JP2002024003A

JP2002024003A - 割り込みフラグ管理方法

Info

Publication number: JP2002024003A
Application number: JP2001150838A
Authority: JP
Inventors: Dan Spear; スピア，ダン; Larry Mayer; メイヤー，ラリー
Original assignee: Quarterdeck LLC
Current assignee: Quarterdeck LLC
Priority date: 1991-07-15
Filing date: 2001-05-21
Publication date: 2002-01-25
Anticipated expiration: 2019-09-29
Also published as: ATE174137T1; US5237669A; EP0595880A4; NO940148D0; AU2339592A; DE69227774T2; JP3268310B2; KR0132696B1; NO940148L; CA2113565A1; CA2113565C; EP0595880B1; WO1993002417A1; FI940168A; FI940168A0; BR9206286A; JPH06508952A; EP0595880A1; JP3571667B2; US5367658A

Abstract

(57)【要約】【目的】本発明は一般保護例外などの障害に対して強
固なメモリ管理システムを提供する。本発明はこのこと
を達成するため適切な割り込みフラグの管理を行う。【構成】コンピュータ・システム内の割り込みフラグ
管理方法において：割り込みを処理するための命令の実
行をモード・エミュレータによって検出し；前記コン
ピュータ・システムのスタックのスタック限界を前記モ
ード・エミュレータによって調節し；スタックに関連
した命令を前記コンピュータ内で実行して、前記スタッ
ク限界外の前記スタックにアクセスし；前記コンピュ
ータ・システムにおいて、前記アクセスによって生じた
スタック限界違反を検出し；前記違反を検出した場合
に、割り込みフラグを修正する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】発明の説明［発明の背景］（１）技術分野本発明は一般的にはコンピュータ・メモリ・システムの
分野に関係し、具体的にはコンピュータ・メモリの使用
を制御し最適化するためのメモリ管理システム及び割り
込みフラグ管理システムに関係するものである。

【０００２】（２）背景技術典型的なコンピュータ・システムは複数のモジュール又
は要素から構成される。コンピュータ・システムにはマ
イクロプロセッサなどの中央処理装置（ＣＰＵ）を典型
的に含む。マイクロプロセッサは命令の取得、復号及び
実行を行うプログラム制御される装置である。コンピュ
ータ・システムはシステム・オペレーティング・ソフト
ウェア、アプリケーション・プログラム命令及びデータ
を記憶するための記憶要素も含む。これらの記憶要素は
読み出し専用メモリ（ＲＯＭ）、ランダム・アクセス・
メモリ（ＲＡＭ），ディスク記憶装置又はテープ記憶装
置もしくは他の適当な記憶手段とすることができる。

【０００３】コンピュータ・システムは外部装置をマイ
クロプロセッサに接続するための入出力（Ｉ／Ｏ）要素
も典型的に含む。メモリ管理ユニットやコプロセッサな
どの専用部品もコンピュータ・システムの一部となり得
る。

【０００４】コンピュータはデータの処理に使用され
る。データの処理を可能にするためには中央処理装置
（ＣＰＵ）が入力データを使用するまで、その入力デー
タを記憶しなければならない。また、データを処理した
後に出力データを記憶しなければならない。いくつかの
処理動作の間、データに対して命令を実行している間に
ＣＰＵがデータの一時的な記憶を必要とする場合があ
る。さらに、処理を制御するアプリケーション・プログ
ラムや、その下でプログラムが走行するオペレーティン
グ・システムをＣＰＵからアクセスできなければならな
い。「メイン・メモリ」と呼ばれる資源にこの情報を記
憶することによってＣＰＵからこの情報を使用できるよ
うになる。

【０００５】メイン・メモリと呼ばれるメモリ要素はユ
ーザ、データ、プログラム又はプロセスに動的にアロケ
ートされる希少な資源である。メイン・メモリは通常は
ＲＡＭなどのシリコン・べースのメモリである。多くの
応用例ではメイン・メモリとしてダイナミック・ランダ
ム・アクセス・メモリ（ＤｙｎａｍｉｃＲａｎｄｏｍ
ＡｃｃｅｓｓＭｅｍｏｒｙ：ＤＲＡＭ）が使用され
る。プロセッサのメイン・メモリは「バイト」編成にな
っている。すなわち、メモリは８ビット・バイトのシー
ケンスとして構成され、このバイトがメモリからアクセ
スされる情報の最小単位になる。ある規約によれば、１
つのロウ全体がロウ・アドレスによって選択され、カラ
ムが８ビットのグループでアクセスされる。実施によっ
ては１６ビット・ワード（２バイト）又は３２ビット・
ワード（４バイト）を１回でアクセスするものもある。

【０００６】メイン・メモリをＣＰＵからアクセスでき
るようにするためにはメイン・メモリをＣＰＵに直接又
は間接に接続しなければならない。中央処理装置に直接
接続できるメイン・メモリの量はＣＰＵのアドレス・バ
スの幅によって制限される。アドレス・バスはＣＰＵと
メモリの間に接続される。メモリをアクセスするため、
ＣＰＵは１つのメモリ・ロケーションだけをユニークに
表現する値をアドレス・バスに置くことができる。アド
レス・バスに置くことのできるユニークな値の数はアド
レス・バスの幅に応じて変化する。特定のマイクロプロ
セッサなど特定のタイプのＣＰＵのアドレス・バスの幅
は普通は固定されているので、ＣＰＵによってアドレッ
シングできるメモリ・ロケーションの数には限界があ
る。

【０００７】ＣＰＵによってアドレッシングできる以上
のメモリをＣＰＵに接続することが望ましい場合があ
る。追加のメモリを接続できるようにするためにある方
法を使用して追加メモリをＣＰＵに間接的に結合する。
８０８８や８０８６などのマイクロプロセッサのアドレ
ス・バスは２０ビットである。ｎビットのアドレス・バ
スによってアドレッシングできるメモリ・ロケーション
の数は２のｎ乗であるから２０ビットのアドレス・バス
によってアドレッシングできるメモリ・ロケーションの
数は２の２０乗、すなわち、約１００万（１Ｍ）であ
る。ＣＰＵから直接アクセスできるようにするためには
すべてのメモリをアドレス・バスのビットによって表現
できるユニークな値の数を越えないサイズの連続ブロッ
クの中に配置しなければならない。２０ビットのアドレ
ス・バスの場合すべてのメモリを１Ｍの連続ブロックの
中に置かなければならない。

【０００８】理論的には間接的な方法によって追加メモ
リをアクセスすることもできるが、ほとんどのオペレー
ティング・システムはメモリヘの直接アクセスだけをサ
ポートする。オペレーティング・システムが間接的に追
加メモリをアクセスする方法をサポートしない場合、ア
プリケーション・プログラムとそのデータのすべてを、
必要なシステム・ソフトウエアのすべてとともに直接ア
クセスできる連続ブロックの中に格納しなければならな
い。

【０００９】アドレス・バスの幅によって、直接アクセ
スできるメモリの量が制限されるが、システム・ソフト
ウェアの占有するメモリの量によって、アプリケーショ
ン・プログラムが使用できる空きメモリの量が制限され
る。したがって、アプリケーション・プログラムが使用
できるメモリの量は直接アクセスできるメモリの総量よ
り少ない。アプリケーション・プログラムが、使用可能
な量以上のメモリを必要とする時には簡単にアクセスで
きる使用可能メモリの量を増加するための方法を見い出
さなければならない。

【００１０】従来技術では使用可能メモリの量を増やす
ために多くの試みが行われてきた。従来技術で使用され
た方法の１つがエクスパンデッド・メモリ仕様（Ｅｘｐ
ａｎｄｅｄＭｅｍｏｒｙＳｐｅｃｉｆ１ｃａｔｉｏ
ｎ：ＥＭＳ）として知られている。ＥＭＳは直接アクセ
スできないエクステンデッド・メモリの一部をエクスパ
ンデッド・メモリとして使用するために予約し、ぺージ
に分割する。ＥＭＳではこのエクスパンデッド・メモリ
を１回に１ぺージずつＣＰＵが直接アクセスできるアド
レス空間に切り替えることによって事実上無制限の量の
メモリをアクセスできる。しかし、ＥＭＳではぺージの
変更に時間がかかる。望みのデータが直接アクセスでき
るメモリ内に配置されたＥＭＳぺージ・フレーム内にな
い場合、ＥＭＳではページ・フレームの現在の内容をぺ
ージ・アウトし、望みのデータを含むページをエクスパ
ンデッド・メモリからぺージ・インしなければならな
い。このようなページ変更は時間を要するのでコンピュ
ータの処理速度が低下する。また、ＥＭＳはすべてのア
プリケーション・ソフトウェアに一般的に適用可能では
ない。ＥＭＳを使用できる場合にそれを利用するよう特
別にアプリケーション・ソフトウェアを作成しなければ
ならない。

【００１１】従来技術のもう１つの方法はＬＯＡＤＡＬ
Ｌ命令に頼る方法である。ＬＯＡＤＡＬＬ命令は８０２
８６マイクロプロセッサだけに具えられた非サポート命
令である。ＬＯＡＤＡＬＬ命令は８０２８６だけに具え
られているのでこの従来技術の方法は８０２８６マイク
ロプロセッサに基づくコンピュータでなければ役に立た
ない。

【００１２】従来技術のもう１つの方法はシステムＲＯ
Ｍに含まれるシステム・ソフトウェアの検査と再プログ
ラミングを含む。この方法では最小の量のメモリを占有
しながらその機能を実行するようにシステムＲＯＭを再
プログラミングすることができる。この方法によればＲ
ＯＭプログラミングが非効率的なために浪費されていた
メモリ空間を他の目的に使用できるようになる。しか
し、この方法ではこの方法に使用できるＲＯＭのそれぞ
れのすべての改訂版を人間がプログラミングし直す必要
がある。

【００１３】これらの従来技術の方法のどれにも不便な
点がある。これらの方法の中のあるものは追加メモリを
提供するが、望みのデータをアクセス可能にするのに必
要なステップのせいでコンピュータ・システムの性能を
低下させるものがある。特定の中央処理装置に基づくシ
ステムでなければ使えない方法もある。ＲＯＭ固有であ
りＲＯＭのそれぞれの改訂版ごとに別々に実施しなけれ
ばならないものもあれば、特定のアプリケーション・プ
ログラムに固有でありすべてのアプリケーション・プロ
グラムに一般的に適用することができないものもある。

【００１４】発明の概要本発明は一般保護例外などの障害に対して強固なメモリ
管理システムを提供する。本発明はこのことを達成する
ため適切な割り込みフラグの管理を行う。さらに、ＣＰ
Ｕ固有、ＲＯＭ固有又はアプリケーション・プログラム
固有のどれでもなく、従来技術の方法ほど性能を低下さ
せないので、従来技術の欠点がなく、より一般的に適用
可能であると同時によりよい性能を提供する。

【００１５】本発明ではＲＯＭに格納されたシステム・
ソフトウェアをその通常のアドレス空間から移動し、そ
のアドレス空間を他の目的に使用する。本発明はＲＯＭ
アドレス空間を他の目的に使用でき、なおかつＲＯＭに
格納されたソフトウェアにアクセスできる形でメモリを
管理する。

【００１６】本発明の好ましい実施例ではシステム・ソ
フトウェアを含むＲＯＭをエクステンデッド・メモリの
アドレス空間にマッピングし、プロテクト・モードでア
クセスする。その後、元々ＲＯＭが配置されていたアド
レス空間にエクステンデッドＲＡＭをマッピングする。
本発明の好ましい実施例ではＲＯＭアクセスの試みのす
べてを再配置されたＲＯＭイメージに方向変更し、元は
ＲＯＭであったアドレス空間にマッピングされたエクス
テンデッドＲＡＭをアプリケーション・プログラムなど
他の目的に使用できるようにする。

【００１７】本発明の好ましい実施例はＣＰＵの通常の
メモリ・アドレッシング範囲内でアドレッシング可能で
あり、このようにしてデータに直接に簡単にアクセスで
きるメモリの量を増やすための方法である。本発明の好
ましい実施例ではシステムＲＯＭとビデオＲＯＭを再配
置するが、他のＲＯＭにもこの方法を適用できる。

【００１８】本発明では初期設定ルーチンを実行してＲ
ＯＭをメモリ外部アドレス空間にマッピングする。イン
ターセプト・ルーチンをインストールしてＲＯＭアクセ
スをすべてインターセプトする。エクステンデッドＲＡ
Ｍの位置を突き止め、アロケートして、以前にＲＯＭが
占有していたアドレス空間に配置する。インストールが
終わったならば、普通のアプリケーション・プログラム
をこのコンピュータ・システムで実行できる。元々ＲＯ
Ｍがあったアドレス空間に配置される追加ＲＡＭはアプ
リケーション・プログラムが使用するためにアロケート
したり、常駐終了（Ｔｅｒｍｉｎａｔｅ−ａｎｄ−Ｓｔ
ａｙＲｅｓｉｄｅｎｔ：ＴＳＲ）プログラムの再配置
を含む（それに限定されるわけではない）他の目的のた
めにアロケートできる。ＲＯＭへのアクセスがある場合
にはＲＯＭアクセス・インターセプト・ルーチンがその
アクセスをインターセプトし、再配置されたＲＯＭイメ
ージに方向変更する。再配置されたＲＯＭルーチンを呼
び出す時にはその実行を監視して、元のＲＯＭアドレス
空間にあるＲＯＭデータ・テーブルやＲＯＭサブルーチ
ンをアクセスしたりしないようにする。というのはこの
アクセスが行われるとシステムがクラッシュするはずだ
からである。再配置されたＲＯＭルーチンの実行が完了
した後にこのＲＯＭ実行の結果のすべてを検査し、調節
して、システムのエラーやクラッシュをもたらす可能性
のある不正確なデータを除く。性能をさほど低下させ
ず、特定のＣＰＵ、特定のＲＯＭ又は特定のアプリケー
ション・プログラムに限定されない形で動作することに
よって本発明はコンピュータ・システム内のＣＰＵから
簡単にアクセスできる使用可能メモリの量を増やすため
のはるかに効率的で一般的に適用できる方法を提供す
る。

【００１９】コンピュータ・システム内で簡単にアクセ
スできる追加メモリを提供する方法を説明する。以下の
説明では本発明の完全な説明を提供するためコンピュー
タ・システムのタイプ、メモリ・アドレス・ロケーショ
ン、メモリの量やバス幅など多数の特定の詳細を記載す
る。しかし、これらの特定の詳細なしで本発明を実施で
きることは当業者には明白であろう。それ以外の場合で
は本発明を無用に不明瞭にしないために周知の特徴を詳
細に説明することはしない。

【００２０】典型的なコンピュータ・アーキテクチャを
第１図に示す。このコンピュータ・システムにはＣＰＵ
１０１、ＲＡＭ（メイン・メモリ）１０２、ＲＯＭ（読
み取り専用メモリ）１０３、及びＩ／Ｏ（入出力）１０
４が含まれ、これらのすべてがシステム・バス１０７に
結合される。Ｉ／Ｏブロック１０４はバス１０５を介し
て、大容量記憶装置１０６などの他のシステムヘのアク
セスを提供する。

【００２１】ＣＰＵ１０１はコンピュータを制御し、命
令を実行し、データを処理する。ＣＰＵ１０１はシステ
ム・バス１０７を介して他の要素と通信する。ＣＰＵは
システム・バス１０７を介してコンピュータの他の要素
から入力データを受け取り、システム・バスを介してコ
ンピュータの他の要素へ出力データを送る。システム・
バス１０７には普通アドレス・バス、データ・バス及び
他のさまざまな制御線が含まれる。アドレス・バスとデ
ータ・バスの幅ならびに制御線の数とタイプはコンピュ
ータ・システムごとに異なる。

【００２２】ＲＡＭ１０２、ＲＯＭ１０３及びメモリー
・マップドＩ／Ｏ１０４を合むコンピュータ・システム
の各要素に複数の別個のメモリ・ロケーションが含まれ
る。ＣＰＵ１０１がこれらのロケーションをアクセスで
きるようにするために各ロケーションに固有のアドレス
を割り当てる。アドレスのそれぞれはアドレス・バスを
介して送ることのできる２進値の固有の組合せである。
ほとんどのメモリ・デバイスに複数のロケーションが含
まれるので、１つのメモリ・デバイスのロケーションの
すべてのアドレスが通常は連続ブロックとして割り当て
られる。これらのブロックに連続した形でアドレスが割
り当てられる（メモリにマッピングされる）場合が多
い。しかし、割り当てられていないアドレスや将来の使
用のために予約されたアドレスでギャップができていて
もよい。

【００２３】メモリ・マップはコンピュータ・システム
のメモリの編成を理解するのに役立つ。典型的なメモリ
・マップはマイクロプロセッサがアクセスできる最下位
アドレスから始まり、マイクロプロセッサがアクセスで
きる最上位アドレスまで延びる。メモリ・マップの１例
を第２図に示す。第２図のマップのメモリの最下位アド
レスは領域２０１として示されるが、メイン・メモリＲ
ＡＭ１０２にアロケートされる。領域２０２として示さ
れる次のアドレスはＩ／Ｏ１０４にアロケートされる。
領域２０３として示されるメモリ・アドレスは未使用で
ある。未使用アドレスの上位にある領域２０４にはＲＯ
Ｍにアロケートされたメモリ・アドレスが含まれる。領
域２０５は追加ＲＡＭにアロケートされるメモリ・アド
レスであり、領域２０６は追加ＲＯＭにアロケートされ
るメモリ・アドレスである。第２図はコンピュータ・シ
ステムのメモリ・アーキテクチャを設計する際の自由度
を示すためあくまで１例として提供した図である。これ
は特定のコンピュータ・システムの実際のメモリ・マッ
プを表現したものではない。

【００２４】コンピュータ・システムの動作は「オペレ
ーティング・システム」として知られる一連の命令によ
って制御される。オペレーティング・システムは入出力
などコンピュータ・システムの基本機能を制御するのに
使用され、通常はＲＯＭ１０３などの永久記憶要素に記
憶される。オペレーティング・システムの例にＭＳ−Ｄ
ＯＳ又はＰＣ−ＤＯＳが含まれる。

【００２５】コンピュータ・システムはアプリケーショ
ン・プログラムを実行するのに使用される。アプリケー
ション・プログラムの例に含まれるのがワード・プロセ
ッサ、スプレッドシート、ドローインク・プログラム、
データベースなどである。アプリケーション・プログラ
ムによってはＲＯＭに格納されるものもある。しかし、
一般的にはアプリケーション・プログラムはディスク・
ドライブなどの大容量記憶装置に記憶される。

【００２６】コンピュータ・システムの初期設定の時に
ＣＰＵ１０１によって実行されるアプリケーション・プ
ログラムも大容量記憶装置１０６からＲＡＭ１０２に転
送される。ＣＰＵ１０１が操作するデータもＲＡＭ１０
２に格納される。

【００２７】アプリケーション・プログラムのサイズと
量、オペレーティング・システムのサイズ及びＣＰＵ１
０１からアクセスできるデータの量はメイン・メモリの
サイズによって制限される。無限の量のメモリがあれば
理想的だが経済的にも技術的にも不可能である。まず、
ユーザが購入できるメモリの量に限界がある。次に、特
定のコンピュータがサポートできるメモリの量に技術的
な限界がある。特定のコンピュータがサポートするメモ
リの量はそのコンピュータのベースとなる特定のＣＰＵ
のタイプに依存する。

【００２８】たとえば、ＩＢＭのパーソナルコンピュー
タは８０８８マイクロプロセッサをベースとしている。
８０８８マイクロプロセッサのアドレス・バスは２０ビ
ットである。あるコンピュータがアドレッシングできる
メモリの量はそのアドレス・バスの幅の関数である。ｎ
ビットのアドレス・バスを備えたＣＰＵは２のｎ乗バイ
ト又は２のｎ乗ワードのメモリを直接アクセスできる。
したがって、８０８８マイクロプロセッサは約１００万
バイト又は１００万ワード（１Ｍ）を直接アクセスでき
る。ＣＰＵのアドレス・バスの限界を越えて追加メモリ
を間接アクセスできるようにするための方法が開発され
てはいるが、このような方法は扱いにくくて非効率的で
ある場合が多い。したがって、アプリケーション・ソフ
トウエアが使用できる直接アクセス可能なメモリ空間が
できる限り多い状態を保って、アプリケーション・ソフ
トウェアが可能な限り効率的に動作できるようにするこ
とが望ましい。

【００２９】できる限り多くの直接アクセス可能なメモ
リ空間をアプリケーション・ソフトウェア用に予約し直
接アクセス可能なメモリ空間に収まるようにアプリケー
ション・ソフトウェアをできる限り小さくすることが理
想的であるが、これが必ず達成できるとは限らない。シ
ステム・ソフトウェアはアプリケーション・ソフトウェ
アの管理と制御のために必要であるからやはりメモリに
常駐しなければならない。また、アプリケーション・ソ
フトウェアの複雑さとユーザ・データの量が増加するに
つれてアプリケーション・ソフトウェアに必要なメモリ
が増加する。

【００３０】さらに、ＴＳＲ（常駐終了）として知られ
るプログラムがコンピュータ・システム上で使用される
場合が多い。このようなプログラムは「ホット・キー」
と「ポップアップ・ウィンドウ」を提供し、ビデオ・デ
ィスプレイの隅に時計を表示したりディスク・ドライブ
の活動を監視するなどバックグラウンド・タスクの実行
に使用される。ＴＳＲは他の多くの応用分野のために作
成されており、ユーザが自分のコンピュータに複数のＴ
ＳＲを同時に常駐させることもしばしばである。ＴＳＲ
のそれぞれが自分の配置されるメモリ空間を必要とする
のでシステムにＴＳＲを追加するとメモリ必要量が増加
する。

【００３１】第５図は典型的なコンピュータ、すなわ
ち、８０８８／８０８６ファミリのマイクロプロセッサ
に基づいて、ＭＳ−ＤＯＳの下で動作するＩＢＭのパー
ソナル・コンピュータなどのコンピュータのメモリ・マ
ップを示す図である。第５図のメモリ・マップは可能な
唯一のメモリ・マップではなく、典型的なメモリ・マッ
プの１例である。このメモリ・マップは一番下のメモリ
・ロケーション０（５０１）から一番上のメモリ内で最
上位のロケーションまでという形で編成されている。こ
のメモリ・マップには３つの基本領域がある。第１領域
には最下位６４０Ｋのメモリが含まれ、コンベンショナ
ル・メモリ５０２と呼ばれる。コンベンショナル・メモ
リ５０２は読み取り動作と書き込み動作の両方が可能な
ＲＡＭだけから構成される。ただし、すべてのシステム
が６４０Ｋ全体を含むわけではなく、メモリ空間の一部
が未使用のままであってもよい。

【００３２】初期のマイクロコンピュータのアドレス・
バスは１６ビットであり、これによって６４Ｋのアドレ
ス空間がもたらされた。アプリケーションの必要とする
メモリの量が増加するにつれてマイクロコンピュータに
１６ビット・アドレス・バスの制限を克服する必要が生
じた。したがって、ＩＢＭのパーソナルコンピュータは
２０ビット・アドレス・バスをサポートするセグメント
・アドレス方式と共に市場に導入された。２０ビット・
アドレス・バスは１０２４Ｋ又は１Ｍのアドレス空間を
提供するが、これは１６ビット・バスの１６倍のスペー
スである。１Ｍは１６ビット・アドレス・バスを備える
コンピュータの６４Ｋと比較して膨大な量のメモリであ
ると思われた。さらに、当時のメモリ回路は高価であっ
たのでＲＡＭメモリに関する人為的な制限が６４０Ｋに
設けられた。６４０Ｋから１Ｍまでの３８４Ｋのアドレ
ス空間は将来の使用、主にＲＯＭのために予約されてい
た。後続モデルのコンピュータはオリジナルのＩＢＭ
ＰＣと後方互換であり同一のＰＣ−ＤＯＳ／ＭＳ−ＤＯ
Ｓオペレーティング・システムを使用するように設計さ
れたので６４０Ｋの制限が現代のコンピュータ上でアプ
リケーションに使用可能なメモリの量を制約し続けてい
る。

【００３３】コンベンショナル・メモリ５０２はコンピ
ュータ・システムの重要な部分である。コンベンショナ
ル・メモリはシステム・ソフトウェア、アプリケーショ
ン・ソフトウェア、ユーザ・データ及びＴＳＲやデバイ
ス・ドライバを含む他のコードとデータを記憶するのに
使用される。第５図に示すように、ＭＳ−ＤＯＳはメモ
リの最下位部分を使用してそれ自体のコード５０６と関
連データ５０７を格納する。ＭＳ−ＤＯＳはその上位に
アプリケーション・ソフトウェア、ＴＳＲ及びデバイス
・ドライバ（全体を要素５１２として図示）を格納す
る。

【００３４】メモリの第２の基本領域が３８４Ｋの予約
済みメモリ５０３である。これは６４０ＫのＲＡＭ限界
の上位、１０２４Ｋまでのメモリ・アドレスにある。予
約済みメモリ領域５０３は主に読み取り専用デバイスで
あるＲＯＭによって占められる。予約済みメモリ領域に
あるＲＯＭにはシステムＲＯＭ５０４，ビデオＲＯＭ５
０５とおそらくはハード・ディスク・ドライブやネット
ワーク・インターフェースなどの他の周辺装置用のＲＯ
Ｍ５１４が含まれる。システムＲＯＭ５０４にはコンピ
ュータの基本機能をサポートするコードとデータが格納
される。ビデオＲＯＭ５０５にはビデオ表示を伴う動作
をサポートするためのコードとデータが格納される。他
の周辺機器用のＲＯＭ５１４はそれらの装置の動作をサ
ポートする。

【００３５】ＲＯＭの他に予約済みメモリ領域５０３に
は他のタイプの特殊メモリも含まれる。予約済みメモリ
領域５０３にあるメモリのタイプの１つがビデオ・フレ
ーム・バッファに使用されるＲＡＭである。ビデオ・フ
レーム・バッファは現在ビデオ・ディスプレイに表示さ
れている情報を格納するのに使用される。一般にビデオ
・フレーム・バッファから情報を読み取ることと書き込
むことの両方が可能であるが、ビデオ・フレーム・バッ
ファは通常は一般情報の記憶には使用できない。という
のはビデオ・フレーム・バッファがアクティブでなくそ
の状態のままになるのでない限り、ビデオ・フレーム・
バッファに情報を書き込むとビデオ・ディスプレイの外
見が変化するからである。

【００３６】予約済み領域５０３のうちでビデオ・フレ
ーム・バッファのために使用される領域は特定のコンピ
ュータ・システムにインストールされたビデオ・ディス
プレイ・アダプタの特定のタイプによって変化する。第
５図に示すように、ＥＧＡ又はＶＧＡのビデオ・アダプ
タをインストールする場合、グラフィックス用の６４Ｋ
のビデオ・フレーム・バッファ５０８が６４０Ｋから７
０４Ｋまでのメモリ空間を占有する。ＥＧＡ又はＶＧＡ
のアダプタはテキスト表示のために３２Ｋのビデオ・フ
レーム・バッファも使用する。この３２Ｋのビデオ・フ
レーム・バッファはモノクローム表示の場合には７０４
Ｋから７３６Ｋまで、カラー表示の場合には７３６Ｋか
ら７６８Ｋまでに配置される。ＭＤＡビデオ・アダプタ
をインストールする場合１６Ｋのビデオ・フレーム・バ
ッファ５０９が７０４Ｋから７２０Ｋまでのメモリ空間
を占有する。ハーキュリーズ・ビデオ・アダプタをイン
ストールする場合、６４Ｋのビデオ・フレーム・バッフ
ァが７０４Ｋから７６８Ｋまでのメモリ空間を占有す
る。ＣＧＡビデオ・アダプタをシステムにインストール
する場合、ビデオ・フレーム・バッファ５１０が７３６
Ｋから７６８Ｋまでの８２Ｋのメモリ空間を占有する。
ＥＧＡ又はＶＧＡのビデオ・アダプタをインストールす
る場合、追加のメモリがビデオＲＯＭのために使用され
る。典型的には７６８Ｋから７８４Ｋまでの１６Ｋのメ
モリ空間がＥＧＡ又はＶＧＡのビデオＲＯＭ５０５のた
めに使用される。ただし、ビデオＲＯＭ５０５はサイズ
が異なる場合もあり、異なるアドレス空間に配置される
場合もある。

【００３７】システムＲＯＭ５０４はコンピュータの基
本動作をサポートするが典型的にはたとえば９６０Ｋか
ら１０２４Ｋまでの予約済みメモリ領域５０３の最上位
６４Ｋを占有する。予約済みメモリ領域５０３の残りの
スペースは未使用か、周辺装置をサポートするＲＯＭや
ＥＭＳページ・フレームを含む他の目的に使用されるか
のどちらかである。

【００３８】メモリの第３の基本領域は１Ｍを越えるす
べてのメモリを合むエクステンデッド・メモリ５１１で
ある。８０８８／８０８６マイクロプロセッサはアドレ
ス・バスが２０ビットしかないので１Ｍのメモリしかア
ドレッシングできず、エクステンデッド・メモリ５１１
を簡単にはサポートできない。８０２８６など２４ビッ
トのアドレッシング能力を持つマイクロプロセッサは予
約済みメモリ５０３とコンベンショナル・メモリ５０２
の１Ｍの他に、１５Ｍのエクステンデッド・メモリ５１
１を合む１６Ｍまでのメモリをアドレッシングできる。
８０３８６や８０４８６など３２ビットのアドレッシン
グ能力を持つマイクロプロセッサは予約済みメモリ５０
３とコンベンショナル・メモリ５０２の１Ｍの他に４０
９５Ｍのエクステンデッド・メモリ５１１を含む４Ｇま
でのメモリをアドレッシングできる。

【００３９】エクステンデッド・メモリ５１１のうちで
１Ｍの直上に置かれる領域をハイ・メモリ・エリア５１
３と呼ぶ場合がある。ハイ・メモリ・エリア５１３は従
来技術のハイ・メモリ技法を使用してアドレッシングで
きる６５５２０個のメモリ・ワードから構成される。

【００４０】第５図の従来技術のメモリ・マッピング・
システムの欠点は１メガバイトのメモリしか直接アクセ
スできないことである。その１メガバイトの中にＲＡＭ
アドレッシングに関して６４０Ｋの人為的な制限が設け
られている。しばしば、ユーザは６４０Ｋを越えるＲＡ
Ｍを直接アドレッシングできることを必要とする。ＲＡ
Ｍアドレッシングの人為的な６４０Ｋ制限を変更できな
いので追加ＲＡＭを提供しようとする従来技術の試みは
ＲＡＭカットオフと１メガバイト限界の間の３８４Ｋの
予約メモリの利用に焦点を置いている。いくつかの従来
技術の方法を以下で説明する。

【００４１】従来技術の第１の方法では追加のコンベン
ショナル・メモリとして使用するためコンベンショナル
・メモリ６０２の６４０Ｋ限界の真上の予約メモリ６０
３をアロケートする。第５図を参照すると、要素６０１
として示される６４０Ｋから７０４Ｋまでの予約メモリ
・アドレス空間がＥＧＡ／ＶＧＡビデオ・フレーム・バ
ッファのためにアロケートされる。７０４Ｋから７３６
Ｋまでの予約メモリはＭＤＡ／ハーキュリーズ・ビデオ
・フレーム・バッファのためにアロケートされる。７３
６Ｋから７６８Ｋまでの予約メモリ・アドレス空間はＣ
ＧＡビデオ・フレーム・バッファのためにアロケートさ
れる。しかし、ほとんどのコンピュータ・・システムに
は１種類のビデオ・ディスプレイ・アダプタしかない。
あるコンピュータ・システムにＣＧＡ又はＭＤＡ／ハー
キュリーズのビデオ・アダプタがあるがＥＧＡ／ＶＧＡ
ビデオ・アダプタがない場合、要素６０１として図示さ
れるＥＧＡ／ＶＧＡビデオ・フレーム・バッファのため
にアロケートされる６４０Ｋから７０４Ｋまでのメモリ
は未使用のままになり、コンベンショナル・メモリ６０
２の拡張としてアプリケーション・プログラムが使用す
るために再アロケートすることができる。あるコンピュ
ータ・システムにＣＧＡビデオ・アダプタがあるがＭＤ
Ａ／ハーキュリーズ又はＥＧＡ／ＶＧＡのアダプタがな
い場合、ＭＤＡ／ハーキュリーズとＥＧＡ／ＶＧＡのビ
デオ・フレーム・バッファのためにアロケートされる６
４０Ｋから７３６Ｋまでのメモリ空間が未使用のままに
なりコンベンショナル・メモリ６０２を７３６Ｋまで拡
張できる。

【００４２】コンベンショナル・メモリ６０２の限界を
６４０Ｋの上に押し上げるためには、まず、そのシステ
ムにインストールされているビデオ・ディスプレイ・ア
ダプタのタイプを判定しなければならない。存在するビ
デオ・ディスプレイ・アダプタのタイプに応じて外部メ
モリから適当な量の未使用ＲＡＭを６４０Ｋを越えて６
４０Ｋと連続している未使用のアドレス空間にマッピン
グしなければならない。その後、アプリケーション・ソ
フトウェアやＴＳＲにメモリを供給するためのメモリ・
アロケーション手続きを修正して６４０Ｋ限界を越える
メモリをアロケートできるようにしなければならない。

【００４３】この方法は簡単にアクセスできるメモリの
量を増加させるが、複数の欠点がある。第１に、この方
法はますます一般的になりつつあるＥＧＡディスプレイ
又はＶＧＡディスプレイを備えたコンピュータ・システ
ムでは役に立たない。第２に、ＥＧＡディスプレイ又は
ＶＧＡディスプレイのないシステムであってもこの方法
によって使用可能にできるメモリの量はごくわずかであ
る。ＭＤＡディスプレイ又はハーキュリーズ・ディスプ
レイのあるシステムでは６４Ｋを使用可能にすることし
かできない。ＣＧＡディスプレイしかないシステムであ
っても９６Ｋを使用可能にすることしかできない。

【００４４】従来技術の第２の方法は第１の方法に似て
いる。この方法にも第６図に示されるようにコンベンシ
ョナル・メモリの６４０Ｋ限界を予約メモリ領域に押し
上げることが含まれる。しかし、この方法は他の目的に
使用されている予約メモリの再配置も行われるという点
が従来技術の第１の方法と異なる。この方法を使用する
ことからもたらされるメモリ・マップを第７図に示す。
この方法を用いるとビデオＲＡＭ７０３及びビデオＲＯ
Ｍ７０４ならびに入出力（Ｉ／Ｏ）メモリ７０５及びＴ
ＳＲメモリ７０６を予約メモリ領域内でできる限り上位
のメモリ・ロケーションに再配置してできる限り多くの
未使用の予約メモリ・アドレス空間をコンベンショナル
・メモリ７０１との６４０Ｋ境界に連続して使用可能に
することができる。実際に、コンベンショナル・メモリ
７０１の６４０Ｋ限界を９００Ｋまで押し上げることが
できる。

【００４５】この方法を実施するためには、まず、その
システムにインストールされているビデオ・ディスプレ
イ・アダプタのタイプを判定しなければならない。やは
り予約メモリ領域７０８の一部を占有する他のＩ／Ｏデ
バイスも判定しなければならない。その後、ビデオＲＡ
Ｍ７０３、ビデオＲＯＭ７０４、他のＩ／Ｏメモリ７０
５及びＴＳＲメモリ７０６を予約メモリ領域７０８の最
上位にあるシステムＲＯＭ７０７の真下の領域に再マッ
ピングしなければならない。その後、ビデオＲＡＭ７０
３、ビデオＲＯＭ７０４、Ｉ／Ｏメモリ７０５及びＴＳ
Ｒメモリ７０６を指す割り込みポインタその他すべての
ポインタをリダイレクト（宛先変更）して、このメモリ
が再配置された新しいメモリ空間を反映させなければな
らない。次に、６４０Ｋと連続する予約メモリ・アドレ
ス空間の使用可能ブロックに外部メモリから適当な量の
未使用ＲＡＭをマッピングしなければならない。最後
に、アプリケーション・ソフトウェアとＴＳＲのための
メモリ・アロケーション手続きを修正してフィル・メモ
リ７０２と呼ばれる６４０Ｋの上位にある予約メモリの
うちで使用可能にされた部分をアロケートできるように
しなければならない。

【００４６】この従来技術の第２の方法にも欠点があ
る。この方法では多くとも２６０Ｋの予約メモリしかア
クセスできない。また、ビデオＲＡＭ７０３はしばしば
アプリケーション・ソフトウエアが直接アクセスするの
で、アクセスの試みのすべてをつかまえビデオＲＡＭ７
０３が再配置されたメモリ空間にリダイレクトすること
は困難である。

【００４７】従来技術の第３の方法は初めの２つとは多
少異なる形で動作する。これを第８図に示す。ＴＳＲ、
デバイス・ドライバ及びネットワーク・インターフェー
ス・プログラム８０８は普通は６４０Ｋ未満のコンベン
ショナル・メモリ８０１に配置されるが、そうでなけれ
ばアプリケーション・ソフトウェアが使用できるはずの
コンベンショナル・メモリの一部を占有するので、これ
らのプログラムをコンベンショナル・メモリ８０１の外
部に移動できるならばより多くのメモリをアプリケーシ
ョン・ソフトウェアが使用できるはずである。従来技術
の第３の方法ではＴＳＲ，デバイス・ドライバ及びネッ
トワーク・インターフェース・プログラム８０３をコン
ベンショナル・メモリ８０１から予約メモリ８０２に移
動することによってアプリケーション・ソフトウェアが
使用できるコンベンショナル・メモリ８０１の量を増や
す。

【００４８】この方法を実施するためには、まず、未使
用の予約メモリ８０６の量を判定しなければならない。
また、ＴＳＲ、デバイス・ドライバ及びネットワーク・
インターフエース・ドライバ８０３が占有するコンベン
ショナル・メモリの量も判定しなければならない。その
後、予約メモリ領域にエクステンデッド・メモリから十
分な量のアロケートされていないＲＡＭをマッピングし
てＴＳＲ，デバイス・ドライバ及びネットワーク・イン
ターフェース・プログラムのためのメモリ空間を供給し
なければならない。次に、ＴＳＲ、デバイス・ドライバ
及びネットワーク・インターフェース・プログラム８０
３を予約メモリ８０２内の使用可能メモリ８０６に再配
置しなければならない。この従来技術の第３の方法にも
欠点がある。まず、この方法ではアロケートされていな
い予約メモリ空間８０６しか使用できない。この方法で
はＲＯＭ、ビデオ・フレーム・バッファ又は他の用途に
アロケートされている予約メモリ空間８０７を使用でき
ない。また、ＴＳＲ、デバイス・ドライバ及びネットワ
ーク・インターフェース・プログラム８０３の再配置は
それらに対する参照のすべてが確実に新しいロケーショ
ン８０４，８０５にリダイレクトされるようにするため
に注意深く行わなければならない。

【００４９】従来技術の第４の方法はいわゆるハイ・メ
モリ・エリアに関連する方法である。この方法を使用す
ることからもたらされるメモリ・マップを第９図に示
す。この方法は８０２８６で実施されたセグメント・ア
ドレッシング方式の例外に基づいている。セグメント・
アドレッシング方式では１６ビットのセグメントと１６
ビットのオフセットを組み合わせて２０ビットのアドレ
スを生成する。２０ビットのアドレスは理論的には１Ｍ
までに制限されるはずであるが、セグメントとオフセッ
トの特定の組合せを用いると１Ｍ限界を越えるアドレス
を得ることができる。８０８８及び８０８６マイクロプ
ロセッサは可能なアドレスの範囲を１Ｍまでに制限する
よう設計されたが８０２８６マイクロプロセッサにはそ
のような保護機構がない。８０２８６マイクロプロセッ
サはメモリ・アドレスに対する１Ｍ制限を厳格に維持す
るわけではないのでこの方法を８０２８６プロセッサと
共に使用すると、ハイ・メモリ・エリア（ＨＭＡ）９０
３と呼ばれる、１Ｍの真上に位置する追加の６４Ｋのメ
モリをアクセスできるようになる。

【００５０】この方法を使用するためには、まず、セグ
メント・アドレッシング方式を使用する時に最初の１６
ビットのセグメントを格納するのに使用される「セグメ
ント・レジスタ」と呼ばれるレジスタにＦＦＦＦＨをロ
ードする。その後、「オフセット・レジスタ」と呼ばれ
るレジスタに１０ＨとＦＦＦＦＨの間の値をロードす
る。そうすると、マイクロプロセッサはコンベンショナ
ル・メモリ９０１へのアクセスであるかのようにハイ・
メモリのアクセスを実行する。

【００５１】この従来技術の第４の方法にはそれに関連
する欠点がある。この方法は８０８８又は８０８６マイ
クロプロセッサに基づくコンピュータでは機能しないの
で、初期のＰＣやその互換機では使用できない。また、
この方法によってもたらされるメモリの量は６４Ｋに限
られる。さらに、アプリケーション・ソフトウェアはＨ
ＭＡをアロケートし、アクセスするよう特別に作成しな
ければならず、セグメント計算やＨＭＡへの直接のディ
スク読み書きを含むＨＭＡアクセスに関する制約に違反
してはならない。また、この方法は広く知られており、
この方法を使用してより多くのメモリを取得するソフト
ウェアが作成されているので、この方法によってもたら
されるメモリはおそらくほとんどのコンピュータ・シス
テムで他の用途に使用することができない。

【００５２】従来技術の第５の方法ではメモリをページ
に分割し、データをアクセスする時にその望みのデータ
を含むページがアクセス可能なメモリに確実に含まれる
ようにする。この方法には２つのバリエーションがあ
る。第１のバリエーションはエクスパンデッド・メモリ
仕様（ＥｘｐａｎｄｅｄＭｅｍｏｒｙＳｐｅｃｉｆ
ｉｃａｔｉｎ：ＥＭＳ）と呼ばれる。ＥＭＳを第１２図
に示す。ＥＭＳはエクステンデッド・メモリから予約メ
モリ領域１２０２内のページ・フレーム１２０３にバン
ク切換してどの時点でも１Ｍ未満のメモリ空間に１つ又
は少数のページしか存在しないのに大量のエクステンデ
ッド・メモリを使用できるようにする。ＥＭＳと共に使
用する時にはエクステンデッド・メモリをエクスパンデ
ッド・メモリ１２０４と呼ぶ。第２のバリエーションは
仮想メモリと呼ばれる。仮想メモリを第１０図に示す。
仮想メモリを用いるシステムの可能なメモリ・マップの
１つを第１１図に示す。仮想メモリを使用すると物理メ
モリ１００２に格納できない情報をハード・ディスク・
ドライブなどのＩ／Ｏデバイスに記憶できるようにな
る。データはべ一ジに分割されＣＰＵ１００１が必要と
する時だけにディスク・ドライブから物理メモリにロー
ドされる。したがって、大量のデータ・ページをハード
・ディスクに記憶できるとともに物理メモリ１００２に
わずかのページを保持するだけでよい。

【００５３】ＥＭＳを使用するためにはエクスパンデッ
ド・メモリ１２０４をページに分割しなければならな
い。また、予約メモリ内の１領域をページ・フレーム１
２０３として使用するためにアロケートしなければなら
ない。ページの内容とエクスパンデッド・メモリ内での
ロケーションを含むページのディレクトリを維持しなけ
ればならない。一旦ＥＭＳが初期設定され動作状態にな
ったならば、ＥＭＳをサポートするソフトウェアは望み
のＥＭＳデータがＥＭＳページ・フレーム１２０３に含
まれるようにするためにメモリ・アクセスを監視しなけ
ればならない。望みのＥＭＳデータがアクセスの時点で
ＥＭＳページ・フレーム１２０３に含まれない場合、Ｅ
ＭＳをサポートするソフトウェアは望みのデータのため
の余地を作るためにページ・フレーム１２０３のうちの
どのページをページ・フレームからバンク切り替えして
追い出すかを決定しなければならない。その後、このソ
フトウェアはエクスパンデッド・メモリ１２０４から適
当なページを見つけなければならない。その後、この適
当なページをページ・フレーム１２０３のうちの使用可
能なページにロードしなければならない。その後、ペー
ジ・フレーム１２０３内の適当なアドレスへメモリ・ア
クセスをリダイレクトして望みのデータを読み書きでき
るようにしなければならない。

【００５４】仮想メモリ・システムを使用するためには
ハード・ディスク上にアロケートされた仮想メモリ１０
０３をページに分割しなければならない。ページの内容
とメモリ内のロケーションを含むページのディレクトリ
を維持しなければならない。一旦仮想メモリ・システム
が初期設定され動作状態になったならば、仮想メモリ・
システムは望みのデータが物理メモリ１００２に含まれ
るようにするためにメモリ・アクセスを監視しなければ
ならない。望みの仮想メモリ・データがアクセスの時点
で物理メモリ１００２に含まれない場合、仮想メモリ・
システムは将来アクセスされる可能性が最も低いメモリ
のページを判定しなければならず、それらをハード・デ
ィスクに書き戻さなければならない。その後、仮想メモ
リ・システムはハード・ディスクの仮想メモリ１００３
から適当なページを見つけなければならない。その後、
適当なページを物理メモリ１００２の選択されたページ
にロードしなければならない。その後、新たにロードさ
れたページ内の適当なアドレスにメモリ・アクセスをリ
ダイレクトして望みのデータを読み書きできるようにし
なければならない。

【００５５】ＥＭＳと仮想メモリ・システムには類似性
があるが、仮想メモリ・システムは一般にＥＭＳよりは
るかに自動的にアプリケーション・ソフトウエアに対し
て透明に動作する。アプリケーション・ソフトウェア
は、仮想メモリ・システムの場合、その存在すら意識せ
ずにコンピュータ・システム上でアクティブになる場合
があるが、ＥＭＳの場合、アプリケーション・ソフトウ
ェアはＥＭＳの存在を認識するだけではなく特別にＥＭ
ＳをサポートしＥＭＳの動作を指令しなければならな
い。

【００５６】この従来技術の第５の方法は理論的にはよ
り大量のメモリのアクセスを可能にする能力を持ってい
るが欠点もある。この方法を用いるとメモリ管理にＣＰ
Ｕタイムを割かなければならないのでメモリ・アクセス
・タイムが増加する。記録を継続的に更新してページ・
フレーム１２０３とエクスパンデッド・メモリ１２０４
の両方でのページの位置とその内容を示さなければなら
ない。これらの動作はＣＰＵが他のタスクに当てること
のできるはずのタイムを奪い、したがって、性能を低下
させる。

【００５７】従来技術の第６の方法ではＲＯＭの圧縮と
最適化を使用する。この方法は一般的に適用することが
できず、ＲＯＭのそれぞれの改訂版ごとに人間が実行し
なければならない。この方法の目的はＲＯＭの占有する
メモリ空間の量を減らし、その結果ＲＯＭにアロケート
されているが未使用のメモリ空間を他の目的のために再
アロケートできるようにすることである。非効率的なコ
ードとＲＯＭのうちで絶対にアクセスされない部分とを
発見し除去することによって、ＲＯＭが占有するメモリ
空間を減らす。

【００５８】この方法は特定のＲＯＭのそれぞれに別々
の形で適用しなければならないのでこの方法の詳細を一
般的に説明することはできない。この方法を使用するた
めには既存のＲＯＭのコードとデータを注意深く検査
し、変更又は削除しなければならない領域を突き止めな
ければならない。その後、これらの変更を行った後にＲ
ＯＭのコードとデータを再アセンブルしなければならな
い。その後、小さくなった新しいＲＯＭコードを元のＲ
ＯＭの部分の上にマッピングしなければならない。ま
た、この方法によって使用可能にされたメモリ空間を他
の目的に使用できるようにするための用意も必要であ
る。

【００５９】この方法の明らかな欠点は一般的に適用で
きないことである。この方法に基づく製品は新しいＲＯ
Ｍ改訂版が発表された途端に旧式になる。また、ＲＯＭ
のそれぞれの各改訂版の圧縮と最適化を実行するにはか
なりの時間と労力と技能が必要である。

【００６０】従来技術の第７の方法では予約メモリ領域
に常駐することになるＴＳＲの初期設定のために予約メ
モリ領域内に追加のメモリを一時的に供給する。予約メ
モリ領域にマッピングされているメモリ内にＴＳＲを置
くことによって、そうでなければそれらのＴＳＲが使用
するはずのコンベンショナル・メモリ空間をアプリケー
ション・プログラムが使用できる。しかしながら、ＴＳ
Ｒは典型的に初期設定されるときに単に常駐している時
よりも多くのメモリを必要とする。時にはＥＭＳをイン
ストールしそのページ・フレームが予約メモリ領域内の
メモリ空間を占有する時などにある、ＴＳＲを初期設定
するのに十分な使用可能予約メモリ空間がない場合があ
る。従来技術のこの方法はＥＭＳページ・フレームのた
めにアロケートされた予約メモリ空間からスペースを借
りることによってこの問題を克服する。ＴＳＲがその初
期設定を完了し、そのスペースがもはや不要になった後
にそのスペースがＥＭＳに返される。

【００６１】従来技術のこの方法にも、欠点がある。ま
ず、この方法はＴＳＲにしか適用できない。ＴＳＲのな
いシステムやごく小数のＴＳＲしかないシステムがあ
り、これらのシステムではこの方法からはほとんど利益
を得られない。また、この方法から得られる利益の量は
ＴＳＲによって変化する。あるＴＳＲが初期設定のため
に追加のメモリを必要としない場合、この方法からはほ
とんど利益を得られない。

【００６２】従来技術の第８の方法ではＬＯＡＤＡＬＬ
コマンドを使用してリアル・モード・プログラムを８０
２８６マイクロプロセッサのプロテクト・モードで走ら
せる。その目的は８０２８６マイクロプロセッサにリア
ル・モードでの固有のメモリ・マッピング能力がないと
いう事実にもかかわらずＥＭＳをエミュレートすること
である。リアル・モード・プログラムがセグメント・レ
ジスタをロードしようとする時に一般保護例外が発生す
る。この方法は一般保護例外ハンドラを使用してセグメ
ント・レジスタをセレクタに変換し、予期されないプロ
セッサ・モードをプログラムに対して透明にする。これ
らの能力を８０２８６マイクロプロセッサで実現するた
めにこの方法はＬＯＡＤＡＬＬ命令に頼る。

【００６３】ＬＯＡＤＡＬＬコマンドは８０２８６マイ
クロプロセッサの非公開・非サポートの機能である。こ
れは８０８８、８０８６、８０３８６又は８０４８６マ
イクロプロセッサではサポートされない。これは明らか
にマイクロプロセッサの製造と試験を助けるものとして
８０２８６マイクロプロセッサだけに実施されたコマン
ドである。したがって、ＬＯＡＤＡＬＬ命令は将来に製
造される８０２８６マイクロプロセッサでサポートされ
るという保証すらない。ＬＯＡＤＡＬＬ命令はシステム
・ソフトウェア又はアプリケーション・ソフトウェアで
の使用を目的としたものではない。

【００６４】従来技術の第８の方法を使用するためには
以下の処理を実行しなければならない。第１に、割り込
みを禁止しなければならない。第２に、ロケーション０
０８００Ｈから始まる１０２バイトをセーブしなければ
ならない。第３に、全レジスタをセーブしなければなら
ない。次に、アクセスしようとする外部メモリの領域を
指定するディスクリプタ・キャッシュ・ベース・アドレ
スを含む望みのレジスタ値をロケーション００８００Ｈ
から始まる１０２バイトのメモリにロードしなければな
らない。この後に、ＬＯＡＤＡＬＬオペコード（０ＦＨ
０５Ｈ）を実行しなければならない。次に、エクステン
デッド・メモリの読み取り又は書き込みを実行するが、
この時にはアドレス・オフセットだけを使用しセグメン
ト・ベース・アドレスを変更してはならない。この後
に、記憶しておいた全レジスタの値を取り出し、ロケー
ション００８００Ｈから始まる１０２バイトのメモリに
ロードしなければならない。次に、ＬＯＡＤＡＬＬオペ
コード（０ＦＨ０５Ｈ）を実行してレジスタとディスク
リプタ・キャッシュの以前の内容を復元しなければなら
ない。その後、００８００Ｈから始まるメモリの１０２
バイトの内容を取り出し、復元しなければならない。最
後に、割り込みを許可し直さなければならない。

【００６５】従来技術の第８の方法には多数の欠点があ
る。まず、ＬＯＡＤＡＬＬ命令は８０２８６べースのコ
ンピュータ・システムでなければ機能せず８０８８、８
０８６、８０３８６又は８０４８６ベースのコンピュー
タ・システムでは機能しない。ＬＯＡＤＡＬＬ命令は非
公開で非サポートであるからＬＯＡＤＡＬＬ命令が将来
に製造される８０２８６マイクロプロセッサで機能する
という保証はない。一般に非公開又は非サポートのハー
ドウェア機能に頼るのは受け入れられない行動である。
さらに、ＬＯＡＤＡＬＬ命令は絶対メモリ・アドレス０
０８００Ｈにあるデータの操作を必要とする。ＬＯＡＤ
ＡＬＬ命令を実行する前にこの領域のメモリに含まれる
データを保存するために何らかの手だてを講じない限り
システム・ソフトウェアがダメージを受ける可能性があ
る。また、この方法によればすべてのタイプのシステム
動作の間に一般保護例外が発生する。この例外をサービ
スする必要があるがこれにはＣＰＵタイムというコスト
がかかり、したがって、ほとんどのタイムでシステム性
能がかなり低下する。

【００６６】従来技術のもう１つの方法はアップルIIコ
ンピュータで使用する１６Ｋ−ＲＡＭカードに関連する
ものである。アップルIIコンピュータは６５０２マイク
ロプロセッサをベースとする。６５０２マイクロプロセ
ッサのアドレス・バスは１６ビットであり６４Ｋのアド
レス空間をサポートする。しかし、アップルIIが市場に
導入された時点ではＲＡＭデバイスのコストが高かった
ので下位４８Ｋのアドレス空間だけがＲＡＭを用いて使
用するようになっていた。この４８ＫのＲＡＭの上位
に、Ｉ／Ｏメモリに当てられた４Ｋの領域があった。残
りの１２Ｋはアドレス空間の最上位領域にありＲＯＭを
用いて使用するようになっていた。

【００６７】アプリケーション・ソフトウェアが徐々に
大量のＲＡＭを必要とするようになるのにつれてその４
８Ｋの限界を越えてＲＡＭを拡張する方法が必要になっ
た。ＲＡＭの量を増やすために１６Ｋ−ＲＡＭカードが
導入された。１６Ｋ−ＲＡＭカードには１６ＫのＲＡＭ
が搭載され、このＲＡＭは６４Ｋアドレス空間の上位１
６Ｋにマッピングでき、４ＫのＩ／Ｏメモリと１２Ｋの
ＲＯＭと入れ替えることができた。追加の１６ＫのＲＡ
Ｍを使用できるようにするためには、まず、Ｉ／Ｏメモ
リとＲＯＭをアドレス空間の上位１６Ｋから取り除かな
ければならなかった。これはメモリ・デバイスに関連す
るアドレス復号ロジックを変更することによって達成で
きた。その後、１６ＫのＲＡＭのアドレス復号ロジック
をイネーブルすることによってそのＲＡＭを１６Ｋのア
ドレス空間にマッピングできた。

【００６８】１６Ｋ−ＲＡＭカードをイネーブルすると
６４Ｋのアドレス空間が６４ＫのＲＡＭで満たされた。
その時点では４ＫのＩ／Ｏメモリも１２ＫのＲＯＭもア
クセスできなかった。Ｉ／ＯメモリとＲＯＭが使用でき
ないのでアプリケーション・ソフトウェアは１６Ｋ−Ｒ
ＡＭカードがイネーブルされている間にコンピュータ・
システムの完全な制御を維持しなければならず、制御を
解放する前にＩ／ＯメモリとＲＯＭを確実にイネーブル
し直さなければならなかった。また、アプリケーション
・ソフトウェアは１６Ｋ−ＲＡＭカードがイネーブルさ
れている間にＩ／ＯデバイスやＲＯＭルーチンをアクセ
スすることができなかった。１６Ｋ−ＲＡＭカードがイ
ネーブルされている間にアプリケーション・ソフトウェ
アが制御を解放するかＩ／Ｏデバイス又はＲＯＭルーチ
ンをアクセスしようとしたならば、システムがクラッシ
ュした。というのはその時点で望みのＩ／Ｏデバイスも
システムＲＯＭもそのコンピュータ・システムのアドレ
ス空間に存在しなかったからである。この方法はアプリ
ケーション・ソフトウェアによるこのような注意深い制
御と監視を必要としたので確かにアプリケーション・ソ
フトウェアの動作に対して透明ではなかった。１６Ｋ−
ＲＡＭカードの存在を特に認識しその特徴を注意深く使
用するようにアプリケーション・ソフトウェアを作成し
なければならなかった。

【００６９】本発明はアプリケーション・ソフトウェア
に透明な形でＲＯＭアドレス空間を再利用するための方
法を提供することによって、この従来技術の方法の制限
を克服する。本発明を特にサポートするようにアプリケ
ーション・ソフトウェアを記述する必要はなく、本発明
の存在や動作を意識する必要もない。したがって、本発
明は従来技術の方法よりはるかに役に立ち、用途の広
い、ＲＯＭアドレス空間再利用方法を提供する。

【００７０】本発明はＲＯＭメモリ・アドレスを６４０
Ｋバイトと１メガバイトの間の予約メモリ領域に再割り
振りすることによってＲＡＭをサポートするために使用
できる追加のメモリ・アドレス空間を提供する。この場
合、元のメモリ・アドレスをＲＡＭに格納されているア
プリケーション、ＴＳＲなどをアドレスするために使用
できる。

【００７１】たとえば、８０８８／８０８６ファミリー
のマイクロプロセッサ（８０２８６、８０３８６及び８
０４８６マイクロプロセッサを含むがこれらに限定され
るものではない）をベースとし、ＭＳ−ＤＯＳないしＰ
Ｃ−ＤＯＳオペレーティング・システムの下で作動する
コンピュータ・システムに適用されたものとして本発明
を説明する。しかしながら、本発明の用途はこのような
コンピュータ・システムに限定されるものではない。本
発明は特定のビデオ・ディスプレイ・アダプタの構成を
必要とするものではなく、すべてのビデオ・ディスプレ
イ・アダプタで作動する。さらに、本発明は特定のＲＯ
Ｍの特定の改訂版に限定されるものではなく一般的にほ
とんどのＲＯＭに適用できるものである。さらに、本発
明は特定のアプリケーション・ソフトウェアとともに使
用することに限定されるものではなくほとんどのアプリ
ケーション・ソフトウェアに透過的に使用できる。ま
た、本発明は全体的なシステム・パフォーマンスの相当
程度の低下を回避する。このようにして、本発明はコン
ピュータ・システムで利用可能なメモリの量を増加させ
る従来技術の方法を大幅に改善するものである。

【００７２】本発明を典型的なＭＳ−ＤＯＳコンピュー
タに適用したものを第１３図に示す。システムＲＯＭ１
３０１及びビデオＲＯＭ１３０２の位置はエクステンデ
ッド・メモリ１３０３に移動されており、これらが占め
ていたスペースは割り振り解放（ｄｅａ１１ｏｃａｔｅ
ｄ）されている。したがって、未使用予約メモリ１３０
４の量は増加し未使用予約メモリ１３０５となってい
る。本発明によればＲＯＭ１３０６及びビデオＲＯＭ１
３０７にプロテクト・モードであるいは予約メモリへマ
ップすることによってアクセス可能である。本発明はコ
ンピュータ・システムで使用されているマイクロプロセ
ッサのセグメント化アドレス指定「リアル」モード及び
「プロテクト」モードを利用する。セグメント化アドレ
ス指定ならびにリアル・モード及びプロテクト・モード
については後で詳述する。

【００７３】セグメント化アドレス指定を第８図に示
す。セグメント化アドレス指定において、アドレスは２
つの部分で指定される。最初の部分はセグメント８０１
と呼ばれ、１６ビットの２進値である。第２の部分はオ
フセット３０２と呼ばれ、これも１６ビットの２進値で
ある。アクセスする物理メモリ３０６内で指定されたア
ドレスを決定するためにマイクロプロセッサはまずセグ
メント・レジスタの内容に１０Ｈを乗算する（３０３）
がこれはセグメントの内容を左へ４ビットシフトするこ
とと等価である。次いで、この値をオフセット・レジス
タの内容に加算する（３０４）。セグメント・レジスタ
をシフトしてからオフセット・レジスタに加算すること
により、幅２０ビットのアドレスが生成される。２０ビ
ットのアドレス・バスを通じてＣＰＵにアクセス可能な
メモリの量は２２０であり、これは１０２４Ｋバイトす
なわち１Ｍバイトに等しい。このアドレス指定方法は８
０２８６、８０３８６及び８０４８６が「リアル」モー
ドで作動している場合にこれらによっても使用される。

【００７４】８０２８６、８０３８６及び８０４８６マ
イクロプロセッサは「リアル」モードでも「プロテク
ト」モードでも作動可能である。プロテクト・モードに
はリアル・モードにはない各種の利点がある。まず、８
０２８６ではプロテクト・モードで１６Ｍバイトにアク
セスすることができ、これはリアル・モードでアクセス
可能なメモリの量の１６倍である。８０３８６及び８０
４８６ではプロテクト・モードはアドレス指定限度をさ
らに増加させる。プロテクト・モードにおいて８０３８
６及び８０４８６は４０９６Ｍバイトすなわち４Ｇバイ
トをアドレスすることができこれは約４０億メモリ・ワ
ードにあたる。本発明は「プロテクト・モード」の実施
例と坪ばれるもの、あるいは「マッピング」の実施例と
呼ばれるものにおいて実現可能である。

【００７５】プロテクト・モードプロテクト・モードにおけるアドレス指定を第４図に示
す。１６ビットのセグメント・レジスタの代わりに、プ
ロテクト・モードは１６ビットのセレクタ４０１を使用
する。セレクタはディスクリプタ・テーブル４０４の項
目４０３をポイントする。ディスクリプタ・テーブルは
ベース・アドレスを指定するディスクリプタを含んでい
る。８０２８６のディスクリプタは２４ビットのベース
・アドレスを備えており、８０３８６及び８０４８６の
ディスクリプタは３２ビットのベース・アドレスを備え
ている。これらのベース・アドレスは８０８８／８０８
６のセグメントと同じ機能を果たすがより用途が広いも
のである。アクセスするメモリ４０６内で指定されたア
ドレス４０５を決定するために８０８８／８０８６で使
用しているものと同様なオフセット４０２をディスクリ
プタ・テーブル４０４からベース・アドレスに追加す
る。

【００７６】８０３８６及び８０４８６は「仮想８６
（Ｖ８６）」モードという付加的な機能を有している。
仮想モードにおいてマイクロプロセッサが計算したアド
レスはアドレス・バスにおかれる実際のアドレスではな
いことがある。８０８８６又は８０４８６が仮想モード
でアドレスを計算する場合、３２ビットの線形アドレス
のみを計算する。線形アドレスは次いで、マイクロプロ
セッサのページング機構に渡され、該機構は付加的な計
算を行って物理メモリにおける最終アドレスを決定す
る。ページング機構によって実際の物理メモリのものと
異なる構成でメモリをマップすることが可能となる。物
理メモリをページに分割することによって仮想モードは
物理メモリの各４Ｋバイトのブロックがそれ自体の仮想
アドレスを有することを可能とする。以下の説明におい
て「リアル・モード」という語は「仮想モード」と言い
換えることができる。好ましい実施例において本発明は
仮想モードを利用する。

【００７７】本発明のプロテクト・モードの実施例によ
って本来システム５０４及びビデオＲＯＭ５０５に割り
振られている予約メモリ領域５０３のメモリ空間の再割
り振り（ｒｅａ１１ｏｃａｔｉｎ）が可能となる。プロ
テクト・モードでＲＯＭからの読み込みを行うことによ
って本発明はＲＯＭのアドレス空間をリアル・モードに
おいて他の目的に使用することを可能とする。

【００７８】システム構成を初期化し、元のＲＯＭのア
ドレス空間を再割り振りして、他の目的に利用できるよ
うにし、ＲＯＭのアクセスをインターセプトして、これ
らのアクセスが再割り振りされたＲＯＭのアドレス空間
に送られるようにし、かつＲＯＭのアクセスを処理し
て、ＲＯＭのアクセスが完了し、システムがＲＯＭのア
クセス後に実行を継続できるようにすることによって、
本発明は実施される。

【００７９】本発明のコンピュータ・システムの初期化
を第１４図の流れ図に関して説明する。初期化ルーチン
はステップ１４０１から始まる。ステップ１４０１にお
いて移動対象のＲＯＭは第５図の予約メモリ領域５０８
の元のアドレス空間におかれている。ステップ１４０３
においてＲＯＭのコードにアクセスする割り込みハンド
ラが確認される。

【００８０】ステップ１４０４においてＲＯＭのデータ
・テーブル・アドレス及び長さが確認される。ステップ
１４０５において再割り振りされたＲＯＭが使用する適
切な割り振りされていない（ｕｎａｌｌｏｃａｔｅｄ）
プロテクト・モード・アドレス空間が確認される。この
アドレス空間は連続していなければならず、またＲＯＭ
のアドレス指定を完全にサポートするのに適切なサイズ
のものでなければならない。このアドレス空間は再割り
振りされたＲＯＭが実行されるところである。

【００８１】ステップ１４０６において、エクステンデ
ッド・メモリ内の確認されたアドレス空間がＲＯＭに割
り振られるので、他の目的のためのアドレス空間を使用
することによる衝突が防止される。ＲＯＭは割り振られ
たメモリ・アドレス空間にマップされる。

【００８２】オプションのステップ１４０７においてグ
ローバル及びローカル・ディスクリプタ・テーブル（Ｇ
ＤＴ／ＬＤＴ）がＲＯＭがマップされている新しいアド
レス空間に対して事前に割り振りされる。

【００８３】ステップ１４０８においてコンベンショナ
ル・メモリがＲＯＭデータ・テーブルのコピーを保持す
るために割り振られる。ステップ１４０９においてＲＯ
Ｍデータ・テーブルがコンベンショナル・メモリにコピ
ーされる。ステップ１４１０においてコンベンショナル
・メモリ内のアドレス空間が割り込みハンドラ・ルーチ
ンに割り振られる。ステップ１４１１において割り込み
ハンドラ・ルーチンが割り振られたアドレス空間にイン
ストールされる。ステップ１４１２に拾いてＲＯＭデー
タ・テーブルに対するポインタがコンベンショナル・メ
モリ内のコピーにリダイレクトされる。

【００８４】オプションのステップ１４１３においてＲ
ＯＭのアドレスはエクステンデッド・メモリによってオ
ーバーレイされる。ステップ１４１４において制御がオ
ペレーティング・システムに戻される。

【００８５】ＲＯＭデータ・テーブルに対する照会がす
べて見つからなかった場合あるいはこれらがすべて見つ
からないようなことを回避したい場合には上記の手順の
変形を行う。その位置に関して公表されている情報を照
会するかあるいはＲＯＭの内容の分析によるかのいずれ
かによってＲＯＭデータ・テーブルの位置を捜し出して
から、元のＲＯＭアドレス空間のこれらが占める部分を
これらに予約されているものとすることができる。次い
で、プロテクト・モードの機能を使用してＲＯＭデータ
・テーブルを元のＲＯＭアドレス空間内の元の位置に復
元することができる。ＲＯＭデータ・テーブルは元のＲ
ＯＭアドレス空間の元の位置にマップされる。マイクロ
プロセッサはプロテクト・モードのリング・ゼロにおか
れている。グローバル及びローカル両方のディスクリプ
タ・テーブル（ＧＤＴ／ＬＤＴ）はＲＯＭデータ・テー
ブルが占める元のＲＯＭアドレス空間の部分に設定され
る。プロセッサはプロテクト・モードを終了し、リアル
・モードヘ戻るようになされる。ＲＯＭデータ・テーブ
ルが占める部分以外の元のＲＯＭアドレス空間は割り振
り解放され、他のリアル・モードでの目的に使用できる
ようになる。割り振りされていない適切なエクステンデ
ッドＲＡＭを見つけだし、元のＲＯＭアドレス空間を割
り振り解放済みの予約メモリ５０３に収める必要があ
る。このＲＡＭは次いで予約メモリ内の元のＲＯＭアド
レス空間に割り振られ、マップされる。

【００８６】必要なステップをすべて行って本発明のプ
ロテクト・モードの実施例で使用するためにコンピュー
タ・システムを初期化した後、予約メモリ５０３内の元
のＲＯＭアドレス空間にマップされているＲＡＭをＴＳ
Ｒ，デバイス・ドライバ又はネットワーク・インタフェ
ース・プログラムの再配置を含む各種の目的に使用する
ことができる。ＲＯＭの呼出しを合めコンピュータ・シ
ステムの作動のすべてのフェーズの間新しいＲＡＭは元
のＲＯＭアドレス空間にマップされたままとなる。

【００８７】システムが再構成され予約メモリ５０３内
の元のＲＯＭアドレス空間の再割り振りが可能となって
からＲＯＭアクセス・インタセプタが使用される。シス
テムの何らかのソフトウェアがＲＯＭへのアクセスを試
みた場合、ＲＯＭアクセス・インタセプタが試みられた
アクセスをインターセプトし、ＲＯＭアクセス・ハンド
ラを活性化してＲＯＭのコード又はデータにアクセスで
きるようにしなければならない。ほとんどのＲＯＭのル
ーチンがソフトウェア割り込みによってアクセスされる
ものであるから、ＲＯＭのアクセスをインターセプトす
るもっとも簡単な方法は上述のように割り込みテーブル
を変更することである。アプリケーション・ソフトウェ
アの中には割り込みを使用せずに直接ＲＯＭへのアクセ
スを試みるものがあるため、ＲＯＭのアドレスに対する
照会についてアプリケーション・ソフトウェアを調べ、
これらの照会をリダイレクトして、アプリケーション・
ソフトウェアがエクステンデッド・メモリ内の新しいＲ
ＯＭイメージにアクセスするようにすることが望まし
い。

【００８８】もちろん、ＲＯＭデータ・テーブルを元の
位置に保持しておくという上述の代替手順を使用した場
合にはＲＯＭデータ・テーブルにアクセスしようとする
ＲＯＭアクセスを行うことができ、インターセプト及び
リダイレクトは行われない。

【００８９】ＲＯＭアクセス・ハンドラはエクステンデ
ッド・メモリ内の新しいＲＯＭイメージにアクセスし、
ＲＯＭの実行を収納し、ＲＯＭアクセスの完了後にアプ
リケーション・ソフトウェアの実行を継続できる状態に
コンピュータ・システムを復元する方法を提供する。

【００９０】ＲＯＭアクセス・ハンドラの作動を示す流
れ図を第１５図に示す。プロセスはステップ１５０１か
ら始まる。ステップ１５０２においてアクセスされる特
定の割り込みサービス・ルーチンに対するＲＯＭアクセ
ス・ハンドラはＣＰＵをリング・ゼロというプロテクト
・レベルでプロテクト・モードにする。オプションのス
テップ１５０３において割り込みのサービスはＲＯＭへ
行かずに行われ、制御が呼出しプログラムに戻される。
オプションのステップを実行しない場合、プロセスは次
のようになる。

【００９１】ステップ１５０４において必要ならば新し
いプロテクト・モード・セレクタを反映するように入力
リアル・モード・セグメント・レジスタが調節される。
ステップ１５０５において、ＲＯＭが戻るアドレスがプ
ロテクト・モード・スタックに設定される。ステップ１
５０６においてリング・スリー・プロテクト・モードの
ＣＳ：ＩＰを変更し、再配置されたＲＯＭ入口点をポイ
ントするようにする。ステップ１５０７において該当す
るＩＯＰＬを設定する。ステップ１５０８において再配
置されたＲＯＭ入口点でリング・スリー・プロテクト・
モードに移行する。

【００９２】ステップ１５０９においてＲＯＭは実行可
能とされ、障害があればそれを処理する。ステップ１５
１０においてＲＯＭは制御をステップ１５０５で設定さ
れたアドレスに戻す。ステップ１５１１において再度プ
ロテクト・モードヘ移行し、ルーチンを終了する。ステ
ップ１５１２においてリアル・モードのＣＳ：ＩＰを変
更し、呼出しプログラムの戻りアドレスをポイントする
ようにする。必要に応じステップ１５１３において戻り
ポインタを変更し、リダイレクトされたＲＯＭデータを
ポイントするようにする。ステップ１５１４において呼
出しプログラムの戻りアドレスでリアル・モードに移行
する。

【００９３】マッピングの実施例本発明のマッピングの実施例も当初ＲＯＭに割り振られ
ていた予約メモリ５０３のアドレス空間を他の用途に再
割り振りすることを可能とする。しかしながら、本発明
のマッピングの実施例はプロテクト・モードを使用する
ことを必要とするものではなく、したがって、プロテク
ト・モードの作動をサポートしていない８０８８及び８
０８６マイクロプロセッサとの互換性を有し、プロテク
ト・モード動作をサポートしない。本発明のマッピング
の実施例は８０３８６又は８０４８６マイクロプロセッ
サのプロテクト・モードを必要としないがメモリ空間を
再マップする機能は必要である。８０３８６及び８０４
８６においてこの機能はＶ８６仮想モードによって提供
される。８０８８、８０８６及び８０２８６マイクロプ
ロセッサにおいてこの機能はエクスパンデッド・メモリ
仕様（ＥＭＳ）ボード又はその他のメモリ管理ハードウ
ェアのいずれかによって提供される。

【００９４】本発明の初期化ルーチンのマッピングの実
施例を示す流れ図を第１６図に示す。プロセスはステッ
プ１６０１から始まる。ステップ１６０２においてアド
レス空間が再割り振りされるＲＯＭを捜し出す。ステッ
プ１６０３においてＲＯＭコードにアクセスする割り込
みハンドラが確認される。ステップ１６０４においてＲ
ＯＭデータ・テーブルのアドレス及び長さが確認され
る。ステップ１６０５においてＲＯＭが実行されるＥＭ
Ｓのページ・フレームのリアル・モード・アドレス空間
が割り振られる。オプションのステップ１６０６におい
てＲＯＭのアドレスをオーバーレイするために使用する
エクステンデッド・メモリが割り振られる。ＲＯＭのデ
ータ・テーブルはステップ１６０７においてコンベンシ
ョナル・メモリにコピーされる。ステップ１６０８にお
いて割り込みハンドラのインターセプトが配置される。
ステップ１６０９においてＲＯＭデータに対するポイン
タがコンベンショナル・メモリ内のデータのコピーをポ
イントするようにリダイレクトされる。オプションでス
テップ１６１０においてＲＯＭアドレスがエクステンデ
ッド・メモリによってオーバーレイされる。制御はステ
ップ１６１１においてオペレーティング・システムに戻
される。

【００９５】ＲＯＭデータ・テーブルに対する照会がす
べて見つからなかった場合、あるいはこれらがすべて見
つからないようなことを回避したい場合には上記の手順
の変形を行う。その位置に関して公表されている情報を
照会するか、あるいはＲＯＭの内容の分析によるかのい
ずれかによってＲＯＭデータ・テーブルの位置を捜し出
してから、元のＲＯＭアドレス空間のこれらが占める部
分をこれらに予約されているものとすることができる。
ＲＯＭデータ・テーブルは元のＲＯＭアドレス空間の元
の位置にマップされる。ＲＯＭデータ・テーブルが占め
るスペース以外の予約メモリ内の元のＲＯＭアドレス空
間は割り振り解放され、他のリアルモードでの目的に使
用できるようになる。割り振りされていない適切なエク
ステンデッドＲＡＭを見つけだし、元のＲＯＭアドレス
空間を割り振り解放済みの予約メモリ５０３に収める必
要がある。このＲＡＭを次いで割り振らなければならな
い・このＲＡＭを予約メモリ５０３内の割り込み解除さ
れたＲＯＭナドレス空間にマップしなければならない。

【００９６】第１６図の初期化ルーチンが一回完了する
と、コンピュータを正常に使用することができ、また当
初ＲＯＭが占めていたメモリ空間をＴＳＲ、デバイス・
ドライバ及びネットワーク・インターフェース・プログ
ラムの再配置を含む他の用途に割り振ることができる。
マッピングの実施例のＲＯＭアクセス・インタセプタは
ＲＯＭを照会するすべての命令をインターセプトし実行
が混乱するのを防止しなければならない。ほとんどのア
プリケーション・ソフトウエアがソフトウェア割り込み
によってＲＯＭコードにアクセスしているため割り込み
テーブルを修正することによって、．ＲＯＭコードに対
する呼出しをインターセプトし、リダイレクトすること
が可能である。ＲＯＭデータ・テーブルに対する照会を
リダイレクトすることが望ましいので、ソフトウェアを
調べ、ＲＯＭデータ・テーブルに対するアクセスの試み
を捜し出さなければならず、またＲＯＭデータ・テーブ
ル・ポインタに対する変更を行って、アクセスが適切に
リダイレクトされるようにしなければならない。ＲＯＭ
データ・テーブルを元の位置に保持しておくという上述
の代替手順を使用した場合にはＲＯＭデータ・テーブル
にアクセスしようとするＲＯＭアクセスを行うことがで
き、インターセプト及びリダイレクトは行われない。Ｒ
ＯＭアクセス・インタセプタはＲＯＭアクセスの試みを
インターセプトした場合には実行をＲＯＭアクセス・ハ
ンドラに渡す。

【００９７】本発明のＲＯＭアクセス・ハンドラのマッ
ピングの実施例を第１７図の流れ図に示す。流れ図はス
テップ１７０１から操作を開始する。ステップ１７０２
においてアクセスされる特定の割り込みサービス・ルー
チンのためのハンドラに対するプロテクト・モードヘの
移行が行われる。オプションのステップ１７０３におい
てＲＯＭへ進むことなくサービスが行われ、システムは
次いで呼出しプログラムに戻る。オプションのステップ
１７０３を行わない場合にはプロセスは次のように継続
する。ステップ１７０４においてページ・フレームの現
行のマッピングが呼出しプログラムのリアル・モード・
スタックにオプションでセーブされる。ステップ１７０
５においてＲＯＭが戻るアドレスがリアル・モード・ス
タックに設定される。ステップ１７０６においてリアル
・モードＣＳ：ＩＰを変更し、再配置されたＲＯＭ入口
点をポイントする。ステップ１７０７においてＲＯＭが
ページ・フレームにマップされる。ステップ１７０８に
おいて再配置されたＲＯＭ入口点におけるリアル・モー
ドヘの移行が行われる。ＲＯＭはステップ１７０９にお
いて実行可能となる。

【００９８】ステップ１７１０において制御はステップ
１７０５で設定されたアドレスに戻される。システムは
プロテクト・モードヘ再移行し、ステップ１７１１でル
ーチンを終了する。ステップ１７１２においてリアル・
モードＣＳ：ＩＰを変更し、呼出しプログラムの戻りア
ドレスをポイントする。必要に応じステップ１７１３に
おいて戻りポインタを修正し、リダイレクトされたＲＯ
Ｍデータをポイントするようにする。ページ・フレーム
の元のマッピングはステップ１７１４において呼出しプ
ログラムのリアル・モード・スタックに格納されている
データからオプションで復元される。ステップ１７１５
においてシステムは呼出しプログラムの戻りアドレスで
リアル・モードに再移行する。ＣＰＵのプロテクト・モ
ードを使用した本発明の実施形態は多数の利点をもたら
すものであるが、ＲＯＭは通常プロテクト・モードでは
なくリアル・モード（又はＶ８６モード）で作動してい
る。ＲＯＭにはリアル・モードでアクセスするものとし
ているシステム・ソフトウェア及びアプリケーション・
ソフトウェアとの互換性を維持するため、プロテクト・
モードでアクセスされるＲＯＭに対してリアル・モード
の作動をシミュレートするステップを行わなければなら
ない。

【００９９】本発明をセグメント・レジスタのローディ
ング時の試みをトラップする方法を含むように実施する
ことができる。ＣＰＵがプロテクト・モードであるとき
にセグメント・レジスタをロードしようとする試みをＣ
ＰＵによって検出し、一般保護例外ハンドラ（ｇｅｎｅ
ｒａ１ｐｒｏｔｅｃｔｉｏｎｅｘｃｅｐｔｉｏｎｈ
ａｎｄｌｅｒ）に対する呼出しを自動的に行う。一般保
護例外ハンドラはプロテクト・モードの規則に違反する
命令の位置を戻す。これが発生するのを補うために一般
保護例外ハンドラが指定した位置にある命令を調ベデコ
ードする。デコーディンクはすべての命令のオペコード
（ｏｐｃｏｄｅ）を含んでいるルックアップ・テーブル
にある命令のオペコードを調べることによって行われ
る。命令の分析によりリアル・モードにおいて命令が意
図している効果を判断することができ、かつ意図してい
る効果をプロテクト・モードでエミュレートすることが
できる。意図している効果がもたらされるので障害をも
たらしたコードを適切に動作させることができ、実行が
そのコードに渡されそのコードを完了することが可能と
なる。

【０１００】本発明が適切に作動できるようにするた
め、Ｉ／Ｏ命令をトラップしＩ／Ｏ特権レベル（Ｉ／Ｏ
ＰｒｉｖｅｌｅｇｅＬｅｖｅ１）ＩＯＰＬの特権レ
ベルを高くできるので（低い特権レベル番号で表され
る）ＩＯＰＬセンシティブＩ／Ｏ命令を実行しようとい
う試みは一般保護例外障害をもたらす。発生した障害を
処理し、これが本発明の動作と衝突しないようにするこ
とができる。いくつかのマイクロプロセッサの割り込み
フラグは注意をほとんど必要としない態様で作動する
が、Ｉ／Ｏ命令をトラップする場合などのようにＩ／Ｏ
特権が拒否された場合、割り込みフラグの動作が異なる
ものとなることがある。割り込みフラグに関連したある
種のマイクロプロセッサの命令はＩ／Ｏレベルに敏感で
ある（ＩＯＰ−ｓｅｎｓｉｔｉｖｅ）。８０２８６又は
８０３８６マイクロプロセッサ・ベースのシステムにお
いて、Ｉ／Ｏ特権が拒否された場合に割り込み可能フラ
グ・クリア（ｃｌｅａｒｉｎｔｅｒｒｕｐｔｅｎａ
ｂｌｅｆ１ａｇ）ＣＬＩ命令又は割り込み可能フラグ
設定（ｓｅｔｉｎｔｅｒｒｕｐｔｅｎａｂ１ｅｆ
ｌａｇ）ＳＴＩ命令の実行を試みると一般保護例外障害
が生じる。

【０１０１】本発明は割り込みフラグを変更するソフト
ウェアによる試みの監視、ならびに適切な割り込みフラ
グの挙動のエミュレーションの問題を解決する方法も含
んでいる。これらの問題はプロテクト・モードにおける
ＰＯＰＦ及び割り込み戻り（ｉｍｔｅｒｒｕｐｔｒｅ
ｔｕｒｎ）ＩＲＥＴ命令の不適切な動作によって生じ
る。ＰＯＰＦ命令は最上位のワードをスタックから取り
出し、その内容をＣＰＵのフラグ・レジスタに入れるも
のであると考えられる。ＩＲＥＴ命令は上位８ワードを
スタックから取り出し、そのワードの内容をＣＰＵフラ
グ・レジスタに入れる。しかしながら、プロテクト・モ
ードではＰＯＰＦ命令もＩＲＥＴ命令も割り込みフラグ
を変更しないし、また一般保護例外も発生しない。それ
故、コンピュータがプロテクト・モードのときに割り込
みフラグのリアル・モードでの挙動をエミュレートする
ために一般保護例外ハンドラを使用すると完全なエミュ
レーションは行われず、適正な作動が行われなくなる。

【０１０２】従来、ＰＯＰＦ命令をトラップできなかっ
たため、満足できるリアル・モードのエミュレーション
を提供できたものは誰もいない。「ＤＯＳＰｒｏｔｅ
ｃｔｅｄＭｏｄｅＩｎｔｅｒｆａｃｅＳｐｅｃｉ
ｆｉｃａｔｉｏｎ，Ｖｅｒｓｉｏｎ１．０」には次の
ように記載されている。「．．．クライアントはＩＲＥ
Ｔ（Ｄ）又はＰＯＰＦを使用して、割り込みフラグを変
更できないが、これはこれらの命令が物理的割り込みフ
ラグにアクセスするものであり、クライアントの特権レ
ベルのためＣＰＵによって無視されるからである。」

【０１０３】本発明の特徴の１つはＰＯＰＦ及びＩＲＥ
Ｔ命令に一般保護例外を発生させることである。本発明
は一般保護例外ハンドラのみに依存する代わりに、代替
方法を使用してＰＯＰＦ命令又はＩＲＥＴ命令をトラッ
プすることによってプロテクト・モード時にリアル・モ
ードの挙動の適切なエミュレーションを提供する。ＰＯ
ＰＦ命令又はＩＲＥＴ命令が普通、プログラム内のコー
ドの予測可能なシーケンスの一部として使用されている
ので、本発明はこの規則性を利用してＰＯＰＦ命令をト
ラップする。

【０１０４】普通は、プログラムはＰＵＳＨＦ命令を使
用してフラグ・レジスタの内容をセーブし、ＣＬＩ又は
ＳＴＩ命令を使用して割り込みをロックし、割り込みが
ロックされている間に各種のコードを実行し、その後、
ＰＯＰＦ命令を使用してフラグ・レジスタの内容を復元
している。ＰＯＰＦ命令をトラップするためにＣＬＩ又
はＳＴＩ命令の実行によってもたらされる一般保護例外
が生じる場合には、常にスタックの限界を現行のスタッ
ク・ポインタと等しく設定する。このようなスタックの
限界を設けた場合、ＰＯＰＦ又はＩＲＥＴを実行すると
スタックの限界を越え、これによって、一般保護例外が
発生する。

【０１０５】本発明は第５図に示すようにマップされた
メモリ・アドレスを有するコンピュータ・システムに限
定されるものではない。たとえば、ＲＯＭ用に予約され
たメモリ・アドレスが他の位置にあることがある。たと
えば、ＰＳ／２などのオペレーティングシステムの場
合、ＲＯＭ用のメモリ・アドレスは０Ｅ０００などの位
置に予約されている。本発明はマッピング方法にプロテ
クト・モードを利用しているが、これは必須ではない。
マッピング方法のためにプロテクト・モードとすること
を必要としない他のメモリ管理システムを使用すること
ができる。したがって、パフォーマンスを大幅に劣化さ
せることがなく、またＣＰＵ、ＲＯＭ又はアプリケーシ
ョンのいずれにも特有のものではない態様で容易にアク
セスできるメモリをより多く利用可能にする方法が提供
される。

【図面の簡単な説明】

【図１】第１図典型的なコンピュータ・システムの構
造を示すブロック図。

【図２】第２図コンピュータ・システムの可能なメモ
リ編成を示すメモリ・マップ。

【図３】第３図あるマイクロプロセッサのリアル・モ
ードで使用されるアドレッシング方法を示す図。

【図４】第４図あるマイクロプロセッサのプロテクト
・モードで使用されるアドレッシング方法を示す図。

【図５】第５図典型的なコンピュータ・システムのメ
モリ編成を示すメモリ・マップ。

【図６】第６図従来技術の第１の方法を示すメモリ・
マップ。

【図７】第７図従来技術の第２の方法を示すメモリ・
マップ。

【図８】第８図従来技術の第４の方法を示すメモリ・
マップ。

【図９】第９図従来技術の第３の方法を示すメモリ・
マップ。

【図１０】第１０図従来技術の第５の方法を使用する
典型的なコンピュータ・システムの構造を示すブロック
図。

【図１１】第１１図従来技術の第５の方法を使用する
コンピュータ・システムの可能なメモリ編成を示すメモ
リ・マップ。

【図１２】第１２図従来技術の第５の方法を示すメモ
リ・マップ。

【図１３】第１３図本発明のプロテクト・モード実施
例とマッピング実施例を示すメモリ・マップ。

【図１４】第１４図本発明のプロテクト・モード実施
例の初期設定ルーチンを示す流れ図。

【図１５】第１５図本発明のプロテクト・モード実施
例の初期設定ハンドラを示す流れ図。

【図１６】第１６図本発明の初期設定ルーチンのマッ
ピング実施例を示す流れ図。

【図１７】第１７図本発明の初期設定ハンドラのマッ
ピング実施例を示す流れ図。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者メイヤー，ラリーアメリカ合衆国カリフォルニア州 90039 ロスアンゼルス，ノースフラーアベニュー 617 Ｆターム(参考） 5B033 BA03 DE04 5B098 BA00

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】コンピュータ・システム内の割り込みフ
ラグ管理方法において：割り込みを処理するための命令
の実行をモード・エミュレータによって検出し；前記コ
ンピュータ・システムのスタックのスタック限界を前記
モード・エミュレータによって調節し；スタックに関連
した命令を前記コンピュータ内で実行して、前記スタッ
ク限界外の前記スタックにアクセスし；前記コンピュー
タ・システムにおいて、前記アクセスによって生じたス
タック限界違反を検出し；前記違反を検出した場合に、
割り込みフラグを修正する；ステップからなる前記方
法。
【請求項２】前記命令が割り込み関連命令である特許
請求の範囲第１項記載の方法。
【請求項３】前記スタックの限界をスタック・ポイン
タの現在の値に調節する特許請求の範囲第１項記載の方
法。
【請求項４】前記割り込み関連命令が割り込みクリア
命令（ＣＬＩ）である特許請求の範囲第２項記載の方
法。
【請求項５】前記割り込み関連命令が割り込み設定命
令（ＳＴＩ）である特許請求の範囲第２項記載の方法。
【請求項６】前記スタック関連命令が前記スタックか
ら複数個のスタック項目を取り出すポップ・フラグ（Ｐ
ＯＰＦ）命令である特許請求の範囲第１項記載の方法。
【請求項７】前記スタック関連命令が前記スタックか
ら複数個のスタック項目を取り出す割り込み戻し（ＩＲ
ＥＴ）命令である特許請求の範囲第１項記載の方法。
【請求項８】前記スタック関連命令の実行及び前記ス
タックの限界の違反が一般保護例外をもたらす特許請求
の範囲第１項記載の方法。