユニット１６ａ、１６
ｂに渡され、他の１つは書込み用で、段３の命令実行ユ
ニット１６ｃに渡される。サイクル３では、段３が命令
実行ユニット１６ａ、１６ｂで命令２と４を実行する決
定を下し、２つのオペランドを作成し、命令実行ユニッ
ト１６ｃで命令７のアドレス生成部分を実行する。オペ
ランドは、命令５と同様に、段４に渡され、他方命令７
の他の部分（メモリ書込み動作）はパイプラインの段４
から段５にわたって命令実行ユニット１６ｃからクロッ
クが刻まれる。サイクル４では、段４が命令５を実行し
て、書込みデータを生成し、命令７の他の部分を段５に
渡し、サイクル５で、パイプラインの段５が段３からの
書込みアドレスと段４からのデータを用いて命令７の他
の部分を実行して命令セットを完成させる。

【００５８】明らかなことに、復号ユニットにより発行
される命令がパイプラインの各段の用途を最大に発揮す
る互換性グループにグループ化される場合、図１９のパ
イプラインの全機能が開発できるだけである。同時に発
行された命令の任意のグループがパイプラインの機能の
いくつかまたはすべてを同時に使用できることも明らか
である。命令グループがパイプラインを通過すると、各
段がその命令を実行し、そのためその結果を作成し、非
実行命令と実行された命令の結果が次の段に渡される。
パイプライン段が命令により必要とされない場合、その
命令は、動作が実行されず新しい結果が生成されなかっ
た次のサイクルで次の段に渡される。上記の例では、同
時発行のために選択される命令のグループは、実行ユニ
ットの機能ユニット上のそうした命令の要求が任意の機
能ユニットの同時使用のために要求が対立しないように
分散されるという点で互換性があることも明らかであ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明による方法を実施する命令処理システム
のブロック図。

【図２】命令実行ユニットに送信されるよう命令がグル
ープ化される規則の集合を示す図。

【図３】命令実行ユニットに送信されるよう命令がグル
ープ化される規則の集合を示す図。

【図４】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図５】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図６】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図７】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図８】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図９】図２及び図３に示される規則の適用例を示す
図。

【図１０】パイプラインに供給するために命令をグルー
プ化し復号する命令復号ユニットの構成図。

【図１１】図１０の復号ユニットのグループ化回路構成
を示すより詳細な構成図。

【図１２】図１１に示すグループ論理ユニットのより詳
細な構成図。

【図１３】図１２に示す命令復号ユニットの改良バージ
ョンの構成図。

【図１４】図１２に示す命令復号ユニットの改良バージ
ョンの構成図。

【図１５】単純なパイプラインの構成図。

【図１６】複数の実行段を含む実行ユニットがあるパイ
プラインの構成図。

【図１７】典型的な命令集合のパイプラインにおける実
行の様々な段を示す図。

【図１８】典型的な命令集合のパイプラインにおける実
行の様々な段を示す図。

【図１９】パイプラインの改良型バージョンのブロック
図。

【図２０】命令の規範的なシーケンスのためのサイクル
対サイクル動作を示す図表。

【図２１】図１６に示すパイプラインの動作の命令を示
す図表。

【図２２】図１９の命令処理システムのサイクル毎の動
作を示す図表。

【図２３】命令集合の分類を示す図表。

【符号の説明】

１０ 命令取出しユニット １２ 命令復号ユニット １３ 命令実行ユニット １４、１６ 機能ユニット

フロントページの続き (72)発明者 リチャード、マシュー、フォーシス イギリス国ブリストル、ピルニング、クロ スハンズ、ロード、33 (72)発明者 ブライアン、ジェレミー、パーソンズ イギリス国ブリストル、クリフトン、ロド ニー、プレイス、７、フラット、７

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】複数の命令により形成されたプログラムを
   もつコンピュータシステムで前記複数の命令を実行し、
   各命令は複数の機能ユニットをもつ実行ユニットで実行
   される方法において、 実行する連続する個別の命令を識別するステップと、 その命令の実行のために必要な各機能ユニットに依存す
   る前記連続する命令の各命令を分類するステップと、 前記実行ユニットの任意の機能ユニットで要求が対立す
   ることなく、それらの分類に応じて実行ユニットに同時
   発行のために互換性のある前記連続する命令から命令の
   グループを選択するステップと、 各命令の個別の識別を保持しながら前記命令のグループ
   を復号するステップと、 前記グループを前記実行ユニットに同時に発行する工程
   と、および前記命令のグループを実行するステップと、
   を備えている方法。
2. 【請求項２】連続する命令により形成されたプログラム
   をもつコンピュータシステムで前記複数の命令を実行す
   る方法において、 複数の段をもち、各段は少なくとも１つの機能ユニット
   と、他の命令の実行により供給されるデータを要求する
   ことで前記他の命令に依存している少なくとも１つの命
   令を含むグループとして同時に発行される個別の互換性
   命令と、を有している、実行ユニットで各命令を実行す
   るステップと、 前記実行ユニットで前記命令グループを実行するステッ
   プと、 ある機能ユニットにより前記他の命令の実行から誘導さ
   れたデータが前記機能ユニットから出力され、前記１つ
   の命令を実行する他の機能ユニットに入力される前記機
   能ユニットを選択的に相互接続するステップと、を備え
   ている方法。
3. 【請求項３】命令を前記実行ユニットに発行する前に実
   行する連続する命令を識別するステップと、前記実行ユ
   ニットに同時に発行する命令互換性グループを判定する
   前記連続する命令を検査するステップと、を備えている
   請求項２記載の方法。
4. 【請求項４】前記検査するステップは、連続する命令の
   第１命令を受け取るステップと、互換性検査を通過する
   連続する命令を受け取り、互換性検査を通過する最後の
   命令の後または所定の最高数の命令においてグループを
   終了するステップとを備えている請求項３記載の方法。
5. 【請求項５】命令は互換性グループの連続を形成するよ
   うに連続して検査され、各グループの第１命令は前のグ
   ループの最後の命令の後の次の命令になる請求項３また
   は４記載の方法。
6. 【請求項６】連続する命令の検査は、その命令の実行に
   必要な各機能ユニットに依存する前記命令の連続の各命
   令を分類し、それらの分類に応じて命令のグループを選
   択する請求項２ないし５のいずれかに記載の方法。
7. 【請求項７】前記命令グループの実行は、前記実行ユニ
   ットの１つまたは複数の段により同時に前記グループの
   複数の前記個別の命令を実行することを含む請求項２な
   いし６のいずれかに記載の方法。
8. 【請求項８】連続する命令グループがパイプライン方式
   の列で実行ユニットに発行される請求項２ないし７のい
   ずれかに記載の方法。
9. 【請求項９】命令がプログラム記憶ユニットから獲得さ
   れ、前記実行ユニットに供給する前にパイプライン方式
   列として復号される請求項８記載の方法。
10. 【請求項１０】前記実行ユニットの動作の各段は１つの
    実行サイクルで実行され、前記実行ユニットは、互換性
    命令の新しいグループが各実行サイクルで前記実行ユニ
    ットに供給されるパイプライン方式で動作する請求項２
    ないし９のいずれかに記載の方法。
11. 【請求項１１】第１と第２のオペランドは前記実行ユニ
    ットの２つの段で１つまたは複数の機能ユニットにより
    生成され、算術演算は前記実行ユニットの第３段の機能
    ユニットにより実行され、前記実行ユニットの第４段
    で、その結果が記憶位置に書き込まれる請求項２ないし
    １０のいずれかに記載の方法。
12. 【請求項１２】前記実行ユニットがプログラムジャンプ
    命令を実行するように構成される請求項１１記載の方
    法。
13. 【請求項１３】実行する一連の命令を保持するプロセッ
    サとメモリを含むコンピュータ装置において、 命令の少なくとも一部を実行するよう構成された複数の
    機能ユニットと個別の互換性命令のグループを同時に発
    行する命令発行回路を有し、この発行回路はその命令の
    実行に必要な各機能ユニットに依存して各命令を識別す
    る手段をもつ命令実行ユニットと、 連続する命令の分類を検査し、それらの分類に応じて前
    記実行ユニットの任意の機能ユニットで要求が対立する
    ことなく前記実行ユニットに同時に発行するために互換
    性のあるグループを選択する手段とを備えているコンピ
    ュータ装置。
14. 【請求項１４】前記実行ユニットの前記機能ユニットは
    選択的に相互接続され、１つの機能ユニットによる１つ
    の命令の実行から誘導されたデータが前記１つの機能ユ
    ニットから出力され、前記グループの他の命令を実行す
    る第２の機能ユニットに入力される請求項１３記載のコ
    ンピュータ装置。
15. 【請求項１５】前記機能ユニットが前記実行ユニットで
    連続する段を形成する請求項１３または１４記載のコン
    ピュータ装置。
16. 【請求項１６】前記実行ユニットの少なくとも１つの段
    は、各命令を同時に実行するよう構成された複数の機能
    ユニットをもつ請求項１５記載のコンピュータ装置。
17. 【請求項１７】復号回路構成を含み、前記復号回路ユニ
    ットと実行ユニットがパイプラインとして構成される請
    求項１３ないし１６のいずれかに記載のコンピュータ装
    置。