シングルサイクル RISC プロセッサの設計

実験概要

本実験では，標準的なシングルサイクル RISC（Reduced Instruction Set Computer）

プロセッサの設計を行う．実験を通して，プロセッサの命令セット・アーキテクチャとその

実現方式についての理解を深める．また，命令実行中のプロセッサの内部状態を観察するこ

とにより，C 言語プログラム中のループや条件分岐，関数呼び出しが，プロセッサの命令実

行レベルでどのように処理されるのかについての理解を深める．

実験スケジュール

本実験は全 5 週で，以下のようなスケジュールで行う（第 5 週目は進度に合わせた調整日）．

第 1 週（予習：参考文献 7 , 8 の 2 , 3 , 5 章，本指導書の 1 ,2 ,3 , 5 章）シングルサイ

クル RISC プロセッサの設計と動作実験を行う．Verilog HDL で記述された，即値符

号なし整数加算命令（add immediate unsigned：addiu）とストア・ワード命令（store

word：sw）が未実装なプロセッサについて，追加設計を行い，両命令が正しく動くプ

ロセッサを完成させる．また，ディスプレイに文字を出力する簡単な機械語のマシン・

コードを，追加設計前と後のプロセッサで実際に動作させる．

• 実験 1-1 （マシン・コードの動作実験 1-1 （ディスプレイへの文字出力））

• 実験 1-2 （プロセッサの追加設計 1 （addiu 命令，sw 命令）と動作実験 1-2）

第 2 週（予習：参考文献 7 の 2 , 3 , 5 章，本指導書の 4 , 5 章）プロセッサの設計と動

作実験を行う．ジャンプ命令（jump：j）と即値符号なし・セット・オン・レス・ザン

命令（set on less than immediate unsigned：sltiu），ブランチ・オン・ノット・イコー

ル命令（branch on not equal：bne），ロード・ワード命令（load word：lw）が未実装

な，第 1 週に完成させたプロセッサについて，さらに追加設計を行い，これらの命令

が正しく動くプロセッサを完成させる．また，C プログラムから本実験をとおして完

成させるプロセッサ用のマシン・コードを生成するクロスコンパイルの実験を行う．さ

らに，ディスプレイに繰り返し文字を出力するマシン・コードと C プログラムを，そ

れぞれ追加設計前と後のプロセッサで実際に動作させる．

• 実験 2-1 （マシン・コードの動作実験 2-1，ディスプレイへの繰り返し文字出力

1）

• 実験 2-2 （追加設計 2（j 命令）と動作実験 2-2）

• 実験 3 （C クロスコンパイラを用いたマシン・コード生成）

• 実験 4-1 （C プログラムの動作実験 4-1，ディスプレイへの繰り返し文字出力 2）

• 実験 4-2 （追加設計 3（sltiu 命令，bne 命令，lw 命令）と C プログラムの動作実

験 4-2）

第 3 週（予習：参考文献 7 の 2 , 3 , 5 章，本指導書の 5 章）プロセッサの設計と動作

実験を行う．ジャンプ・アンド・リンク命令（jump and link：jal）とジャンプ・レジ

スタ命令（jump register：jr）が未実装な，第 2 週に完成させたプロセッサについて，

さらに追加設計を行い，両命令が正しく動くプロセッサを完成させる．また，ディス

プレイに文字列を出力する関数と，キーボードからの文字列入力を受ける関数を含む

C プログラムを，それぞれ追加設計前と後のプロセッサで実際に動作させる．

• 実験 5-1 （C プログラムの動作実験 5-1，関数呼出・ディスプレイへの文字列出

力関数）

• 実験 5-2 （追加設計 4（jal 命令）と C プログラムの動作実験 5-2）

• 実験 6-1 （C プログラムの動作実験 6-1，関数からの復帰・キーボードからの文

字列入力を受ける関数）

• 実験 6-2 （追加設計 5（jr 命令）と C プログラムの動作実験 6-2）

第 4 週（予習：本指導書の 5 章）素数計算を行う C プログラムと，ステッピングモータ

を制御する C プログラムを作成し，第 3 週に完成させたプロセッサで実際に動作さ

せる．

• 実験 7 （C プログラムの動作実験 7，素数計算）

• 実験 8 （C プログラムの動作実験 8，ステッピングモータの制御）

指導書の構成

1 章ではプロセッサの命令セットアーキテクチャについて述べ，2 章では本実験で設計す

るプロセッサと動作実験用コンピュータについて説明する．3 章，4 章では，第 1 週目，第 2

週目に行うシングルサイクル RISC プロセッサの設計「基礎編」，「中級編」についてそれぞ

れ説明する．5 章では本実験で実施する実験について，6 章ではレポートについて説明する．

実験の進め方

実験は，2∼3 人 1 組（各班 2 組で構成）で実施する．組ごとに，実験機器を共有しなが

ら，全ての実験を進める．

実験課題目次

1 はじめに 1

1.1 コンピュータの標準的な構成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1

1.2 命令セット・アーキテクチャ . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2

1.2.1 データの格納場所 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2

1.2.2 命令セットの概要 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3

1.2.3 命令の表現 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5

1.3 命令セット・アーキテクチャの実現方式 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11

2 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「導入編」 12

2.1 設計するプロセッサの命令セット・アーキテクチャとその実現方式 . . . . . 12

2.2 プロセッサ設計の準備 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12

2.3 プロセッサの動作実験用コンピュータの構成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12

2.4 動作実験の手順 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13

3 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「基礎編」 14

3.1 マシン・コードの動作実験 1-1（ディスプレイへの文字出力） . . . . . . . . 14

3.1.1 MIPS マシン・コードからのメモリ・イメージファイルの作成 . . . . 15

3.1.2 命令メモリに格納される命令列の確認 . . . . . . . . . . . . . . . . . 15

3.1.3 論理合成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 16

3.1.4 FPGA を用いた回路実現 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17

3.2 プロセッサの追加設計 1（addiu 命令，sw 命令）と動作実験 1-2 . . . . . . . 20

3.2.1 addiu 命令のためのメイン制御回路の追加設計 . . . . . . . . . . . . 20

3.2.2 sw 命令のためのメイン制御回路の追加設計 . . . . . . . . . . . . . . 23

3.2.3 論理合成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27

3.2.4 FGPA を用いた回路実現 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 27

3.2.5 プロセッサの機能レベルシミュレーション . . . . . . . . . . . . . . . 27

4 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「中級編」 28

4.1 マシン・コードの動作実験 2-1（文字の繰り返し出力 1） . . . . . . . . . . . 28

4.1.1 MIPS マシン・コードからのメモリ・イメージファイルの作成 . . . . 28

4.1.2 命令メモリに格納される命令列の確認 . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

4.1.3 論理合成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29

4.1.4 FPGA を用いた回路実現 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 30

4.2 プロセッサの追加設計 2（j 命令）と動作実験 2-2 . . . . . . . . . . . . . . . 32

4.2.1 j 命令のためのジャンプ・セレクト・モジュールの追加設計 . . . . . 32

4.2.2 j 命令のためのメイン制御回路の追加設計 . . . . . . . . . . . . . . . 34

4.2.3 論理合成 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36

4.2.4 FGPA を用いた回路実現 . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36

5 実験 37

6 実験レポートについて 50

作成者: 中村一博，小尻智子

改訂者: 大野誠寛，松原豊

協力者: 平野靖，北坂孝幸，高田広章，冨山宏之，大下弘，土井富雄，

小川泰弘，濱口毅，出口大輔，村上靖明，後藤正之，柴田誠也，

高瀬英希，鬼頭信貴，大野真司，尾野紀博，小幡耕大，中村悟，

長瀬哲也，北川哲，島崎亮，安藤友樹

最終更新日: 2015 年 8 月 25 日

第 1.21 版

1 はじめに

現代の生活では，多種多様な電子機器が身の回りに存在しており，それら多くの機器にプ

ロセッサ（processor），CPU（中央演算処理装置；Central Processing Unit）が搭載されて

いる．

パソコンやゲーム機，携帯電話のみならず，各種家庭電化製品，音声・画像・映像機器，自

動車，航空機，鉄道，船舶，ロボット等においてもディジタル化が進み，制御，データ処理

等の用途で CPU は不可欠なものとなってきている．

1.1 コンピュータの標準的な構成

本節では参考文献 [7,8,9] に基づき，標準的なコンピュータの構成について述べる．

コンピュータを構成するすべての構成要素は，図 1 に示される 5 つの古典的な構成要素，

入力，出力，記憶，データパス，制御のいずれかに概念的に分類される．

入力

出力

制御

(プロセッサ) 記憶

データパス

(コンパイラ)

図 1: コンピュータの標準的な構成（参考文献 [7] 図 1.5，参考文献 [9] 図 1.4 より）.

この構成は，コンピュータのハードウェア実現において採用される種々のハードウェア技術

に依存しない，現在および過去のほぼすべてのコンピュータに共通する標準的な構成である．

ここでプロセッサは，データパスと制御を合わせたものである．プロセッサは，記憶装置か

ら命令 (instruction) とデータを取り出す．入力装置は，データを記憶装置に書き込む．出力

装置は，記憶装置からデータを読み出す．データパスは，プロセッサ内でデータを処理また

は保持する．制御装置は，データパス，記憶装置，入力装置，出力装置に，動作を指定する

制御信号を送る．

プロセッサは，記憶装置から取り出された命令の指示どおりに動作する．その命令はプロ

セッサが直接理解できる 2 進数（バイナリ）形式の機械語（machine language）である必要があ

る．コンパイラは，人間が理解しやすい高水準プログラミング言語（high-level programming

language）で書かれたプログラムを，機械語をシンボル（記号）で表現するアセンブリ言語

（assembly language）に変換する．アセンブラ（assembler）は，シンボル形式のアセンブリ

言語を機械語の命令を連らねたバイナリ形式のマシン・コード（machine code）に変換する．

1.2 命令セット・アーキテクチャ

本節では参考文献 [7,8,9] に基づき，命令セット・アーキテクチャについて述べる．プロ

セッサの言葉である命令の語彙を命令セット（instruction set）という．人が機械語でプロ

セッサに適切な指示を出すためには，少なくともプロセッサの命令について理解していなけ

ればならない．このプロセッサの命令のような，正しく動作する機械語プログラムを書くた

めにプログラマが知っていなければならない事柄すべてを要素とする，プロセッサのハード

ウェアと機械語との間の抽象的なインタフェースを，プロセッサの命令セット・アーキテク

チャ（instruction set architecture）という．

この抽象的な命令セット・アーキテクチャにより，プロセッサの機能と，その機能を実際

に実行するプロセッサのハードウェアを独立に考えることが可能になる．プロセッサのハー

ドウェアは，命令セット・アーキテクチャが論理回路として設計され，集積回路技術により

ハードウェアの形で実現されたものである．機械語プログラムは，プロセッサを論理回路レ

ベルで考えるまでもなく，プロセッサの命令，レジスタ，メモリ容量などの命令セット・アー

キテクチャに基づいて書くことが可能である．

以下では，多くのメーカーの製品に組み込まれ，広く普及している命令セットの 1 つであ

る MIPS の命令セットを例とし，MIPS 命令セットの主要部分のサブセットについて述べる．

具体的には，MIPS の算術論理演算命令，メモリ参照命令，条件分岐命令，ジャンプと手続

きサポート用の命令について述べる．

1.2.1 データの格納場所

プロセッサは命令の指示どおりに，データに対する演算や条件判定，データ転送などの処

理を行う．処理対象のデータが収められている場所として，(1) プロセッサに直接組み込ま

れている記憶領域であるレジスタ（register），(2) メモリ，(3) 命令（定数または即値）の 3

ヶ所がある．また，処理結果のデータが収められる場所として，(1) レジスタ，(2) メモリの

2 ヶ所がある．

(1) レジスタ

レジスタはプロセッサハードウェアの基本構成要素であり，命令セット・アーキテクチャ

の主要な要素である．レジスタは高速にアクセス可能なデータの一時的な格納場所であり，

MIPS には 1 本 32 ビットのレジスタが 32 本ある．レジスタ 1 本のビット幅は 1 語（word）

と呼ばれ，語は一つの単位として頻繁に用いられる．MIPS では 1 語は 32 ビットである．

MIPS では，算術演算は必ずレジスタを介して行われる．メモリにある演算対象のデータ

は，演算前にレジスタに移されていなければならない．メモリとレジスタ間でデータを転送

する必要があるときには，データ転送命令（data transfer instruction）が用いられる．一般

に，メモリからレジスタへデータを転送するデータ転送命令はロード（load）命令と呼ばれ

る．また，レジスタからメモリへデータを転送する命令はストア（store）命令と呼ばれる．

レジスタの表記には，人が書くときの形とプロセッサが読むときの形がある．人が書くと

きの形はアセンブリ言語，プロセッサが読むときの形は機械語である．表 1 に主要なレジス

タのアセンブリ言語と機械語による表記を示す．アセンブリ言語では，シンボル $s0, $s1,

..., $s7 により，それぞれ 16 番目から 23 番目までのレジスタを表す．また，シンボル

$t0, $t1, ..., $t7 により，それぞれ 8 番目から 15 番目のレジスタを表す．シンボル

$zero は 0 番目，$ra は 31 番目のレジスタを表す．0 番目のレジスタには定数 0 が収めら

れている．31 番目のレジスタは，手続き呼出の戻りアドレスを収めるのに用いられる．機

械語では，2 進数でレジスタ番号を書き，それによりバイナリ形式でレジスタを表記する．

表 1: 主なレジスタ

レジスタ番号アセンブリ言語機械語備考

0 $zero 00000 定数 0

8 から 15 $t0, $t1, ..., $t7 01000 から 01111 一時変数

16 から 23 $s0, $s1, ..., $s7 10000 から 10111 一時変数

31 $ra 11111 戻りアドレス

(2) メモリ

メモリは多くのデータを記憶することができる場所である．MIPS では，メモリはデータ転

送命令によってのみアクセスされ，メモリ内の語にアクセスするにはそのアドレス（address）

を指定する必要がある．

アドレスは 0 から始まり，MIPS ではデータ 8 ビット単位，すなちバイト（byte）単位で

アドレスを表すバイト・アドレス方式が採用されている．MIPS では，1 語が 4 バイトであ

ることから，バイト・アドレスを 0 から 4 刻みに 0, 4, 8, 12, ... と進めていくことにより，

順番に並んだ語の第 1 バイト目を指すことができる．例えば，3 番目の語のバイト・アドレ

スは 8 である．MIPS では，メモリ内の語にアクセスするとき，この 4 の倍数のアドレス，

語アドレスが用いられる．

MIPS のデータ転送命令では，ベース相対アドレッシング（base addressing）が採用され

ており，オフセット（oﬀset）とベース・アドレス（base address）の和が，アクセスする語

のアドレスとなる．オフセットはデータ転送命令中に直接書かれた定数で，プログラムにお

ける配列をメモリに記憶する際のインデックスに対応する．また，ベースアドレスについて

は，ベースアドレスを収めたベース・レジスタ（base register）がデータ転送命令中で指定

される．ベースアドレスは配列の開始アドレスに対応する．

メモリ・アドレスは，アセンブリ言語ではオフセットとベース・レジスタを並べ「オフセッ

ト（ベース・レジスタ）」のように書かれる．例えば，オフセットが 8，ベース・レジスタが

$t0 の場合，メモリ・アドレスは 8($t0) と書かれる．機械語では，オフセットとベース・レ

ジスタがそれぞれ 2 進数で表記される．上記の例の場合，オフセットは 0000000000001000，

ベース・レジスタは 01000 と書かれる．

(3) 命令（定数または即値）

定数を命令内に直接書くことにより，定数のメモリからのロードがなくなり，処理が高速

になる．命令の処理対象データの在処や処理結果データの格納先を表すオペランド（披演算

子; operand）の 1 つを定数とした命令を即値命令という．MIPS では，即値の算術演算や論

理演算，条件判定命令など即値命令が多数用意されている．

1.2.2 命令セットの概要

MIPS 命令セットの命令を大まかに分類すると，算術演算命令，論理演算命令，データ転

送命令，条件判定命令，条件分岐命令，ジャンプと手続きサポートのための命令に分けられ

る．表 2 に，MIPS 命令セットの主要部分のサブセットをその機能区分ごとに示す．略号は

その命令のアセンブリ言語でのシンボル表記である．算術演算命令と論理演算命令は，2 つ

のレジスタまたは，1 つのレジスタと命令内に収められているデータに対して演算を行い，

その結果をレジスタに格納する命令である．データ転送命令は，メモリとレジスタ間でデー

タを転送する命令である．条件分岐命令は，条件が成立するときに，プログラムの実行の流

れを命令内で指示される方へ分岐させる命令である．ジャンプ命令は，無条件に，プログラ

ムの実行の流れを命令内で指示される方へ分岐させる命令である．手続きサポートのための

表 2: MIPS の主要な命令

区分命令略号機能の概要

add add 整数加算

add unsigned addu 符号なし整数加算

subtract sub 整数減算

算術演算 subtract unsigned subu 符号なし整数減算

shift right arithmetic sra 算術右シフト

add immediate addi 即値整数加算

add immediate unsigned addiu 即値符号なし整数加算

and and ビット単位 AND

or or ビット単位 OR

nor nor ビット単位 NOR

xor xor ビット単位 XOR

shift left logical sll 論理左シフト

論理演算 shift right logical srl 論理右シフト

shift left logical variable sllv 論理左変数シフト

shift right logical variable srlv 論理右変数シフト

and immediate andi 即値ビット単位 AND

or immediate ori 即値ビット単位 OR

xor immediate xori 即値ビット単位 XOR

load word lw メモリからレジスタへ転送

データ転送 store word sw レジスタからメモリへ転送

load upper immediate lui 定数をレジスタの上位へ転送

branch on not equal bne 等しくないときに分岐

branch on equal beq 等しいときに分岐

branch on greater than or bgez >= のときに分岐

条件分岐 equal to zero

branch on less than or blez <= 0 のときに分岐

equal to zero

branch on greater than zero bgtz > 0 のときに分岐

branch on less than zero bltz < 0 のときに分岐

set on less than slt < のとき 1 をセット

条件判定 set on less than unsigned sltu 符号なし slt

set on less than immediate slti 即値 slt

set on less than immediate unsigned sltiu 符号なし即値 slt

ジャンプ jump j ジャンプ

jump and link jal PC 値をレジスタに退避し

ジャンプ

手続きサポート jump register jr レジスタに退避させていた

（ジャンプ） PC 値を戻す

jump and link register jalr jal と jr

branch on greater than or bgezal bgez と jal

手続きサポート equal to zero and link

（条件分岐） branch on less than zero bltzal bltz と jal

and link

opcode rs rt rd shamt funct

R 形式 6 ビット 5 ビット 5 ビット 5 ビット 5 ビット 6 ビット

31 26 25 21 20 16 15 11 10 6 5 0

opcode rs rt immediate

I 形式 6 ビット 5 ビット 5 ビット 16 ビット

31 26 25 21 20 16 15 0

opcode address

J 形式 6 ビット 26 ビット

31 26 25 0

図 2: MIPS の命令のフィールド構成

命令は，プログラムの実行の流れを手続きの方へ分岐させる命令，手続きから元のプログラ

ムの実行の流れに戻す命令である．

1.2.3 命令の表現

MIPS の 1 命令の長さは 32 ビットである．命令はプロセッサ・ハードウェアにも人にも

理解しやすいように長さ数ビットのフィールド（ﬁeld）から構成されている．フィールドの

枠取りは命令形式と呼ばれ，MIPS の主な命令形式には (1) R 形式，(2) I 形式，(3) J 形式

の 3 種類がある．図 2 にこれらの命令形式のフィールド構成を示す．R 形式の命令は 6 個の

フィールド opcode, rs, rt, rd, shamt, funct から構成され，I 形式の命令は 4 個のフィー

ルド opcode, rs, rt, immediate から構成されている．J 形式の命令は，2 個のフィールド

opcode, address から構成されている．

R 形式の命令は，レジスタに収められているデータに対して演算を行い，その結果をレジ

スタに収める命令である．また，I 形式の命令は，即値およびデータ転送用の命令であり，レ

ジスタに収められているデータと命令内に書かれているデータを元に処理を行う．その結果

は，レジスタまたはメモリに収められる．J 形式の命令は，ジャンプおよび分岐用の命令で

あり，命令内に書かれているアドレスを元にジャンプおよび分岐処理を行う．

全ての命令形式において，命令の 26 ビット目から 31 ビット目までの 6 ビットは，命令

の形式および操作の種類を表す opcode で，命令操作コード（opcode; オペコード）と呼ばれ

る．R 形式と I 形式にある rs フィールドは第 1 ソース・オペランドと呼ばれ，1 つ目のソー

ス・オペランドのレジスタ，即ち操作対象データの在処を表す．R 形式にある rd フィールド

はデスティネーション・オペランドと呼ばれ，デスティネーション・オペランドのレジスタ，

即ち操作結果データの格納先を表す．R 形式と I 形式にある rt フィールドは R 形式では第

2 ソース・オペランドと呼ばれ，2 つ目のソース・オペランドのレジスタ，即ち操作対象デー

タの在処を表す．I 形式では，rt フィールドはデスティネーション・オペランドのレジスタ

で，操作結果データの格納先を表す．I 形式の immediate フィールドは，定数または即値の

オペランドで，ここにデータやアドレスが直接書かれる．J 形式の address フィールドも，

定数または即値のオペランドで，ここにアドレスが直接書かれる．R 形式の funct フィール

ドには，R 形式の命令の機能が書かれる．R 形式の shamt フィールドは shift amount の略

であり，語中のビットをシフト（shift）する命令のとき利用され，ここにシフトするビット

数が書かれる．

以降では，各命令形式の命令の，アセンブリ言語と機械語について述べる．

表 3: R 形式の主要な命令

区分命令略号機能の概要

add add 整数加算

add unsigned addu 符号なし整数加算

算術演算 subtract sub 整数減算

subtract unsigned subu 符号なし整数減算

shift right arithmetic sra 算術右シフト

and and ビット単位 AND

or or ビット単位 OR

nor nor ビット単位 NOR

論理演算 xor xor ビット単位 XOR

shift left logical sll 論理左シフト

shift right logical srl 論理右シフト

shift left logical variable sllv 論理左変数シフト

shift right logical variable srlv 論理右変数シフト

条件判定 set on less than slt < のとき 1 をセット

set on less than unsigned sltu 符号なし slt

jump register jr レジスタに退避させていた

手続きサポート PC 値を戻す

（ジャンプ） jump and link register jalr jal と jr

R 形式の命令

R 形式の命令には，算術演算命令，論理演算命令，条件判定命令，手続きサポートのため

の命令がある．表 3 に R 形式の主要な命令を示す．

アセンブリ言語では，R 形式の各フィールドがシンボルで表される．表 4 に R 形式の主要

な命令のアセンブリ言語の例を示す．例えば，アセンブリ言語で整数の減算（subtract）は

次のように書かれる．

sub $s1, $s2, $s3

sub は減算命令の名前 subtract の略号，$s1, $s2, $s3 はオペランドのレジスタであり，

$s1 はデスティネーション・オペランド，$s2 は第１ソース・オペランド，$s3 は第２ソース・

オペランドのレジスタである．この命令の意味は次のとおりである．

$s1 = $s2 - $s3

この命令によりレジスタ $s1 に $s2 - $s3 の結果が格納される．

機械語では，R 形式の opcode フィールドは全ての命令で同じであり，0 である．funct

フィールドは個々の命令に応じて異なり，この値により行う演算が指定される．表 5 に，R

形式の主要な命令の機械語の例を示す．例えば，sub を意味する funct フィールドの値は 34

である．デスティネーション・オペランド，第 1 ソース・オペランド，第 2 ソース・オペラ

ンドの値は使用されるレジスタに応じて異なる．この例では，$s1 がデスティネーション・

オペランド，$s2 が第 1 ソース・オペランド，$s3 が第 2 ソース・オペランドのレジスタであ

り，$s1，$s2，$s3 のレジスタ番号である 17，18，19 がそれぞれ rd，rs，rt フィールドの

値となっている．

表 4: R 形式の主要な命令のアセンブリ言語の例

区分命令の例意味説明

add $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 + $s3 3 オペランド，整数加算

addu $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 + $s3 3 オペランド，符号なし整数加算

算術演算 sub $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 - $s3 3 オペランド，整数減算

subu $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 - $s3 3 オペランド，符号なし整数減算

sra $s1,$s2,shamt $s1 = $s2 >> shamt 定数 shamt 分の算術右シフト

and $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 AND $s3 3 オペランド，ビット単位 AND

or $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 OR $s3 3 オペランド，ビット単位 OR

nor $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 NOR $s3 3 オペランド，ビット単位 NOR

論理演算 xor $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 XOR $s3 3 オペランド，ビット単位 XOR

sll $s1,$s2,shamt $s1 = $s2 << shamt 定数 shamt 分の論理左シフト

srl $s1,$s2,shamt $s1 = $s2 >> shamt 定数 shamt 分の論理右シフト

sllv $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 << $s3 定数 $s3 分の論理左シフト

srlv $s1,$s2,$s3 $s1 = $s2 >> $s3 定数 $s3 分の論理右シフト

条件判定 slt $s1,$s2,$s3 if($s2<$s3) $s1=1 $s2 と$s3 を比較

else $1=0

sltu $s1,$s2,$s3 if($s2<$s3) $s1=1 符号なし数値$s2 と$s3 を比較

else $1=0

手続きサポート jr $s1 goto $s1 PC を$s1 に設定

（ジャンプ）手続きからの戻り用

jalr $s1,$s2 goto $s1 + $s2 PC を$s1 + $s2 に設定

表 5: R 形式の主要な命令の機械語の例

命令例 op rs rt rd shamt funct

add add $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 32

addu addu $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 33

sub sub $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 34

subu subu $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 35

sra sra $s1,$s2,10 0 0 18 17 10 3

and and $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 36

or or $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 37

nor nor $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 39

xor xor $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 38

sll sll $s1,$s2,10 0 0 18 17 10 0

srl srl $s1,$s2,10 0 0 18 17 0 2

sllv sllv $s1,$s2,$s3 0 19 18 17 0 4

srlv srlv $s1,$s2,$s3 0 19 18 17 0 6

slt slt $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 42

sltu sltu $s1,$s2,$s3 0 18 19 17 0 43

jr jr $s1 0 17 0 0 0 8

jalr jalr $s1,$s2 0 17 0 18 0 9

表 6: I 形式の主要な命令

区分命令略号機能の概要

算術演算 add immediate addi 即値整数加算

add immediate unsigned addiu 即値符号なし整数加算

and andi 即値ビット単位 AND

論理演算 or ori 即値ビット単位 OR

xor xori 即値ビット単位 XOR

load word lw メモリからレジスタへ転送

データ転送 store word sw レジスタからメモリへ転送

load upper immediate lui 定数をレジスタの上位へ転送

branch on not equal bne 等しくないときに分岐

branch on equal beq 等しいときに分岐

branch on greater than or bgez >= のときに分岐

equal to zero

条件分岐 branch on less than or blez <= 0 のときに分岐

equal to zero

branch on greater than zero bgtz > 0 のときに分岐

branch on less than zero bltz < 0 のときに分岐

条件判定 set on less than immediate slti 即値 slt

set on less than immediate unsigned sltiu 符号なし即値 slt

branch on greater than or bgezal bgez と jal

手続きサポート equal to zero and link

（条件分岐） branch on less than zero and link bltzal bltz と jal

I 形式の命令

Ｉ形式の命令には，算術演算命令，論理演算命令，データ転送命令，条件分岐命令，条件

判定命令，手続きサポートのための命令がある．表 6 に，I 形式の主要な命令を示す．

I 形式の命令のアセンブリ言語も，R 形式の命令と同様に各フィールドがシンボルを用いて

表される．表 7 に I 形式の主要な命令のアセンブリ語の例を示す．表中の imm は immediate

フィールドを表している．例えば，アセンブリ言語でメモリからレジスタへの値の転送 (load

word) は次のように書かれる．

lw $s1, immediate($s2)

lw はレジスタへの値の転送命令の名前 load word の略号，$s1, $s2 はオペランドのレ

ジスタである．$s1 はデスティネーション・オペランド，$s2 は第 1 ソース・オペランド

のレジスタである．転送する元のメモリのアドレスが immediate($s2) で指定されている．

immediate($s2) は$s2 と immediate の和で，値の入っているメモリのアドレスを表すベー

ス相対アドレシングの表記である．sw もベース相対アドレシングの命令である．アドレシ

ング形式には，その他にレジスタ・アドレシング，即値アドレシング，PC 相対アドレシン

グ，擬似直接アドレシングがある．I 形式の命令では，addi, addiu などが即値アドレシン

グ，bne, bqe などが PC 相対アドレシングである．

機械語では，opcode フィールドは命令に応じて異なり，ほとんどの命令は opcode フィー

ルドの値によって識別できる．表 8 に I 形式の主要な命令の機械語の例を示す．例えば，lw

を意味する opcode フィールドの値は 35 である．デスティネーション・オペランド，第 1 ソー

ス・オペランドの値は使用されるレジスタに応じて異なる．lw の例では，$s1 がデスティネー

ション・オペランド，$s2 が第 1 ソース・オペランドであるため，rt, rs のフィールドの値

はそれぞれ 17, 18 となる．bgez, bltz, bgezal, bltzal の opcode フィールドは全て 1 で

あり，条件の種類を rt フィールドの値で識別する．

表 7: I 形式の主要な命令のアセンブリ語の例

区分命令意味備考

算術演算 addi $s1,$s2,imm $s1 = $s2 + imm imm を加算

addiu $s1,$s2,imm $s1 = $s2 + imm 符号なし imm を加算

andi $s1,$s2,imm $s1 = $s2 AND imm ビット単位$s2,imm AND

論理演算 ori $s1,$s2,imm $s1 = $s2 OR imm ビット単位$s2,imm OR

xori $s1,$s2,imm $s1 = $s2 XOR imm ビット単位$s2,imm XOR

lw $s1,imm($s2) $s1 = メモリ ($s2+imm) メモリ ($s2+imm) から

レジスタ$s1 へ転送

データ転送 sw $s1,imm($s2) メモリ ($s2+imm)=$s1 レジスタ$s1 からメモリ

($s2+imm) へ転送

lui $s1,imm $s1=imm * 2

imm を$s1 の上位 16 ビットへ

転送

bne $s1,$s2,imm if($s1!=$s2) goto $s1 と$s2 が等しくないときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

beq $s1,$s2,imm if($s1==$s2) goto $s1 と$s2 が等しいときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

bgez $s1,imm if($s1>=0) goto $s1 が 0 以上のときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

条件分岐 blez $s1,imm if($s1<=0) goto $s1 が 0 以下のときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

bgtz $s1,imm if($s1>0) goto $s1 が 0 より大きいときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

bltz $s1,imm if($s1<0) goto $s1 が 0 より小さいときに

(PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

slti $s1,$s2,imm if($s2<imm) $s1=1 $s2 と imm を比較

条件判定 else $s1=0

sltiu $s1,$s2,imm if($s2<imm) $s1=1 符号なし数値$s2 と imm を

else $s1=0 比較

bgezal $s1,imm if($s1>=0+$ra) 戻り番地以上であれば

手続きサポート goto (PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

（条件分岐） bltzal $s1,imm if($s1<0+$ra) 戻り番地より小さければ

goto (PC+4)+imm*4 PC は (PC+4)+imm*4

表 8: I 形式の主要な命令の機械語の例

命令例 op rs rt immediate

addi addi $s1, $s2, 100 8 18 17 100

addiu addiu $s1, $s2, 100 9 18 17 100

andi andi $s1, $s2, 100 12 18 17 100

ori ori $s1, $s2, 100 13 18 17 100

xori xori $s1, $s2, 100 14 18 17 100

lw lw $s1, 100($s2) 35 18 17 100

sw sw $s1, 100($s2) 43 18 17 100

lui lui $s1, 100 15 0 17 100

bne bne $s1, $s2, 100 5 18 17 100

beq beq $s1, $s2, 100 4 18 17 100

bgez bgez $s1, 100 1 17 1 100

blez blez $s1, 100 6 17 0 100

bgtz bgtz $s1, 100 7 17 0 100

bltz bltz $s1, 100 1 17 0 100

slti slti $s1, $s2, 100 10 18 17 100

sltiu sltiu $s1, $s2, 100 11 18 17 100

bgezal bgezal $s1, 100 1 17 17 100

bltzal bltzal $s1, 100 1 17 16 100

表 9: J 形式の主要な命令

区分命令略号機能の概要

ジャンプ jump j ジャンプ

手続きサポート jump and link jal PC 値をレジスタに退避し

（ジャンプ）ジャンプ

J 形式の命令

J 形式の命令には，ジャンプ命令と手続きサポート命令がある．表 9 に，J 形式の主要な

命令を示す．

J 形式のアセンブリ言語も，R 形式や I 形式の命令と同様に各フィールドがシンボルを用

いて表される．表 10 に J 形式の主要な命令のアセンブリ語の例を示す．例えば，アセンブ

リ言語でジャンプ j（jump）は次のように書かれる．

j address

j はジャンプの略号であり，address はジャンプ先のアドレスを指定する値である．j 命令

では擬似直接アドレッシングでジャンプ先を決定する．擬似直接アドレッシングとは，命令

中の 26 ビットと PC の上位ビットを連結したものがジャンプ先のアドレスとなるアドレッシ

ング形式である．jal 命令も擬似直接アドレッシングでジャンプを行う命令である．

J 形式の命令は opcode フィールドの値で識別される．表 11 に，J 形式の主要な命令の機械

語の例を示す．j 命令，jal 命令の opcode フィールドの値はそれぞれ 2, 3 である．address

フィールドにはジャンプ先の 26 ビット分のアドレスが入る．

表 10: J 形式の主要な命令のアセンブリ語の例

区分命令意味備考

ジャンプ j address goto address * 4 PC を address*4 に

手続きサポート jal address $ra=PC+4 次の命令番地を$ra へ

（ジャンプ） goto address * 4 PC を address*4 に

表 11: J 形式の主要な命令の機械語の例

命令例 op address

j j 100 2 100

jal jal 100 3 100

1.3 命令セット・アーキテクチャの実現方式

プロセッサの命令セット・アーキテクチャは，1.2 節で述べたように，プロセッサハード

ウェアと機械語との間の抽象的なインタフェースである．プロセッサハードウェアは，命令

セット・アーキテクチャが論理回路として設計され，ハードウェアの形で実現されたもので

ある．

命令セット・アーキテクチャを実現する方式には，単純なものから複雑でより高性能なも

のまで様々なものがある．全ての命令の実行が 1 クロック・サイクルを要するシングルサイ

クルの実現方式や，複数サイクルを要するマルチサイクルの実現方式，シングルサイクル方

式をパイプライン化した実現方式などがある．さらに，パイプライン方式でフォワーディン

グ機構を有するものや，分岐予測機構を有するもの，複数命令発行，投機実行の機構を有す

るもの等もある．

MIPS のような RISC（Reduced Instruction Set Computer）プロセッサは，制御命令の数

を減らし，複雑な処理を単純な命令の組み合わせで行うことで，回路を単純化し演算速度の

向上を図っている．一方，CISC（Complex Instruction Set Computer）プロセッサは，１つ

の命令で複雑な処理を一気に行うことができるように設計されている．ソフトウェア側で指

定する命令を減らせる利点がある反面，CPU の仕組みが複雑になり，高速化しにくいとい

う欠点もある．近年の CISC CPU は，パイプライン等の RISC 技術を取り入れ，RISC と

CISC の長所を併せ持った CPU となっている．

2 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「導入編」

2.1 設計するプロセッサの命令セット・アーキテクチャとその実現方式

本実験では，1.2 節に示した命令セット・アーキテクチャを実現するプロセッサの設計を

行う．命令セットアーキテクチャの実現方式は，全ての命令の実行が 1 クロック・サイクル

を要するシングルサイクル方式とする．

本実験で設計するプロセッサは，参考文献 [7,8,9] のシングルサイクルプロセッサの構成に

基づいており，よく知られた RISC プロセッサの一つである MIPS の命令セットのサブセッ

トに対応している．

2.2 プロセッサ設計の準備

本実験では，ICE の Linux マシン上で， Altera 社の EDA ツールを使用して，プロセッ

サの設計を行う．計算機と EDA ツールの環境設定方法は，前の実験「EDA ツールを用い

た論理回路設計」と全く同じである．3.1 節を参考にして，環境設定を行うこと．

2.3 プロセッサの動作実験用コンピュータの構成

設計したプロセッサの動作実験は，Altera DE2-115 ボード上に実現する，プロセッサの動

作実験用コンピュータを用いて行う．このコンピュータの CPU として，設計した MIPS 型

CPU

を使用する．この動作実験用コンピュータは，図

に示した一般的なコンピュータを

ハードウェア実現したものである．図 3 に DE2-115 ボード上に実現するコンピュータの構

成を示す．この構成は，5 つの構成要素からなる図 1 の構成に基づいており，キーボードと

制御

(プロセッサ) 記憶

データパス

(Cクロスコンパイラ)

キーボード

液晶ディスプレイ

ABCDE

入力

出力

FPGA

DE2 ボード

図 3: プロセッサの動作実験用コンピュータの構成

液晶ディスプレイがそれぞれ，(1) 入力装置，(2) 出力装置，DE2-115 ボード上の FPGA 内

の回路が (3) 記憶装置，(4) 制御装置，(5) データパスを実現している．C クロスコンパイラ

は，プロセッサの設計を行う Linux マシン上で動作し，C 言語で書かれたプログラムを本

実験で設計する MIPS 型 CPU のマシン・コードに変換する．

図 4: コンピュータの内部構成

図 4 にコンピュータの内部構成を示す．液晶ディスプレイとキーボードが，DE2-115 ボー

ドの VGA 端子と PS/2 端子を介して DE2-115 ボード上の FPGA に接続されている．この

FPGA 内には，CPU や記憶装置（命令メモリとデータメモリ），VGA コントローラ，キー

ボードコントローラが実現される．

2.4 動作実験の手順

DE2-115 ボードを用いたプロセッサの動作実験は，下記の 1 から 5 の手順で行う．手順 5

のスライドスイッチの操作では，CPU の動作クロック周波数を表 12 に基づき設定する．表

12 は，図 5 に示す DE2-115 ボードのスライドスイッチ SW1, SW0 の設定値と CPU の動作

クロック周波数の関係を表している．なお，スライドスイッチは上げると 1，下げると 0 が

FPGA に入力される．CPU の動作クロック周波数は 2[Hz], 200[Hz], 1000[Hz], 手動クロッ

クの中から選択でき，手動クロックを選択した場合は，KEY3 を押す毎にクロックパルスが

CPU に１つ送られる．CPU を 1 クロックずつ動作させる必要がある実験では手動クロック

を選択する．DE2-115 ボードの 7 セグメント LED にはプロセッサの PC の値が表示され

る．なお，KEY2 を押すと，CPU 及び周辺回路がリセットされる．

1. MIPS 型 CPU で実行するプログラムのコンパイル（クロスコンパイル）

2. MIPS マシン・コードから命令メモリ (図 4) のメモリイメージファイルへの変換

3. CPU ならびに周辺回路の論理合成

4. DE2-115 ボードへのダウンロード

5. DE2-115 ボードのスライドスイッチ，プッシュスイッチを操作して CPU でプログラ

ムを実行

表 12: スライドスイッチ SW1, SW0 による CPU の動作クロック周波数の設定

(SW1, SW0) クロック周波数 [Hz]

(0, 0) 2

(0, 1) 200

(1, 0) 1000

(1, 1) 手動クロック

!"#

$%&'#

()*+,'#

-./#

00#

12345# 1236#

7893:# 78936#

;<$=-#

./#

>?#

@'=#

A1B(#

$%&'#

C1DE#

$%&'#

FCB(#

G)HIJKLM3NOP#

,QRSTUQV#

TWUXTUQV#

Y8Z#

5[\]=^

Y8Z#

図 5: Altera DE2-115 ボード

3 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「基礎編」

本実験では，シングルサイクル RISC プロセッサの設計と動作実験を行う．第 1 週目の実

験では，プロセッサの動作実験と，即値符号なし整数加算命令（addiu）とストア・ワード

命令（sw）についてのプロセッサの追加設計を行う．

3.1 マシン・コードの動作実験 1-1（ディスプレイへの文字出力）

マシン・コードの動作実験 1-1 では，ディスプレイに文字 ’B’ を 1 つ表示する MIPS マ

シン・コード print B.bin と，それを実行するプロセッサを FPGA 上に実現しその動作を

確認する．この実験を通じて，プロセッサの動作実験の各手順の理解を目指す．本動作実験

では，即値符号なし整数加算命令（add immediate unsigned：addiu）とストア・ワード命令

（store word：sw）が未実装なプロセッサにおいて，それらの命令を含む簡単な機械語のマシ

ン・コードを実行すると，どのような動作をするかを観察する．本実験で観察した結果は，

次のプロセッサの追加設計 1 において，addiu と sw が正しく動くプロセッサを完成させた

後，動作比較の対象として用いる．

3.1.1 MIPS マシン・コードからのメモリ・イメージファイルの作成

本実験では，まず，MIPS マシン・コードをプロセッサの命令メモリのメモリ・イメージ

ファイルに変換する．この変換により，QuartusII で論理合成可能なメモリ・イメージファイ

ルが得られる．このメモリ・イメージを命令メモリに持ったプロセッサを論理合成すること

により，変換元のマシン・コードを実行するプロセッサが得られる． MIPS マシン・コード

の例として print B.bin

を使用する．また変換には，変換プログラム bin2v を使用する．

最初に，2.2 節に従って EDA ツールの環境設定を行ったのち，「bin2v print B.bin」で

MIPS マシン語プログラムからメモリ・イメージファイルを作成する．この変換により，論

理合成用のメモリ・イメージファイル rom8x1024 DE2.mif が得られる．また，機能レベルシ

ミュレーション用の Verilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v も同時に生成される．メモリ・イ

メージファイル rom8x1024 DE2.mif は，論理合成の際に QuartusII によって読まれるファ

イルである．また，機能レベルシミュレーション用の Verilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v

は，機能レベルシミュレーションとプロセッサが実行する命令列を確認する際に使用する．

本実験で使用する MIPS マシン・コード print B.bin は，正しいプロセッサ（即値符号

なし整数加算命令 addiu と，ストア・ワード命令 sw が実装済みのプロセッサ）で動作させ

ると，次の 1, 2, 3 のような動作をする命令列を含んだ，バイナリファイルである．

1. データメモリ（RAM）の 0x0300 番地に 0 を格納

addiu $s2, $s0, 0x0300

sw $s0, 0x0000($s2)

2. RAM の 0x0304 番地に 2 を格納

addiu $s3, $s0, 0x0304

addiu $s2, $s0, 0x0002

sw $s2, 0x0000($s3)

3. RAM の 0x0300 番地に 1 を上書き

addiu $s3, $s0, 0x0300

addiu $s2, $s0, 0x0001

sw $s2, 0x0000($s3)

3.1.2 命令メモリに格納される命令列の確認

本実験では，次に，プロセッサの命令メモリに格納される命令列の確認を行う．この確認に

は，bin2v により生成された機能レベルシミュレーション用のVerilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v

を使用する．図 6 に rom8x1024 sim.v の一部を示す．図 6 の case ブロック内の各行は，

本実験で設計するプロセッサにおける，命令メモリの 10-bit アドレスとそこに格納される

32-bit 命令の機械語が記述されている．各行の // 以降のコメント部には，その行に記述さ

れているアドレスと命令に関するコメントが記述されている．コメント部には，左から，実

際の MIPS の命令メモリにおけるアドレス，命令名，命令の内容が記述されている．ここ

で，シンボル REG[0], ..., REG[31] は，レジスタ 0 番から 31 番，すなわち $zero, ..., $ra

<省略>

case (word_addr)

<省略>

10’h00b: data = 32’h24020300; // 0040002c: ADDIU, REG[2]<=REG[0]+768(=0x00000300); ここが PC=0x002c の命令

10’h00c: data = 32’hac400000; // 00400030: SW, RAM[REG[2]+0]<=REG[0];

10’h00d: data = 32’h24030304; // 00400034: ADDIU, REG[3]<=REG[0]+772(=0x00000304);

10’h00e: data = 32’h24020002; // 00400038: ADDIU, REG[2]<=REG[0]+2(=0x00000002);

10’h00f: data = 32’hac620000; // 0040003c: SW, RAM[REG[3]+0]<=REG[2];

10’h010: data = 32’h24030300; // 00400040: ADDIU, REG[3]<=REG[0]+768(=0x00000300);

10’h011: data = 32’h24020001; // 00400044: ADDIU, REG[2]<=REG[0]+1(=0x00000001);

10’h012: data = 32’hac620000; // 00400048: SW, RAM[REG[3]+0]<=REG[2];

<省略>

endcase

<省略>

図 6: rom8x1024 sim.v の一部

を表す (表 1)．また，シンボル RAM[w] は，データメモリの w 番地を表す．

例えば，図 6 の case ブロック内の最初の記述は，本実験で設計するプロセッサの命令メモ

リの 0x00b 番地に機械語 0x24020300 が格納されることを表している．また，この命令は

実際の MIPS では 0x0040002c に格納され，命令名は addiu，レジスタ 2 番にレジスタ 0

番（値は常に 0）+768 の結果をセットする命令であることを表している．なお，本実験で

設計するプロセッサのプログラムカウンタ PC=(0x h3 h2 h1 h0) が指す命令は，本プロ

セッサの命令メモリでは，アドレスを右に 2-bit シフトした ( (0x h3 h2 h1 h0) >> 2 )

番地に格納されている．例えば，本実験で設計するプロセッサの PC=0x002c が指す命令は，

本プロセッサの命令メモリの (0x002c) >> 2，即ち 0x000b 番地に格納されている．また，

本実験で設計するプロセッサのプログラムカウンタ PC=(0x h3 h2 h1 h0) が指す命令は，

実際の MIPS の命令メモリでは，アドレスの上位に 0x0040 を付加した (0x0040 h3 h2 h1

h0) 番地に格納されている．

print B.bin から生成された rom8x1024 sim.v, または，図 6 の Verilog HDL 記述を

解析し，次の 1, 2, 3, 4, 5 に答えよ．なお，addiu は即値符号なし整数加算命令，sw はレ

ジスタの値をメモリに転送するストア・ワード命令，レジスタ 0 番の値は常に 0 である．

1. プロセッサが PC=0x002c の命令を実行することにより，レジスタ REG[2] の値がい

くらになるかを予想せよ．

2. プロセッサが PC=0x0030 の命令を実行することにより，RAM の 768 (0x00000300)

番地の値がいくらになるかを予想せよ．

3. プロセッサが PC=0x0034 番地の命令を実行することにより，REG[3] の値いくらにな

るかを予想せよ．

4. プロセッサが PC=0x003c の命令を実行すると，RAM の何番地の値が変化し，変化

後の値はいくらかを予想せよ．

5. プロセッサが PC=0x0048 の命令を実行すると，RAM の何番地の値が変化し，変化

前，変化後の値はそれぞれいくらかを予想せよ．

3.1.3 論理合成

本実験では，次に，addiu 命令と sw 命令が未実装なプロセッサならびに命令メモリ，その

他周辺回路の論理合成を行う．論理合成には，bin2v により生成された論理合成用のメモリ・イ

http://www.ice.nuie.nagoya-u.ac.jp/jikken/hard/j2hard-mips/k01 addiu sw/print B.bin

メージファイル rom8x1024 DE2.mif とプロセッサの Verilog HDL 記述一式 mips de2-115.tar.gz

を使用する．

「tar xvfz ./mips de2-115.tar.gz」で mips de2-115.tar.gz を展開し，プロセッサの

ソース一式を得る．プロセッサのソース一式と rom8x1024 DE2.mif を，Quartus II を使用して

論理合成すると FPGA にダウンロード可能なストリーム・アウト・ファイル DE2 115 Default.sof

が得られる．

本実験を通じで完成させる未完成なプロセッサの Verilog HDL 記述一式が，ディレクトリ

mips de2-115 のサブディレクトリ MIPS に展開される．新たに，プロセッサのメイン制御回路

の Verilog HDL 記述 main ctrl.vも，同じサブディレクトリ mips de2-115/MIPS 内に存在す

る．メモリ・イメージファイル rom8x1024 DE2.mif をディレクトリ mips de2-115 にコピーし，

ディレクトリ mips de2-115 に cd して，「quartus sh --flow compile DE2 115 Default」

で論理合成を行う．論理合成には，計算機の性能により 5 分から 20 分程度の時間がかかる．

論理合成が完了すると，ディレクトリ mips de2-115 内に FPGA にダウンロード可能なプロ

セッサなど回路一式のストリーム・アウト・ファイル DE2 115 Default.sof が生成される．

3.1.4 FPGA を用いた回路実現

本実験では，次に，addiu 命令と sw 命令が未実装なプロセッサの実際の動作を観察する．

観察した結果は，次のプロセッサの追加設計 1 において，addiu と sw が正しく動くプロセッ

サを完成させた後，動作比較の対象として用いる．ここでは，論理合成により生成されたプ

ロセッサなど回路一式のストリーム・アウト・ファイル DE2 115 Default.sof を， Quartus

II を用いて DE2-115 ボード上の FPGA にダウンロードし，動作させる．DE2-115 ボード

上のプッシュスイッチ KEY2, KEY3 は，それぞれプロセッサをリセットするためのスイッ

チ，クロックパルスを生成するためのスイッチである．

DE2-115 ボードのスライドスイッチ SW0, SW1 をともに 1（上）にして，プロセッサへの

クロック供給を手動モードにする．プロセッサへのクロック供給が手動モードの時，KEY3

を 1 回押すと，プロセッサにクロックパルスが 1 つ送られ，プロセッサは PC の指してい

る命令メモリの命令を 1 つ実行する．なお，本実験で設計するプロセッサは，命令メモリの

0x0000 番地の命令から実行を開始する．

今回プロセッサが実行するマシン・コード print B.bin はディスプレイ下部に文字 ’B’ を

1 つ表示するプログラムである．KEY3 を数回押しプロセッサにクロックパルスを送り，プ

ロセッサに PC=0x0000 番地から PC=0x0048 番地までの命令を実行させ，ディスプレ

イ下部に文字 ’B’ が 1 つ表示されるかどうかを確認せよ．この時，ディスプレイ上部には

プロセッサ内部の主な信号線の現在の値が表示されている．一方，ディスプレイ下部に文字

は全く表示されないはずである．

図 7 に動作実験 1-1 のプロセッサのブロック図を示す．ディスプレイ上の信号線名とブ

ロック図中の信号線名は，似た名前のもの同士が対応している．例えば，ディスプレイ上の

表示 PC, ALUY がブロック図中のプログラムカウンタ PC, ALU の出力 alu y にそれぞれ対

応している．ALUY の表示の後の A, CTRL, B, COMP は，それぞれブロック図中の ALU の入

力 a, alu ctrl, b, 出力 alu cmp に対応している．COMP の表示の後の REGD1, IDX, REGD2, IDX

は，それぞれブロック図中のレジスタファイル Registers の出力 read data1, 入力 read idx1,

出力 read data2, 入力 read idx2 に対応している．その後の REGWRITED, IDX, WEN は，それ

ぞれ Registers の入力 write data, write idx, write enable に対応している．RAMRDAT, ADDR,

WDATA, WEN は，それぞれブロック図中のデータメモリ RAM の出力 RAM data, 入力 RAM

http://www.ice.nuie.nagoya-u.ac.jp/jikken/hard/j2hard-mips/k01 addiu sw/mips de2-115.tar.gz

address, RAM write data, write enable に対応している．これらの対応関係をまとめると表

13 のようになる．ブロック図中の線の幅はビット幅と対応しており，一番細い線は 1-bit の

線，一番太い線は 32-bit の配線を表している．また，ブロック図左下の ROM が，命令メモ

リである．プロセッサはここから命令を読み，命令毎に決められた処理を行う．ブロック図

右下の RAM は，データメモリである． 3.1.2 節の 1, 2, 3, 4, 5 で予想した結果と同じよ

うに動作するかどうかを確認せよ（予想と異なり，正しくない動作のはずである）．この結

果から，プロセッサが，addiu 命令と sw 命令を正しく実行できていないことが分かる．

次の実験 1-2 では，プロセッサの追加設計を行い，プロセッサ内部で行われるデータ転送

や演算などを制御するメイン制御回路を，これらの命令に対応したものにする．

表 13: ディスプレイに表示される信号線名とブロック図中の信号線との対応関係

ディスプレイに表示される信号線名ブロック図中の信号線

PC PC（プログラムカウンタの現在の値）

ALUY alu y（ALU の演算結果出力）

A a（ALU への入力）

CTRL alu ctrl（ALU への制御用入力）

B b（ALU への入力）

COMP alu cmp（ALU での比較結果出力）

REGD1 read data1（レジスタファイル Registers の出力）

REGD1 の後の IDX read idx1（Registers への入力）

REGD2 read data2（Registers の出力）

REGD2 の後の IDX read idx2（Registers への入力）

REGWRITED write data（Registers への入力）

REGWRITED の後の IDX write idx（Registers への入力）

REGWRITED の後の WEN write eneble（Registers に対する書込許可制御入力）

RAMRDAT RAM data（データメモリ RAM からの出力）

ADDR RAM address（RAM へのアクセスアドレス入力）

WDATA RAM write data（RAM への書込データ入力）

WDATA の後の WEN write enable（RAM に対する書込許可制御入力）

ALU

plus4

ROM

MUX

alu_ram_sel

命令

alu_cmp

RAM

address

RAM

write data

write

enable

alu_y

RAM

data

Registers

write idx

write data

write enable

read idx2

read idx1

[25-21]

[20-16]

controler

alu_ctrl

adder32

メイン

コントロール

++4

<<2

[15-0]

[15-11]

sign_ext

MUX

alu_b_sel1

a16

y32

ALU

MUX

reg_widx_sel2

alu_ctrl

link

MUX

alu_ram_s

alu_b_sel2

MUX

[10-6]

shiftv

MUX

RAM

MUX

pc_sel

is_branch

IsBranch

[25-0]

[5-0]

link_sel

shifter

MUX

do_sign_ext

alu_op

func

reg_widx

_sel1_s

reg_widx_sel1

read

_data1

read

_data2

is_branch_ctrl

pc_next

図 7: 動作実験 1-1 のプロセッサのブロック図

3.2 プロセッサの追加設計 1（addiu 命令，sw 命令）と動作実験 1-2

本実験では，まず，プロセッサの追加設計と動作実験を行い，プロセッサの追加設計の手

順とプロセッサの動作の理解を目指す．ここでは，addiu 命令と sw 命令が未実装なプロセッ

サを例とし，追加設計を行い，両命令が正しく実行されるプロセッサを完成させる．さらに，

プロセッサを実際に動作させて観察する．

3.2.1 addiu 命令のためのメイン制御回路の追加設計

本実験では，動作実験 1 で動作を確認した addiu 命令と sw 命令が未実装なプロセッサ

について，追加設計を行う．ここでは，動作実験 1 で使用したプロセッサのメイン制御回

路の Verilog HDL 記述 main ctrl.v を使用する．main ctrl.v は，動作実験 1 でプロセッ

サの Verilog HDL 記述一式 mips de2-115.tar.gz を展開した際に作成されたディレクトリ

mips de2-115 のサブディレクトリ MIPS にある．ソースファイル main ctrl.v 中のコメン

ト，追加設計 1 のヒント (1)∼(9) の周辺を，下記の 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9 の手順で適

切なものに変更せよ．

0. addiu 命令について

• addiu 命令は，命令の rs フィールドで指定されるレジスタの値と命令に直接書か

れている値 immediate を，符号なし整数加算し，結果を命令の rt フィールドで

指定されるレジスタに格納する命令である．

• addiu 命令実行時のプロセッサ内の信号の流れを図 8 に示す．青線（濃い灰色の

線），緑線（薄い灰色の線）とラベル付けされた信号線が，addiu 命令の実行に関

わっている．以下では，信号の流れがブロック図のようになるように，赤線（(2)

∼(9) の番号付きの線）とラベル付けされた制御信号を適切に設定する．なお，制

御信号に付いた (2)∼(9) の番号と，ヒントの番号の間には対応関係がある．

• addiu 命令は符号拡張された immediate と rs の符号なし整数加算を行う．

• ブロック図中の sign ext は符号拡張モジュールである（参考文献 [9] pp.285，ま

たは参考文献 [8] pp.270）．また，MUX は，2 入力 1 出力の Multiplexer, 選択回

路を表しており，その 2 つの入力信号のうち，0 のラベルが付けられている方が，

選択信号が 0 の時に出力される信号である．ALU (Arithmetic and Logic Unit; 算

術論理演算ユニット) は，加算や減算，シフト，AND, OR などの演算を行うもの

である．

1. 追加設計 1 のヒント (1)：I 形式の命令 addiu の追加，命令コードの定義

• addiu の命令操作コードが「6’b001001」であることから，記述「‘deﬁne ADDIU

6’b001100」を「‘deﬁne ADDIU 6’b001001」に変更する．

2. 追加設計 1 のヒント (2)：I 形式の命令 addiu の追加，is branch モジュールへの制御

信号の記述

• is branch は条件分岐用のモジュールである（図8，参考文献 [9] pp.295-299, pp.287，

または参考文献 [8] pp.280-284, pp.271）．

ALU

plus4

ROM

MUX

alu_ram_sel

命令

alu_cmp

RAM

address

RAM

write data

write

enable

alu_y

RAM

data

Registers

write idx

write data

write enable

read idx2

read idx1

[25-21]

[20-16]

controler

alu_ctrl

adder32

メイン

コントロール

++4

<<2

[15-0]

[15-11]

sign_ext

MUX

alu_b_sel1

a16

y32

ALU

MUX

reg_widx_sel2

alu_ctrl

link

MUX

alu_ram_s

alu_b_sel2

jpr

MUX

[10-6]

shiftv

MUX

RAM

MUX

pc_sel

IsBranch

[25-0]

[5-0]

link_sel

shifter

MUX

do_sign_ext

alu_op

func

reg_widx

_sel1_s

reg_widx_sel1

targetaddr

read

_data1

read

_data2

is_branch_ctrl

pc_next

(2) do nothing

(3)

(5)

(4)

(6)

(7)

(8)

(9)

Registers/RAMアクセス、ALUを用いた計算

次のPCの値pc_nextの計算

メインコントロールからMUX等への制御信号

(2)∼(9)はmain_ctrl.v中のaddiuに関するヒント番号

青線

緑線

赤線

図 8: addiu 命令実行時のプロセッサ内の信号の流れ

• addiu 命令は beq (branch on equal) 命令などの条件分岐命令ではないので，is branch

への制御信号としては「3’b110」が適切である（ソース中の is branch に関するコメ

ント (ヒントの数十行上あたり)「// is branch d0 // 分岐判定モジュール is branch

の制御信号 // 3’b000, ==, EQ // ... ＜省略＞... // 3’b110, do nothing」より）．

• 記述「‘ADDIU: is branch ctrl tmp = 3’bXXX;」を「‘ADDIU: is branch ctrl tmp

= 3’b110;」に変更する．

3. 追加設計 1 のヒント (3)：I 形式の命令 addiu の追加，ALU の入力ポート B へ流す

データを選択するセレクト信号の記述

• ALU の B ポートに，命令に直接書かれている値 immediate（命令 [15:0]）を転送

するには，セレクタ alu b sel1 のセレクト信号を 1’b0 にするのがよいか，1’b1

にするのがよいかを考える．

• 「1’b1」にするのがよいことから（図 8 より），記述「‘ADDIU: alu b sel1 s tmp

= 1’bX;」を「‘ADDIU: alu b sel1 s tmp = 1’b1;」に変更する．

4. 追加設計 1 のヒント (4)：I 形式の命令 addiu の追加，符号拡張を行うかどうかの制御

• sign ext は符号拡張モジュールである（図 8，参考文献 [9] pp.285，または参考文

献 [8] pp.270）．

• sign ext への制御信号としては「1’b1」が適切である（ソース中の do sign ext に

関するコメント (ヒントの数行上あたり)「// do sign ext // 符号拡張モジュール

sign ext の制御信号// do sign ext == 1’b0：16-bit データを 32-bit 化するとき符

号拡張を行わない// do sign ext == 1’b1：16-bit データを 32-bit 化するとき符

号拡張を行う」より）．

• 記述「| | ((op code == ‘ADDIU) && 0)」を「| | (op code == ‘ADDIU)」に変

更する．

5. 追加設計 1 のヒント (5)：I 形式の命令 addiu の追加，加算を行う制御信号の記述

• alu op は ALU 制御モジュール alu ctrler への制御信号である（図 8，参考文献

[9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• addiu 命令は ALU に加算を行わせる命令なので，制御信号 alu op の値として

「3’b000」が適切である（ソース中の alu op に関するコメント (ヒントの数行上あ

たり)「 // alu op // ALU 制御モジュール alu ctrler の制御信号// 3’b000, ALU

に加算を行わせる// 3’b001, ALU に LUI の処理を行わせる// 3’b010, ALU に

R 形式の命令に対して，R 形式の機能コードに応じた演算を行わせる// 3’b011,

ALU に AND 演算を行わせる// 3’b100, ALU に OR 演算を行わせる// 3’b101,

ALU に XOR 演算を行わせる// 3’b110, ALU に SLT の処理を行わせる// 3’b111,

ALU に SLTU の処理を行わせる」より）．

• 記述「‘ADDIU: alu op tmp = 3’bXXX;」を「‘ADDIU: alu op tmp = 3’b000;」に

変更する．参考文献 [7,8,9] とは制御コードがやや異なる．

6. 追加設計 1 のヒント (6)：I 形式の命令 addiu の追加，レジスタファイルへの制御信号

の記述

• reg write enable はレジスタファイル registers の書き込み制御信号である（図 8，

参考文献 [9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• addiu 命令は演算結果をレジスタに書き込む命令なので，制御信号 reg write enable

の値として「1’b1」が適切である（ソース中の reg write enable に関するコメント

(ヒントの数行上あたり)「// reg write enable // レジスタファイル registers の書き

込み制御信号// reg write enable == 1’b0：書き込みを行わない// reg write enable

== 1’b1：書き込みを行う」より）．

• 記述「‘ADDIU: reg write enable tmp = 1’bX;」を「‘ADDIU: reg write enable tmp

= 1’b1;」に変更する．

7. 追加設計 1 のヒント (7)：I 形式の命令 addiu の追加，レジスタファイルの方へ流す

データを選択するセレクト信号の記述

• alu ram sel s はセレクタ alu ram sel モジュールのセレクト信号である（図 8，参

考文献 [9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• ALU から出てくる演算結果をレジスタに転送するには，alu ram sel のセレクト

信号を 1’b0 にするのがよいか，1’b1 にするのがよいかを考える．

• 「1’b0」にするのがよいことから（図 8 より），記述「‘ADDIU: alu ram sel s tmp

= 1’bX;」を「‘ADDIU: alu ram sel s tmp = 1’b0;」に変更する．

8. 追加設計 1 のヒント (8)：I 形式の命令 addiu の追加，レジスタファイルの write idx

へ流すデータを選択するセレクト信号の記述 (1)

• reg widx sel1 s はセレクタ reg widx sel1 モジュールのセレクト信号である（図 8，

参考文献 [9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• レジスタファイルのデータ書き込み先インデックス write idx に，命令の rt（命

令 [20:16]）を転送するには，reg widx sel1 のセレクト信号を 1’b0 にするのがよ

いか，1’b1 にするのがよいかを考える．

• 「1’b0」にするのがよいことから（図 8より），記述「‘ADDIU: reg widx sel1 s tmp

= 1’bX;」を「‘ADDIU: reg widx sel1 s tmp = 1’b0;」に変更する．

9. 追加設計 1 のヒント (9)：I 形式の命令 addiu の追加，レジスタファイルの write idx

へ流すデータを選択するセレクト信号の記述 (2)

• link はセレクタ reg widx sel2 モジュールのセレクト信号である（図 8，参考文献

[9] pp.101，または参考文献 [7] pp.71）．

• レジスタファイルのデータ書き込み先インデックス write idx に，命令の rt（命

令 [20:16]）を転送するには，reg widx sel2 のセレクト信号を 1’b0 にするのがよ

いか，1’b1 にするのがよいかを考える．

• 「1’b0」にするのがよいことから（図 8 より），記述「‘ADDIU: link tmp = 1’bX;」

を「‘ADDIU: link tmp = 1’b0;」に変更する．

3.2.2 sw 命令のためのメイン制御回路の追加設計

本実験では，次に，sw 命令についての追加設計を行う．ここでも，プロセッサのメイン

制御回路の Verilog HDL 記述 main ctrl.v を使用する．main ctrl.v は，addiu 命令につ

いての追加設計を行った後のものを使用する．ソースファイル main ctrl.v 中のコメント，

追加設計 1 のヒント (10)∼(16) の周辺を，下記の 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7 の手順で適切に変更

せよ．

0. sw 命令について

• sw 命令は，命令の rt フィールドで指定されるレジスタの値をメモリに転送する

命令である．命令の rs フィールドで指定されるレジスタの値と命令に直接書かれ

ている値 immediate との和が，転送先のメモリのアドレスとなる．

• sw 命令実行時のプロセッサ内の信号の流れを図 9 に示す．青線（濃い灰色），緑

線（薄い灰色）とラベル付けされた信号線が sw 命令の実行に関わっている．以

下では，信号の流れがブロック図のようになるように，赤線（(11)∼(16) の番号）

とラベル付けされた制御信号を適切に設定する．制御信号に付いた (11)∼(16) の

番号と，ヒントの番号の間には対応関係がある．

1. 追加設計 1 のヒント (10)：I 形式の命令 sw の追加，命令コードの定義

• sw の命令操作コードが「6’b101011」であることから，記述「‘deﬁne SW 6’b001100」

を「‘deﬁne SW 6’b101011」に変更する．

2. 追加設計 1 のヒント (11)：I 形式の命令 sw の追加，RAM への制御信号の記述

• ram write enable はメモリの書き込み制御信号である（図 9）．

• sw 命令はレジスタの値をメモリに書き込む命令なので，制御信号 ram write enable

の値として「1’b1」が適切である（ソース中の ram write enable に関するコメン

ト (ヒントの数行上あたり)「// ram write enable // RAM の書き込み制御信号//

ram write enable == 1’b0：書き込みを行わない// ram write enable == 1’b1：

書き込みを行う」より）．

• 記述「assign ram write enable = ((op code == ‘SW) && 0) ? 1’b1 : 1’b0;」を

「assign ram write enable = (op code == ‘SW) ? 1’b1 : 1’b0;」に変更する．

3. 追加設計 1 のヒント (12)：I 形式の命令 sw の追加，is branch モジュールへの制御信

号の記述

• is branch は条件分岐用のモジュールである（図9，参考文献 [9] pp.295-299, pp.287，

または参考文献 [8] pp.280-284, pp.271）．

• sw 命令は beq (branch on equal) 命令などの条件分岐命令ではないので，is branch

への制御信号としては「3’b110」が適切である（ソース中の is branch に関するコメ

ント (ヒントの数十行上あたり)「// is branch d0 // 分岐判定モジュール is branch

の制御信号 // 3’b000, ==, EQ // ... ＜省略＞... // 3’b110, do nothing」より）．

• 記述「‘SW: is branch ctrl tmp = 3’bXXX;」を「‘SW: is branch ctrl tmp = 3’b110;」

に変更する．

4. 追加設計 1 のヒント (13)：I 形式の命令 sw の追加，ALU の入力ポート B へ流すデー

タを選択するセレクト信号の記述

ALU

plus4

ROM

MUX

alu_ram_sel

命令

alu_cmp

RAM

address

RAM

write data

write

enable

alu_y

RAM

data

Registers

write idx

write data

write enable

read idx2

read idx1

[25-21]

[20-16]

controler

alu_ctrl

adder32

メイン

コントロール

++4

<<2

[15-0]

[15-11]

sign_ext

MUX

alu_b_sel1

a16

y32

ALU

MUX

reg_widx_sel2

alu_ctrl

link

MUX

alu_ram_s

alu_b_sel2

jpr

MUX

[10-6]

shiftv

MUX

RAM

MUX

pc_sel

is_branch

IsBranch

[25-0]

[5-0]

link_sel

shifter

MUX

do_sign_ext

alu_op

func

reg_widx

_sel1_s

reg_widx_sel1

targetaddr

read

_data1

read

_data2

is_branch_ctrl

pc_next

(12) do nothing

(13)

(15)

(14)

(16)

Registers/RAMアクセス、ALUを用いた計算

次のPCの値pc_nextの計算

メインコントロールからMUX等への制御信号

(11)∼(16)はmain_ctrl.v中のswに関するヒント番号

(11)

青線

緑線

赤線

図 9: sw 命令実行時のプロセッサ内の信号の流れ

• ALU の B ポートに，命令に直接書かれている値 address（命令 [15:0]）を転送す

るには，セレクタ alu b sel1 のセレクト信号を 1’b0 にするのがよいか，1’b1 に

するのがよいかを考える．

• 「1’b1」にするのがよいことから（図 9 より），記述「‘SW: alu b sel1 s tmp =

1’bX;」を「‘SW: alu b sel1 s tmp = 1’b1;」に変更する．

5. 追加設計 1 のヒント (14)：I 形式の命令 sw の追加，符号拡張を行う制御信号の記述

• sign ext は符号拡張モジュールである（図 9，参考文献 [9] pp.285，または参考文

献 [8] p.270）．

• sw 命令はアドレス計算のために，符号拡張された address と rs の符号なし整数

加算を行う．

• sign ext への制御信号としては「’b1」が適切である（ソース中の do sign ext に

関するコメント (ヒントの数行上あたり)「// do sign ext // 符号拡張モジュール

sign ext の制御信号// do sign ext == 1’b0：16-bit データを 32-bit 化するとき符

号拡張を行わない// do sign ext == 1’b1：16-bit データを 32-bit 化するとき符

号拡張を行う」より）．

• 記述「| | ((op co de == ‘SW) && 0)」を「| | (op code == ‘SW)」に変更する．

6. 追加設計 1 のヒント (15)：I 形式の命令 sw の追加，加算を行う制御信号の記述

• alu op は ALU 制御モジュール alu ctrler への制御信号である（図 9，参考文献

[9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• sw 命令は ALU に加算を行わせる命令なので，制御信号 alu op の値として「3’b000」

が適切である（ソース中の alu op に関するコメント (ヒントの数行上あたり)「 //

alu op // ALU 制御モジュール alu ctrler の制御信号// 3’b000, ALU に加算を

行わせる// 3’b001, ALU に LUI の処理を行わせる// 3’b010, ALU に R 形式の

命令に対して，R 形式の機能コードに応じた演算を行わせる// 3’b011, ALU に

AND 演算を行わせる// 3’b100, ALU に OR 演算を行わせる// 3’b101, ALU に

XOR 演算を行わせる// 3’b110, ALU に SLT の処理を行わせる// 3’b111, ALU

に SLTU の処理を行わせる」より）．

• 記述「‘SW: alu op tmp = 3’bXXX;」を「‘SW: alu op tmp = 3’b000;」に変更する．

• 参考文献 [7,8,9] とは制御コードがやや異なる．

7. 追加設計 1 のヒント (16)：I 形式の命令 sw の追加，レジスタファイルへの制御信号の

記述

• reg write enable はレジスタファイル registers の書き込み制御信号である（図 9，

文献 [9] pp.290-299，または参考文献 [8] pp.274-284）．

• sw 命令はレジスタに値を書き込まない命令なので，制御信号 reg write enable の

値として「1’b0」が適切である（ソース中の reg write enable に関するコメント (ヒ

ントの数行上あたり)「// reg write enable // レジスタファイル registers の書き込

み制御信号// reg write enable == 1’b0：書き込みを行わない// reg write enable

== 1’b1：書き込みを行う」より）．

• 記述「‘SW: reg write enable tmp = 1’bX;」を「‘SW: reg write enable tmp = 1’b0;」

に変更する．

3.2.3 論理合成

本実験では，次に，追加設計後のプロセッサならびに命令メモリ，その他周辺回路の論理

合成を行う．論理合成には，追加設計後の main ctrl.v と，動作実験 1-1 で使用したその

他プロセッサの Verilog HDL 記述一式，print B.bin から生成したメモリ・イメージファイ

ル rom8x1024 DE2.mif を使用する．

追加設計後の main ctrl.v を，プロセッサなど一式のディレクトリ mips de2-115 の，サブ

ディレクトリ MIPS に置く．更に，ディレクトリ mips de2-115 に移動 (cd)し，pring B.bin の

rom8x1024 DE2.mif があることを確認し，「quartus sh --flow compile DE2 115 Default」

で論理合成を行う．論理合成が完了すると，ディレクトリ mips de2-115 内に FPGA にダウン

ロード可能なプロセッサなど回路一式のストリーム・アウト・ファイル DE2 115 Default.sof

が生成される．

3.2.4 FGPA を用いた回路実現

本実験では，次に，追加設計後のプロセッサの実際の動作を観察し，動作実験 1-1 で観察し

た結果との比較を行う．ここでは，論理合成により生成されたプロセッサなど回路一式のス

トリーム・アウト・ファイル DE2 115 Default.sof を， Quartus II を用いて DE2-115 ボー

ド上の FPGA にダウンロードし，動作させる．

スライドスイッチ SW0, SW1 をともに 1 にし，ロセッサへのクロック供給を手動モード

にする．プロセッサが実行するマシン・コード print B.bin は，ディスプレイ下部に文字

’B’ を 1 つ表示するプログラムである．KEY3 を数回押しプロセッサにクロックパルスを送

り，プロセッサに PC=0x0000 番地から PC=0x0048 番地までの命令を実行させ，ディ

スプレイ下部に文字 ’B’ が 1 つ表示されるかどうかを確認せよ（文字 ’B’ が 1 つ表示さ

れるはずである）．さらに，動作実験 1-1 で確認された，3.1.2 節の 1, 2, 3, 4, 5 で予想

した結果と異なる動作について，その動作に変化がないかどうかを確認せよ（3.1.2 節の 1,

2, 3, 4, 5 で予想した結果と同じ動作になったはずである）．

3.2.5 プロセッサの機能レベルシミュレーション

本実験では，最後に，追加設計後のプロセッサの動作を機能レベルシミュレーションによ

り確認する．機能レベルシミュレーションには，動作実験 1 で print B.bin から生成した

機能レベルシミュレーション用の命令メモリの Verilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v と，追

加設計後のプロセッサの Verilog HDL 記述一式を使用する．

機能レベルシミュレーションを行う前に，プロセッサのトップレベル記述mips de2-115/MIPS/cpu.v

をシミュレーション用の記述に変更し，機能レベルシミュレーション用のソースにしておく

必要がある．下記の 1, 2, 3, 4, 5, 6 の手順で，ソース mips de2-115/MIPS/cpu.v の記述

を変更せよ．

1. cpu.v の 70 行目周辺，動作実験用の include 文をコメントアウトする．

2. cpu.v の 65 行目周辺，機能レベルシミュレーション用 include を有効にする．

3. cpu.v の 320 行目周辺，動作実験用の ROM の実体化を数行コメントアウトする．

4. cpu.v の 315 行目周辺，機能レベルシミュレーション用の ROM の実体化を有効に

する．

5. cpu.v の 340 行目周辺，動作実験用の RAM の実体化を数行コメントアウトする．

6. cpu.v の 335 行目周辺，機能レベルシミュレーション用の RAM の実体化を有効に

する．

cpu.v の変更後，rom8x1024 sim.v をディレクトリ mips de2-115/MIPS にコピーし，ディ

レクトリ mips de2-115/MIPS に cd して，EDA ツールを用いた論理回路設計の 3.2 節を参

考に「vsim test cpu.v」により機能レベルシミュレーションを行う．なお，機能レベルシ

ミュレーション後，次の実験課題で再び論理合成が行えるように，cpu.v の記述を元にもど

しておくこと．

4 シングルサイクル RISC プロセッサの設計「中級編」

本実験では，シングルサイクル RISC プロセッサの設計と動作実験を行う．第 2 週目の実

験では，プロセッサの動作実験と，プロセッサのジャンプ命令（j）と即値符号なし・セット・

オン・レス・ザン命令（sltiu），ブランチ・オン・ノットイコール命令（bne），とロード・

ワード（lw）についての追加設計を行う．また，クロスコンパイラを用いたプログラム開発

についての実験も行う．以下では，ジャンプ命令についての動作実験 2-1 ならびに追加設計

2，動作実験 2-2 について述べる

4.1 マシン・コードの動作実験 2-1（文字の繰り返し出力 1）

プロセッサの動作実験 2-1 では，ディスプレイに文字 ’B’ を繰り返し表示する MIPS マシ

ン・コード print B while.bin と，それを実行するプロセッサとして追加設計 1 で完成させ

たプロセッサを FPGA 上に実現し，その動作を確認する．

本動作実験では，実験 1-2 で完成させたジャンプ命令（jump：j）が未実装なプロセッサ

において，その命令を含む簡単な機械語のマシン・コードを実行すると，どのような動作を

するかを観察する．本実験で観察した結果は，次のプロセッサの追加設計 2 において，j が

正しく動くプロセッサを完成させた後，動作比較の対象として用いる．

4.1.1 MIPS マシン・コードからのメモリ・イメージファイルの作成

本実験では，まず，MIPS マシン・コードを命令メモリのメモリ・イメージファイルに変

換する．ここでは，MIPS マシン・コードの例として print B while.bin

を使用する．変

換には，変換プログラム bin2v を使用する．EDA ツールの環境設定を行ったのち，「bin2v

print B while.bin」で， MIPS マシン語プログラムからメモリ・イメージファイルを作成

する．この変換により，論理合成用のメモリ・イメージファイル rom8x1024 DE2.mif と，機

能レベルシミュレーション用の Verilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v が得られる．

なお，本実験で使用する MIPS マシン・コード print B while.bin は，正しいプロセッ

サ（ジャンプ命令 j が実装済みのプロセッサ）で動作させると，次の 1, 2, 3, 4 のような動

作をする命令列を含んだ，バイナリファイルである．

1. データメモリ（RAM）の 0x0300 番地に 0 を格納

addiu $s2, $s0, 0x0300

sw $s0, 0x0000($s2)

http://www.ice.nuie.nagoya-u.ac.jp/jikken/hard/j2hard-mips/k02 j/print B while.bin

2. RAM の 0x0304 番地に 2 を格納

addiu $s3, $s0, 0x0304

addiu $s2, $s0, 0x0002

sw $s2, 0x0000($s3)

3. RAM の 0x0300 番地に 1 を上書き

addiu $s3, $s0, 0x0300

addiu $s2, $s0, 0x0001

sw $s2, 0x0000($s3)

4. PC = 0x040002c 番地の命令にジャンプ

j 0x040002c

4.1.2 命令メモリに格納される命令列の確認

本実験では，次に，命令メモリに格納される命令列の確認を行う．この確認には，bin2v

により生成された機能レベルシミュレーション用の Verilog HDL 記述 rom8x1024 sim.v を

使用する．図 10 に rom8x1024 sim.v の一部を示す．