JPH04181454A - データアクセス制御装置 - Google Patents
データアクセス制御装置Info
- Publication number
- JPH04181454A JPH04181454A JP31065390A JP31065390A JPH04181454A JP H04181454 A JPH04181454 A JP H04181454A JP 31065390 A JP31065390 A JP 31065390A JP 31065390 A JP31065390 A JP 31065390A JP H04181454 A JPH04181454 A JP H04181454A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- data
- main memory
- access
- read
- alignment processing
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 6
- 238000000034 method Methods 0.000 description 5
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 2
- 238000007796 conventional method Methods 0.000 description 1
Landscapes
- Information Transfer Systems (AREA)
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。
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〕
本発明は、多バイト幅のデータバスを備える情報処理装
置におけるデータアクセス制御装置に関し、 メインメモリからデータをアクセスする場合のマシンサ
イクルを高速化して、結果的にコンピュータシステムの
性能の向上を図ることができるデータアクセス制御装置
を提供することを目的とし、所定のバイト数からなるバ
スバウンダリ単位に、メインメモリからデータをリード
アクセスするデータアクセス制御装置において、前記メ
インメモリから所定のマシンサイクルでアクセスされる
所定バイト数単位のデータを、少なくとも2アクセス分
保持するバッファ手段と、該このバッファ手段に保持さ
れたデータから必要なアドレスに対応する所定バイト数
単位のデータを選択的に取り出すアライメント処理手段
およびこのアライメント処理手段により取り出された所
定バイト数単位のデータを保持するリードレジスタ手段
とを具備した構成とする。
置におけるデータアクセス制御装置に関し、 メインメモリからデータをアクセスする場合のマシンサ
イクルを高速化して、結果的にコンピュータシステムの
性能の向上を図ることができるデータアクセス制御装置
を提供することを目的とし、所定のバイト数からなるバ
スバウンダリ単位に、メインメモリからデータをリード
アクセスするデータアクセス制御装置において、前記メ
インメモリから所定のマシンサイクルでアクセスされる
所定バイト数単位のデータを、少なくとも2アクセス分
保持するバッファ手段と、該このバッファ手段に保持さ
れたデータから必要なアドレスに対応する所定バイト数
単位のデータを選択的に取り出すアライメント処理手段
およびこのアライメント処理手段により取り出された所
定バイト数単位のデータを保持するリードレジスタ手段
とを具備した構成とする。
本発明は、多バイト幅のデータバスを備える情報処理装
置におけるデータアクセス制御装置に関する。
置におけるデータアクセス制御装置に関する。
一般的には、コンピュータシステムでは、最も遅いクリ
ティカルパスの要素により、マシンサイクルが決定され
る。決定されたマシンサイクルにより、他のクリティカ
ルパスでない部分はハードウェアを削減し、システム全
体のサイズの縮小化を図ることがなされる。
ティカルパスの要素により、マシンサイクルが決定され
る。決定されたマシンサイクルにより、他のクリティカ
ルパスでない部分はハードウェアを削減し、システム全
体のサイズの縮小化を図ることがなされる。
一方、システムのクリティカルパスの要因がメインメモ
リのデータアクセスにある場合には、メインメモリのデ
ータリード時のマシンサイクルを高速化することにより
、システム全体の性能を向上することが可能となる。
リのデータアクセスにある場合には、メインメモリのデ
ータリード時のマシンサイクルを高速化することにより
、システム全体の性能を向上することが可能となる。
従来、コンビ。−タシステムでは、使用するリード/ラ
イトメモリとして、D−RAM (ダイナミックRAM
)およびS−RAM(スタテイ・ンクRA、M)に大別
される。
イトメモリとして、D−RAM (ダイナミックRAM
)およびS−RAM(スタテイ・ンクRA、M)に大別
される。
D−RAMは大記憶容量化を図ることができるため、メ
インメモリ等に使用されている。、一方、5−RAMは
アクセスの高速化を図ることかできるため、マイクロ命
令を格納する制御メモリ等に使用される。
インメモリ等に使用されている。、一方、5−RAMは
アクセスの高速化を図ることかできるため、マイクロ命
令を格納する制御メモリ等に使用される。
ところで、コンピュータシステムでは、メインメモリか
ら読出されたデータは、CPUの内部レジスタに一時格
納されて、この後に演算等の処理がなされることになる
。データは、例えば1バイトから4バイトの幅があり、
データバスを通じてメインメモリからアクセスされる。
ら読出されたデータは、CPUの内部レジスタに一時格
納されて、この後に演算等の処理がなされることになる
。データは、例えば1バイトから4バイトの幅があり、
データバスを通じてメインメモリからアクセスされる。
ここで、データバス線とメモリアドレスとは対応してお
り、1回のリードアクセスで、バスバウンダリを跨がる
アクセスはできない。例えばバスバウンダリ単位が4バ
イト幅の場合に、バイト単位のメモリアドレス0番地か
ら3番地までの4バイトのデータは、バスバウンダリ単
位での1回のリードアクセスにより実行することができ
る。しかしながら、例えば5番地から8番地までの4バ
イトのデータは、バスバウンダリを跨がるアクセスとな
るため、2回のリードアクセスを行なう必要がある。こ
のような複数回のリードアクセスを実行して、この複数
回のアクセスデータから必要な部分のデータ(ここでは
、例えば5番地から8番地までの4バイト分)を取り出
して、リードレジスタにセットする処理をアラインメン
ト処理と称する。
り、1回のリードアクセスで、バスバウンダリを跨がる
アクセスはできない。例えばバスバウンダリ単位が4バ
イト幅の場合に、バイト単位のメモリアドレス0番地か
ら3番地までの4バイトのデータは、バスバウンダリ単
位での1回のリードアクセスにより実行することができ
る。しかしながら、例えば5番地から8番地までの4バ
イトのデータは、バスバウンダリを跨がるアクセスとな
るため、2回のリードアクセスを行なう必要がある。こ
のような複数回のリードアクセスを実行して、この複数
回のアクセスデータから必要な部分のデータ(ここでは
、例えば5番地から8番地までの4バイト分)を取り出
して、リードレジスタにセットする処理をアラインメン
ト処理と称する。
システムは、単にメインメモリからデータをアクセスす
るだけでなく、アライメント処理されたデータを必要と
する。したがって、データアクセス時間全体としては、
メインメモリのアクセス時間にアライメント処理時間を
含む時間となる。
るだけでなく、アライメント処理されたデータを必要と
する。したがって、データアクセス時間全体としては、
メインメモリのアクセス時間にアライメント処理時間を
含む時間となる。
具体的には、第4図に示すように、メインメモリのアク
セス時間とアライメント処理(ALM)の時間(A T
)とで、2マシンサイクルを要する。
セス時間とアライメント処理(ALM)の時間(A T
)とで、2マシンサイクルを要する。
ここで、REG2は、アライメント処理により取り出さ
れたデータを格納するリードレジスタ(第1図の4に相
当する)である。
れたデータを格納するリードレジスタ(第1図の4に相
当する)である。
ところで、メインメモリには、上述したようにD −R
A Mが使用されている。D−RAMは5−RAMと比
較すると、アクセス速度が遅い。このD−RAMのアク
セス時間に対して、アライメント処理速度はマルチプレ
クサ等の回路を通過するだけであるから高速である。こ
のため、前記のように2マシンサイクル内で、アライメ
ント処理を含むメインメモリのデータアクセスを実行す
る状況では、クリティカルパスの要因となることはない
。
A Mが使用されている。D−RAMは5−RAMと比
較すると、アクセス速度が遅い。このD−RAMのアク
セス時間に対して、アライメント処理速度はマルチプレ
クサ等の回路を通過するだけであるから高速である。こ
のため、前記のように2マシンサイクル内で、アライメ
ント処理を含むメインメモリのデータアクセスを実行す
る状況では、クリティカルパスの要因となることはない
。
従来では、メインメモリから多バイト幅のデータをリー
ドアクセスする場合には、アライメント処理が必要とな
ることがあり、アライメント処理時間を含むアクセス時
間を要する。この場合、2マシンサイクル内で、アライ
メント処理を含むメインメモリのデータアクセスを実行
する状況では、クリティカルパスの要因となることはな
い。
ドアクセスする場合には、アライメント処理が必要とな
ることがあり、アライメント処理時間を含むアクセス時
間を要する。この場合、2マシンサイクル内で、アライ
メント処理を含むメインメモリのデータアクセスを実行
する状況では、クリティカルパスの要因となることはな
い。
しかしながら、5−RAMの性能の向上等に伴い、マシ
ンサイクルのサイクルアップを図る場合に、アライメン
ト処理を含むメインメモリのデータアクセスが2マシン
サイクル以上になる可能性がある。このため、このデー
タアクセスがクリティカルパスの要因となり、結果的に
システムの性能の低下を招くことになる。
ンサイクルのサイクルアップを図る場合に、アライメン
ト処理を含むメインメモリのデータアクセスが2マシン
サイクル以上になる可能性がある。このため、このデー
タアクセスがクリティカルパスの要因となり、結果的に
システムの性能の低下を招くことになる。
本発明は、上記事情に鑑みてなされたもので、メインメ
モリからデータをアクセスする場合のマシンサイクルを
高速化して、結果的にコンピュータシステムの性能の向
上を図ることができるデータアクセス制御装置を提供す
ることを目的とする。
モリからデータをアクセスする場合のマシンサイクルを
高速化して、結果的にコンピュータシステムの性能の向
上を図ることができるデータアクセス制御装置を提供す
ることを目的とする。
第1図は本発明の原理説明図である。
本発明は、第1図に示すように、所定のバイト数からな
るバスバウンダリ単位に、メインメモリ1からデータを
リードアクセスするデータアクセス制御装置において、
前記メインメモリ1から所定のマシンサイクルでアクセ
スされる所定バイト数単位のデータを、少なくとも2ア
クセス分保持するバッファレジスタ2、該バッファレジ
スタ2に保持されたデータから必要なアドレスに対応す
る所定バイト数単位のデータを選択的に取り出すアライ
メント処理回路3およびこのアライメント処理回路3に
より取り出された所定バイト数単位のデータを保持する
リードレジスタ4とを有している。
るバスバウンダリ単位に、メインメモリ1からデータを
リードアクセスするデータアクセス制御装置において、
前記メインメモリ1から所定のマシンサイクルでアクセ
スされる所定バイト数単位のデータを、少なくとも2ア
クセス分保持するバッファレジスタ2、該バッファレジ
スタ2に保持されたデータから必要なアドレスに対応す
る所定バイト数単位のデータを選択的に取り出すアライ
メント処理回路3およびこのアライメント処理回路3に
より取り出された所定バイト数単位のデータを保持する
リードレジスタ4とを有している。
本発明では、メインメモリ1からバスバウンダリを跨が
るデータをアクセスする場合に、その2アクセス分のデ
ータが一旦バッファレジスタ2に格納される。次の1マ
シンサイクルにより、アライメント処理回路3によるア
ライメント処理が実行されて、必要なデータがリードレ
ジスタ4にセットされる。このような構成により、メイ
ンメモリ1のアクセス時間を意識することなく、マシン
サイクルを高速化することが可能となる。
るデータをアクセスする場合に、その2アクセス分のデ
ータが一旦バッファレジスタ2に格納される。次の1マ
シンサイクルにより、アライメント処理回路3によるア
ライメント処理が実行されて、必要なデータがリードレ
ジスタ4にセットされる。このような構成により、メイ
ンメモリ1のアクセス時間を意識することなく、マシン
サイクルを高速化することが可能となる。
以下図面を参照して本発明の詳細な説明する。
第2図は同実施例に係わるデータ処理システムを説明す
るためのブロック図である。
るためのブロック図である。
第2図において、メインメモリ1はD−RAMからなり
、システムのCPU (図示せず)のデータ処理に必要
な各種データを保持している。
、システムのCPU (図示せず)のデータ処理に必要
な各種データを保持している。
バッファレジスタ2は、メインメモリ1からデータバス
5を通じて読出されたデータを保持する。
5を通じて読出されたデータを保持する。
ここで、データバス5は、例えば4バイト幅のバスバウ
ンダリ構成からなり、1回のアクセスで4バイトのデー
タを転送する。バッファレジスタ2は、メインメモリ1
から2回のアクセス分の8バイトのデータを保持するエ
リアを有する。
ンダリ構成からなり、1回のアクセスで4バイトのデー
タを転送する。バッファレジスタ2は、メインメモリ1
から2回のアクセス分の8バイトのデータを保持するエ
リアを有する。
アライメント処理回路3は、マルチプレクサ6、データ
出力回路7およびリードポインタ8を有する。マルチプ
レクサ6は、バッファレジスタ2またはデータバス5か
ら直接転送される4バイトのデータを選択して出力する
。データ出力回路7は、内部リード命令による指示があ
った場合、リードポインタ8の値に従って、バッファレ
ジスタ2から4バイトのデータを読出す。
出力回路7およびリードポインタ8を有する。マルチプ
レクサ6は、バッファレジスタ2またはデータバス5か
ら直接転送される4バイトのデータを選択して出力する
。データ出力回路7は、内部リード命令による指示があ
った場合、リードポインタ8の値に従って、バッファレ
ジスタ2から4バイトのデータを読出す。
データ出力回路7は、バッファレジスタ2から読出した
リードデータをリードレジスタ4にセットする。リード
レジスタ4からのリードデータは、CPUに接続される
内部データバス9に出力される。リードポインタ8には
、図示しない制御回路からの指示により初期データがセ
ットされ、リードアクセス(内部リード)が実行される
度に所定のバイト数分だけ更新される。
リードデータをリードレジスタ4にセットする。リード
レジスタ4からのリードデータは、CPUに接続される
内部データバス9に出力される。リードポインタ8には
、図示しない制御回路からの指示により初期データがセ
ットされ、リードアクセス(内部リード)が実行される
度に所定のバイト数分だけ更新される。
次に、上記構成の実施例の動作を説明する。
同実施例では、便宜上、バスバウンダリ単位は4バイト
幅であり、2番地から5番地までの4バイトのデータは
、バスバウンダリを跨がるアクセスとなり、2回のリー
ドアクセスを行なう必要がある例を想定する。
幅であり、2番地から5番地までの4バイトのデータは
、バスバウンダリを跨がるアクセスとなり、2回のリー
ドアクセスを行なう必要がある例を想定する。
先ず、1回目のリードアクセスにより、メインメモリ1
からアドレス0番地から3番地までの4バイトのデータ
がアクセスされる。この4バイトのデータは、データバ
ス5を通じてバッファレジスタ(R,EGl)2にセッ
トされる。
からアドレス0番地から3番地までの4バイトのデータ
がアクセスされる。この4バイトのデータは、データバ
ス5を通じてバッファレジスタ(R,EGl)2にセッ
トされる。
次に、第3図に示すように、1回目と同一の1マシンサ
イクル(従来より短縮されたサイクル)により、メイン
メモリ1に対して2回目のリードアクセスが実行される
。これにより、メインメモリ1からアドレス4番地から
7番地までの4バイトのデータがアクセスされ、バッフ
ァレジスタ(REGI)2にセットされる。即ち、バッ
ファレジスタ(REGI)2には、メインメモリ1のア
ドレス0番地から7番地までの計8バイトのデータがセ
ットされている。
イクル(従来より短縮されたサイクル)により、メイン
メモリ1に対して2回目のリードアクセスが実行される
。これにより、メインメモリ1からアドレス4番地から
7番地までの4バイトのデータがアクセスされ、バッフ
ァレジスタ(REGI)2にセットされる。即ち、バッ
ファレジスタ(REGI)2には、メインメモリ1のア
ドレス0番地から7番地までの計8バイトのデータがセ
ットされている。
そして、次の1マシンサイクルにより、バッファレジス
タ(REGI)2から必要なデータ(2番地から5番地
までの4バイトのデータ)を取り出すアライメント処理
(ALM)が実行される。
タ(REGI)2から必要なデータ(2番地から5番地
までの4バイトのデータ)を取り出すアライメント処理
(ALM)が実行される。
具体的には、リードポインタ8には初期値として“2”
がセットされている。データ出力回路7は、リードポイ
ンタ8の値″2”に従って、バッファレジスタ(REG
I)2から2番地から5番地までの4バイトのデータを
取り出して、リードレジスタ(REG2)4にセットす
る。同時に、リードポインタ8は、制御回路により値“
6”に更新される。
がセットされている。データ出力回路7は、リードポイ
ンタ8の値″2”に従って、バッファレジスタ(REG
I)2から2番地から5番地までの4バイトのデータを
取り出して、リードレジスタ(REG2)4にセットす
る。同時に、リードポインタ8は、制御回路により値“
6”に更新される。
このようにして、バスバウンダリを跨がる4ハイドのデ
ータをメインメモリ1からアクセスする場合に、2回の
リードアクセスにより、−旦8ハイドのデータをバッフ
ァレジスタ(R,EGl、)2にセットする。次の1マ
シンサイクルにより、アライメント処理(ALM)を実
行する。このアライメント処理におけるA、LM通過時
間が第3図に示す時間ATである。
ータをメインメモリ1からアクセスする場合に、2回の
リードアクセスにより、−旦8ハイドのデータをバッフ
ァレジスタ(R,EGl、)2にセットする。次の1マ
シンサイクルにより、アライメント処理(ALM)を実
行する。このアライメント処理におけるA、LM通過時
間が第3図に示す時間ATである。
したがって、メインメモリ1のアクセス時間を意識する
ことなく、アライメント処理を含むデータアクセスのマ
シンサイクルを決定することができる。言い換えれば、
1マシンサイクルを従来より短縮し、データアクセスの
マシンサイクルを従来より高速化することができる。
ことなく、アライメント処理を含むデータアクセスのマ
シンサイクルを決定することができる。言い換えれば、
1マシンサイクルを従来より短縮し、データアクセスの
マシンサイクルを従来より高速化することができる。
従来では、データアクセスのマシンサイクルは、第4図
に示すように、メインメモリ1のアクセス時間とALM
通過時間ATにより決定されるため、メインメモリ1の
アクセス時間を短縮化できず、サイクルアップを図るこ
とはできなかった。これに対して、本発明では、メイン
メモリ1のアクセス時間を意識することがないため、デ
ータアクセスのマシンサイクルのサイクルアップを図る
ことができることになる。
に示すように、メインメモリ1のアクセス時間とALM
通過時間ATにより決定されるため、メインメモリ1の
アクセス時間を短縮化できず、サイクルアップを図るこ
とはできなかった。これに対して、本発明では、メイン
メモリ1のアクセス時間を意識することがないため、デ
ータアクセスのマシンサイクルのサイクルアップを図る
ことができることになる。
なお、上記実施例のメインメモリ1からアライメント処
理回路3へのバスは、従来から必要であった既存のパス
を流用しても良く、この場合はハードウェア量を増やす
ことなく本発明の目的を達成できる。
理回路3へのバスは、従来から必要であった既存のパス
を流用しても良く、この場合はハードウェア量を増やす
ことなく本発明の目的を達成できる。
以上説明したように本発明によれば、メインメモリから
多バイト幅のデータをリードアクセスする場合に、メイ
ンメモリのアクセス時間を意識することなく、アライメ
ント処理時間を含むデータアクセスのマシンサイクルを
決定することができる。したかって、1マシンサイクル
を従来より短縮し1アライメント処理を含むメインメモ
リのデータアクセスのサイクルアップを図ることかでき
る。これにより、結果的に、メインメモリのデータアク
セスかクリティカルバスの要因になるような事態を防止
し、コンピュータシステムの性能の向上を図ることかで
きる。
多バイト幅のデータをリードアクセスする場合に、メイ
ンメモリのアクセス時間を意識することなく、アライメ
ント処理時間を含むデータアクセスのマシンサイクルを
決定することができる。したかって、1マシンサイクル
を従来より短縮し1アライメント処理を含むメインメモ
リのデータアクセスのサイクルアップを図ることかでき
る。これにより、結果的に、メインメモリのデータアク
セスかクリティカルバスの要因になるような事態を防止
し、コンピュータシステムの性能の向上を図ることかで
きる。
第1図は本発明の原理説明図、
第2図は本発明の詳細な説明するためのブロック図、
第3図は本発明の実施例の動作説明図、第4図は従来例
の動作説明図である。 1・・・メインメモリ、 2−・・バッファ手段(バッファレジスタ)、3・・・
アライメント処理手段(アライメント処理回路)、 4・・・リードレジスタ手段(リードレジスタ)、5・
・・データバス、 6・・・マルチプレクサ、 7・・・データ出力回路、 8・・・リードポインタ。 図中、同一符号は同−又は相当部分を示す。 本」ト弓Hの原王里説明じ八 第1図 実lセ分1 第2図 メインメ”=′)の°7)−トアト!===二褪来脅・
161vJ作鱒明図 第4図
の動作説明図である。 1・・・メインメモリ、 2−・・バッファ手段(バッファレジスタ)、3・・・
アライメント処理手段(アライメント処理回路)、 4・・・リードレジスタ手段(リードレジスタ)、5・
・・データバス、 6・・・マルチプレクサ、 7・・・データ出力回路、 8・・・リードポインタ。 図中、同一符号は同−又は相当部分を示す。 本」ト弓Hの原王里説明じ八 第1図 実lセ分1 第2図 メインメ”=′)の°7)−トアト!===二褪来脅・
161vJ作鱒明図 第4図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 所定のバイト数からなるバスバウンダリ単位に、メイン
メモリ(1)からデータをリードアクセスするデータア
クセス制御装置において、 前記メインメモリ(1)から所定のマシンサイクルでア
クセスされる所定バイト数単位のデータを、少なくとも
2アクセス分保持するバッファ手段(2)と、 該バッファ手段(2)に保持されたデータから必要なア
ドレスに対応する所定バイト数単位のデータを選択的に
取り出すアライメント処理手段(3)と、 該アライメント処理手段(3)により取り出された所定
バイト数単位のデータを保持するリードレジスタ手段(
4)と を具備したことを特徴とするデータアクセス制御装置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP31065390A JPH04181454A (ja) | 1990-11-16 | 1990-11-16 | データアクセス制御装置 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP31065390A JPH04181454A (ja) | 1990-11-16 | 1990-11-16 | データアクセス制御装置 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH04181454A true JPH04181454A (ja) | 1992-06-29 |
Family
ID=18007837
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP31065390A Pending JPH04181454A (ja) | 1990-11-16 | 1990-11-16 | データアクセス制御装置 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH04181454A (ja) |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6532586B1 (en) * | 1995-10-30 | 2003-03-11 | Information System Development Institute | Software producing method, processor, processing method and recording medium |
US6567898B1 (en) | 1999-07-07 | 2003-05-20 | Fujitsu Limited | Memory controller and an information processing apparatus with improved efficiency |
JP2004537805A (ja) * | 2001-07-30 | 2004-12-16 | エミュレックス・コーポレーション | 目的地アドレスに基づいたデータシフタを使用するデータフォーマット装置 |
Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH01290049A (ja) * | 1988-05-17 | 1989-11-21 | Toshiba Corp | メモリアクセス制御方式 |
-
1990
- 1990-11-16 JP JP31065390A patent/JPH04181454A/ja active Pending
Patent Citations (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH01290049A (ja) * | 1988-05-17 | 1989-11-21 | Toshiba Corp | メモリアクセス制御方式 |
Cited By (3)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US6532586B1 (en) * | 1995-10-30 | 2003-03-11 | Information System Development Institute | Software producing method, processor, processing method and recording medium |
US6567898B1 (en) | 1999-07-07 | 2003-05-20 | Fujitsu Limited | Memory controller and an information processing apparatus with improved efficiency |
JP2004537805A (ja) * | 2001-07-30 | 2004-12-16 | エミュレックス・コーポレーション | 目的地アドレスに基づいたデータシフタを使用するデータフォーマット装置 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
JPS59154564A (ja) | プログラマブルコントロ−ラ | |
JPS58501560A (ja) | マイクロプロセツサ | |
JPH0248931B2 (ja) | ||
US5761491A (en) | Data processing system and method for storing and restoring a stack pointer | |
JPS6297036A (ja) | 計算機システム | |
US5179691A (en) | N-byte stack-oriented CPU using a byte-selecting control for enhancing a dual-operation with an M-byte instruction word user program where M<N<2M | |
JPH04181454A (ja) | データアクセス制御装置 | |
JPH06149669A (ja) | キャッシュデータ転送方式およびキャッシュデータ転送装置 | |
JPH0721766B2 (ja) | Fortran入出力制御処理装置 | |
JPH0298754A (ja) | 主記憶制御方式 | |
JP2883488B2 (ja) | 命令処理装置 | |
JP2917384B2 (ja) | 情報処理装置 | |
JP2869414B1 (ja) | データ処理装置 | |
JP2657947B2 (ja) | データ処理装置 | |
JPS635432A (ja) | マイクロプロセツサ | |
JPH0234058B2 (ja) | ||
JPS5936838A (ja) | インタフエ−ス制御方式 | |
JPH04291642A (ja) | キャッシュ制御方式 | |
JPS60193046A (ja) | 命令例外検出方式 | |
JPS6046454B2 (ja) | 情報転送装置 | |
JPH024011B2 (ja) | ||
JPS6014335A (ja) | 情報処理装置 | |
JPS6352237A (ja) | 演算方式 | |
JPS635460A (ja) | 並列計算機 | |
JPH0154729B2 (ja) |