JP2002049531A - メモリ領域境界検出方法及びコンピュータシステム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ラージサイズページでメモリを管理するシス
テムにおいて、プログラムに割り当てた動的メモリ領域
のあふれ検出に消費される論理メモリ空間のサイズを抑
止する。 【解決手段】 アドレス変換テーブル３４０に、ページ
境界をハードウエアで検出することを示すページ境界検
出フラグを付加する。プロセッサは、メモリアクセス命
令におけるアドレス変換時に、アドレス変換テーブル３
４０あるいはアドレス変換バッファ（ＴＬＢ）３５０か
ら読み出されるページ境界検出フラグをチェックし、該
フラグの値が真であるページの先頭または終端から一定
領域に対するメモリアクセスが発生した場合に割り込み
を発生する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、一定もしくは可変
サイズのメモリ空間（ページ）を単位としてメモリを管
理し、アドレス変換表（ページテーブル）を用いて命令
により指定される仮想アドレスを実アドレスに変換して
メモリへアクセスする機構を備えたコンピュータシステ
ムに係り、特にラージサイズページでメモリを管理する
システムにおいて、プログラムに動的メモリ領域の割り
当てを行う場合、該動的メモリ領域あふれ検出に消費さ
れる論理メモリ空間のオーバーヘッドを抑えるのに好適
なメモリ領域境界検出方法及びそれを適用したコンピュ
ータシステムに関する。

【０００２】

【従来の技術】現在のコンピュータシステムでは、一般
的にＯＳと呼ばれる基本プログラムがメモリ空間の管理
を行っており、プログラムへのメモリ空間の割り当て、
プログラムによる不正なメモリアクセスの監視などを行
っている。近年ではマルチユーザ、マルチタスクのコン
ピュータシステムが一般化しており、ＯＳはユーザプロ
グラムのシステム領域への不正アクセスだけではなく、
ユーザプログラムによる他のプロセスに割り当てられた
メモリ領域への不正アクセスも監視する必要がある。

【０００３】一般的にプログラムに対するメモリの割り
当ては、静的メモリ割り当てと動的メモリ割り当てに分
類される。静的メモリ割り当ては、プログラム実行前に
プログラムが用いるメモリサイズがわかっている配列な
どに対するメモリ割り当てであり、プログラム起動時に
ＯＳが各プログラムに対して行う。各プログラムが割り
当てられた静的メモリ領域外へのアクセスを行わないこ
とはコンパイラの生成する命令列により保証される。

【０００４】これに対し、動的メモリ割り当ては、プロ
グラムの実行状態により必要となるメモリサイズが変化
するデータセットなどに対してのメモリ割り当てであ
る。動的メモリは、その用いられ方により「スタック」
「ヒープ」などと呼ばれ、プログラム実行中に必要に応
じてメモリの割り当て・開放が行われる。

【０００５】ＯＳは各プログラムに対して動的メモリ領
域として一定サイズのメモリ領域を割り当てる。各プロ
グラムは新たなデータセットに対するメモリ割り当てが
必要になった場合、動的メモリ領域として割り当てられ
たメモリ領域の上位アドレスもしくは下位アドレスから
順にメモリをデータセットに割り当てる。動的にメモリ
割り当てが行われるデータセットの数やサイズはプログ
ラムの実行状態により変化するため、プログラム実行中
に動的メモリ領域が不足する状態が発生し得る。そのと
き、プログラムは動的メモリ領域の境界を越え、隣接す
るメモリ空間に対して不正なメモリアクセスを行うこと
となる。

【０００６】ページ単位でメモリを管理するコンピュー
タシステムでは、動的メモリ領域が不足した場合、動的
メモリ領域として割り当てられたページに隣接するペー
ジに対しての不正アクセスが発生する。そのため、ＯＳ
は、プログラムが動的メモリ領域不足のためスタックあ
ふれなどを発生して割り当てられたメモリ空間以外のメ
モリ領域へアクセスするのを監視する必要がある。

【０００７】ページ単位で論理メモリ空間を管理するコ
ンピュータシステムは、命令列が指定する仮想アドレス
と実アドレスの対応表であるページテーブルを有する。
通常、ページテーブルにはユーザプログラムによる当該
ページへのアクセスの許可・不許可を示すフラグが設け
られている。プロセッサは仮想アドレスから実アドレス
へのアドレス変換実行時に、このフラグをチェックし、
ユーザプログラムがアクセス不許可のページへアクセス
した場合に割り込みを発生することにより、ユーザプロ
グラムによる不正なメモリアクセスを検出する。

【０００８】従来技術では、ユーザプログラムに対して
スタック領域などの動的メモリ領域をメモリ空間に割り
当てる場合、ＯＳはスタック領域として割り当てたペー
ジとメモリ空間上で隣接するページをユーザプログラム
によるアクセス不許可ページとしていた。スタック領域
・ヒープ領域では、通常、ユーザプログラムは連続した
アドレスに対しインクリメンタルもしくはデクリメンタ
ルにアクセスする。そのため、スタック領域・ヒープ領
域あふれが発生した場合、ユーザプログラムはスタック
領域またはヒープ領域として割り当てられたページに隣
接するページに対してアクセスする。この結果、ユーザ
プログラムがスタック・ヒープ領域あふれを発生した場
合には、ユーザプログラムによるアクセス不許可ページ
をアクセスすることとなり、プロセッサが割り込みを発
生することによってＯＳはスタックあふれを検出し、ユ
ーザプログラムによる不正メモリアクセスを監視するこ
とができる。

【０００９】図２に、従来技術を用いてスタック領域あ
ふれを検出する場合のメモリの利用状態の例を示す。図
中、２０１，２０２，２０３はそれぞれメモリ空間２０
０内のページをあらわす。ＯＳがユーザプログラムに対
して、ページ２０１，２０２をスタック領域として割り
当てたと仮定する。この時、ＯＳはページ２０２と隣接
するページ２０３をスタック領域あふれ検出に用いる。
ＯＳはページ２０３をユーザプログラムアクセス不許可
ページに指定し、ページテーブルに当該ページへのユー
ザプログラムによるアクセス不許可を示すフラグを設定
する。ユーザプログラムがスタックあふれを発生してペ
ージ２０２に隣接するページ２０３にアクセスした場
合、プロセッサは、アドレス変換実行時にページテーブ
ルの当該ページのフラグをチェックし、ユーザプログラ
ムによるユーザプログラムアクセス不許可ページへのア
クセスを検出して割り込みを発生する。これにより、Ｏ
Ｓはユーザプログラムによるスタック領域あふれの検出
が可能となる。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】上記従来技術において
は、ユーザプログラムにスタック領域またはヒープ領域
を割り当てた場合、常に１ページ分のメモリ空間をスタ
ック領域・ヒープ領域あふれ検出のために消費する。こ
のページはユーザプログラムアクセス不許可ページであ
るため、ユーザプログラムはこのページを利用すること
ができず、メモリ空間内のユーザ領域が狭められること
となる。特に、ラージサイズページでメモリを管理する
コンピュータシステムでは、ユーザプログラムによるス
タック領域・ヒープ領域あふれ検出のために消費される
メモリ空間のページサイズも大きくなり、ユーザ空間が
減少することの影響が増大する。

【００１１】本発明の目的は、上記従来技術の問題点に
鑑み、スタック領域やヒープ領域として割り当てた動的
メモリ領域があふれたことを検出するために必要とする
メモリ領域のサイズを小さく抑えたメモリ領域境界検出
方法及びそれを適用したコンピュータシステムを提供す
ることにある。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明は、一定もしくは
可変サイズのメモリ領域であるページの先頭もしくは終
端の一部領域をスタック領域・ヒープ領域あふれ検出領
域として用い、アドレス変換テーブルであるページテー
ブル内に、当該ページの境界をハードウエア検出するこ
とを示すフラグ（メモリ領域境界検出フラグすなわちペ
ージ境界検出フラグ）を新たに設ける。プロセッサに
は、該フラグの値が真であり、かつ、当該ページの先頭
もしくは終端から一定領域に対してのメモリアクセスが
生じた場合、割り込みを発生せしめる制御手段を追加す
る。

【００１３】ＯＳはユーザプログラムに対してスタック
領域・ヒープ領域を割り当てる場合、ページテーブル内
の該割り当てた領域の最終ページに対してページ境界検
出フラグの値を真とする。ユーザプログラムがスタック
領域・ヒープ領域あふれを発生した場合、このページの
先頭もしくは終端のあふれ検出領域に対してメモリアク
セスが発生するため、プロセッサが割り込みを起こす。

【００１４】図１に、本発明によりスタックあふれを検
出する場合のメモリの利用状態例を示す。図中、１０
１，１０２，１０３はそれぞれメモリ空間１００内のペ
ージを示す。ＯＳがユーザプログラムに対してページ１
０１，１０２をスタック領域として割り当てたと仮定す
る。ＯＳはスタック領域のあふれを検出するために、ペ
ージ１０２の先頭の一定領域をページ境界検出領域とす
る。スタック領域・ヒープ領域に割り当てられた領域の
終端がページの先頭であるか終端であるかは、割り当て
られた領域へのメモリアクセスがアドレス・インクリメ
ンタルに行われるかデクリメンタルに行われるかに依存
する。図１ではメモリアクセスがアドレス・デクリメン
タルに行われることを仮定しており、ＯＳはページ１０
２の先頭から一定領域をページ境界検出領域とするよう
に、ページテーブル内の当該ページ１０２に対するペー
ジ境界検出フラグをセットする。図１中、１０４がＯＳ
によって設定されたページ境界検出領域を示す。この領
域がスタックあふれ検出境界として用いられる。ユーザ
プログラムでページ１０１，１０２に割り当てられたス
タック領域からのあふれが発生した場合、ユーザプログ
ラムはスタック領域あふれ検出領域１０４へアクセスし
ようとするため、プロセッサがページ境界を検出して割
り込みを発生する。

【００１５】このように、本発明では、ページの一部領
域１０４をスタック領域あふれ検出領域として用いるこ
とにより、従来よりも小さなメモリ空間オーバヘッドで
のスタック領域あふれ検出を可能とする。この結果、従
来方式では、図２に示したように、スタック領域あふれ
検出領域として用いられていたスタック割り当て領域の
後続のページ２０３は、図１ではユーザ領域１０３とし
て有効利用することができる。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下に、本発明の実施の形態につ
いて図面により詳しく説明する。図３に、本発明の一実
施の形態のコンピュータシステムにおける主要部の概略
構成を示す。図中、３００は命令レジスタ、３１０は命
令デコーダ、３２０は汎用レジスタ群、３３０はアドレ
ス加算器、３４０はページテーブル（アドレス変換テー
ブル）、３５０はアドレス変換バッファ（ＴＬＢ）、３
６０は比較器、３７０はページ境界検出器（メモリ領域
境界検出器）、３８０はＡＮＤ回路である。ここで、ペ
ージテーブル３４０は主記憶上に存在し、それ以外は主
にプロセッサ（ＣＰＵ）の構成である。なお、ページ境
界検出器３７０とＡＮＤ回路３８０を一緒にしてページ
境界検出制御手段（一般にはメモリ領域境界検出制御手
段）と称す。

【００１７】ページテーブル３４０内には、仮想アドレ
ス３４１、実アドレス３４２などのアドレス変換情報の
他に、ハードウエアで当該ページの境界領域へのメモリ
アクセスの検出を行うことを示すページ境界検出フラグ
（メモリ領域境界検出フラグ）３４３を設ける。アドレ
ス変換バッファ（ＴＬＢ）３５０は、ページテーブル３
４０の写しであり、ページテーブル３４０と同様に、仮
想アドレス３５１と実アドレス３５２のアドレス変換対
の他にページ境界検出フラグ３５３を持っている。

【００１８】以下では、１６ＭＢサイズのラージサイズ
ページでメモリを管理するコンピュータシステムにおい
て、ページの先頭および終端の４ｋＢサイズの領域をペ
ージ境界検出領域とした場合を例にして説明するが、本
発明の適用はページ、ページ境界検出領域のメモリサイ
ズに依存しないものである。

【００１９】図４に、図３中のページテーブル３４０の
フォーマット例の詳細を示す。図４に示したのは１論理
ページエントリに関するページテーブル情報のメモリ上
でのフォーマットである。図中、４０１（図３の３４
１）が仮想ページアドレス（ＶＰＮ）のフィールドを、
４０２（図３の３４２）が実ページアドレス（ＲＰＮ）
のフィールドを示す。プロセッサは仮想アドレスのペー
ジアドレス部分をページテーブルの対応関係に基づいて
実アドレスページアドレスと置き換えることより、仮想
アドレスから実アドレスへの変換を行う。図４に示した
ページテーブルはページサイズ１６ＭＢのラージサイズ
ページ用のページテーブルであり、プロセッサは６４ビ
ットの仮想アドレスを４０ビットの実アドレスに変換す
る。プロテクションビット（ＰＰ）４０４はユーザプロ
グラムおよびシステムプログラムの当該ページへのアク
セス許可、禁止を示すビットであり、ユーザプログラム
による不正メモリアクセスの監視などに用いる。エント
リ有効ビット（Ｖ）４０５はページテーブルの当該エン
トリの情報が有効であることを示すエントリ有効ビット
であり、プロセッサはこのビットの値が真であるエント
リのみアドレス変換時に用いることができる。

【００２０】図４中、４０３（図３の３４３）が当該ペ
ージのページ境界を検出することを示すページ境界検出
フラグ（ＢＤ）であり、本発明で新たに設けられたもの
である。ここでは、このページ境界検出フラグ４０３は
２ビットで構成されるとする。ビット０は当該ページ先
頭から４ＫＢサイズの領域へのメモリアクセスをプロセ
ッサで検出することを示すビットであり、ビット１はペ
ージの終端から４ＫＢサイズの領域へのメモリアクセス
を検出することを示すビットである。

【００２１】ページテーブル内のページ境界検出フラグ
は、ＯＳがユーザプログラムに対して動的メモリ領域
（スタック領域、ヒープ領域）を割り当てる場合に設定
する。図５に、ＯＳのページテーブル内へのページ境界
検出フラグの設定処理フローを示す。図中、ＢＤがペー
ジ境界検出フラグの設定値を示す。

【００２２】まず、ＯＳは、当該ページが動的メモリ領
域として割り当てる領域の最終ページであるか否かを判
定する（ステップ５０１）。最終ページでない場合は、
割り当て領域の終端は当該ページには存在しないため、
メモリアクセス命令の実行時、ページ境界領域の検出を
行う必要はない。そこで、ＯＳはページ境界検出フラグ
に「００ｂ０」を設定する（ステップ５０２）。一方、
当該ページが割り当て領域の最終ぺージである場合、Ｏ
Ｓは、割り当て領域がアドレスインクリメンタルにアク
セスされるか、アドレスデクリメンタルにアクセスされ
るかを判定する（ステップ５０３）。アドレスインクリ
メンタルにアクセスが行われる場合、割り当て領域の終
端は当該ページの終端となるため、ページ終端領域への
メモリアクセスを検出するためにページ境界検出フラグ
に「０ｂ０１」を設定する（ステップ５０４）。また、
アドレスデクリメンタルにアクセスが行われる場合、割
り当て領域の終端は当該ページの先頭となるため、ペー
ジ先頭領域へのメモリアクセスを検出するためにページ
境界検出フラグに「０ｂ１０」を設定する（ステップ５
０５）。

【００２３】図６は、図３中のアドレス変換バッファ
（ＴＬＢ）３５０のフォーマット例の詳細である。ＴＬ
Ｂ３５０はプロセッサ内のページテーブル情報専用のキ
ャッシュメモリであり、図６に示したのは、その一つの
ページテーブルエントリ（１カラム）のフォーマットで
ある。図中、６０１（図３の３５１）が仮想ページアド
レス（ＶＰＮ）、６０３（図３の３５２）が実ページア
ドレス（ＲＰＮ）、６０５がプロテクションビット（Ｐ
Ｐ）、６０６（図３の３５３）がページ境界検出フラグ
（ＢＤ）、６０８がエントリ有効性ビット（Ｖ）であ
り、それぞれ、図４のページテーブルの対応する情報が
格納される。６０２，６０４，６０７は、それぞれＶＰ
Ｎ，ＲＰＮ，ＰＰとＢＤのフィールドのパリティビット
であり、ＴＬＢ内のアドレス変換情報の１ビットエラー
の検出に用いる。

【００２４】以下、図３の動作を説明する。まず、図７
により、ラージサイズページのページテーブル、アドレ
ス変換バッファ（ＴＬＢ）を用いたアドレス変換の概要
について説明する。プロセッサは仮想アドレス７００の
ビット３２〜ビット３９を用いてＴＬＢ３５０を検索す
る。仮想アドレス７００のビット３２〜ビット３９が指
すＴＬＢ３５０内のページテーブルエントリの情報を読
み出し、その仮想ページアドレス情報（ＶＰＮ）と、仮
想アドレス７００のビット０〜ビット３１を比較器３６
０で比較することにより、ＴＬＢ３５０内に仮想アドレ
ス７００に対応するページテーブルエントリが存在する
かを調べる。ＴＬＢ３５０内の仮想ページアドレス情報
と、仮想アドレス７００のビット０〜ビット３１が一致
する場合（ＴＬＢヒット）、仮想アドレス７００のビッ
ト０〜ビット３９をＴＬＢ３５０内の該当エントリの実
アドレス情報（ＲＰＮ）に置き換えたものを、実アドレ
ス７１０のビット２４〜３９として用いる。仮想アドレ
ス７００のビット４０〜６３は、そのまま実アドレス７
１０のビット４０〜６３として用いる。なお、実アドレ
ス７１０のビット０〜２３は不使用である。一方、不一
致であった場合、ＴＬＢ３５０に仮想アドレス７００に
対応するアドレス変換情報が無かったものとして、主記
憶上のページテーブル３４０を検索し、該当するアドレ
ス変換情報をＴＬＢ３５０に転送する。ページテーブル
３４０内に該当するアドレス変換情報が無い場合は、ペ
ージテーブルミスとしてデータストレージ割り込みと呼
ばれる割り込みを発生する。

【００２５】図３に戻り、命令レジスタ３００にメモリ
アクセス命令が格納されると、ターゲットの仮想アドレ
スを汎用レジスタ群３２０、アドレス加算器３３０を用
いて計算し、その値でＴＬＢ３５０内のアドレス変換情
報を検索する。比較器３６０は、該当する仮想アドレス
に対応するアドレス変換情報がＴＬＢ３５０に格納され
ているかを判定する。ＴＬＢ３５０内に該当する仮想ア
ドレスに対応するアドレス変換情報が無い場合、主記憶
内のページテーブル３４０から該当するアドレス変換情
報をＴＬＢ３５０に読み込み、再度アドレス変換情報の
検索を行う。アドレス変換情報がＴＬＢ３５０内にある
場合は、該当するアドレス変換情報の実アドレスフィー
ルドを読み出すことにより、仮想アドレスから実アドレ
スへのアドレス変換が行われる。この時、同時にページ
境界検出フラグ３５３を含むページテーブル情報がＴＬ
Ｂ３５０から読み出される。

【００２６】アドレス加算器３３０により計算された仮
想アドレスとＴＬＢ３５０から読み出されたページ境界
検出フラグ３５３がページ境界検出器３７０に供給され
る。ページ境界検出器３７０は供給されたアクセスアド
レスがページ境界検出フラグ３５３が示すページ境界に
対するものか否かの判定を行う。ぺージ境界検出方法に
ついては後述する。

【００２７】比較器３６０によって判定されたアドレス
変換可否情報、ページ境界検出器３７０により判定され
たページ境界検出結果、命令デコーダ３１０により生成
されるメモリアクセス命令の実行を示す信号は、ＡＮＤ
回路３８０に供給される。メモリアクセス命令の実行
で、アドレス変換が成功し、当該ページのページ境界検
出フラグが示すページ境界へのメモリアクセスがページ
境界検出器３７０により検出された場合、ＡＮＤ回路３
８０のＡＮＤ条件が成立し、プロセッサは、ページ境界
検出割り込みを発生する。ページ境界検出割り込みはペ
ージテーブルミス、ページプロテクション違反など他の
割り込み条件とのＯＲ条件でデータストレージ割り込み
と呼ばれる割り込みを発生し、データストレージ割り込
み固有の割り込みベクターをプログラムカウンタへロー
ドすることで割り込み処理ルーチンへ命令処理を移す。

【００２８】次に、ページ境界検出方法を図８を用いて
具体的に説明する。ラージサイズページ使用アドレスは
１６ＭＢサイズのページによってメモリ空間が管理され
ており、ページ境界検出にページ先頭もしくは終端から
４ｋＢサイズのメモリ空間を用いる。また、各ページは
ページの先頭アドレスの下位２４ビットが０となるよう
にメモリ空間に対してアラインされている。

【００２９】図８中、８０１は１６ＭＢサイズのページ
を示す。上記仮定よりページ先頭アドレス８０４の下位
２４ビットは全て０，ページ終端アドレス８０５の下位
２４ビットは全て１である。ページ先頭境界検出領域８
０２はページ先頭から４ｋＢサイズの領域であるため、
ページ先頭境界検出領域先頭アドレスはページ先頭アド
レス８０４と同じ、ページ先頭境界検出領域終端アドレ
ス８０６は下位２４ビットのうち、上位１２ビットは全
て０，下位１２ビットは全て１である。ページ終端境界
検出領域８０３はページ終端から４ｋＢサイズの領域で
あるため、ページ終端境界検出領域終端アドレスはペー
ジ終端アドレス８０５と同じ、ページ終端境界検出領域
先頭アドレス８０７は下位２４ビットのうち、上位１２
ビットは全て１，下位１２ビットは全て０である。

【００３０】以上からわかるように、この例では、ペー
ジ先頭境界検出領域のアドレスは下位２４ビットのうち
の上位１２ビットの値が０ｘ０００、ページ終端境界検
出領域のアドレスは下位２４ビットのうちの上位１２ビ
ットの値が０ｘＦＦＦである。ページ境界検出器３７０
は、アドレス加算器３３０により計算された仮想アドレ
スのビット４０〜ビット５１の値が０ｘ０００であるこ
とを検出することでページ先頭境界へのアクセスを、０
ｘＦＦＦであることを検出することでページ終端境界へ
のアクセスを検出する。

【００３１】図９にページ境界検出器３７０の構成例を
示す。ＡＮＤ回路９０１は仮想アドレスのビット４０〜
５１の反転値をＡＮＤし、さらにページ境界検出フラグ
のビット０ともＡＮＤをとることにより、ページ先頭境
界検出指示のあるページでページ先頭境界へのアクセス
が行われたことを検出する。同様に、ＡＮＤ回路９０２
は仮想アドレスのビット４０〜５１をＡＮＤし、さらに
ページ境界検出のビット１ともＡＮＤをとることによ
り、ページ終端境界検出指示のあるページでページ終端
境界へのアクセスが行われたことを検出する。この２つ
のＡＮＤ回路９０１，９０２での境界領域へのアクセス
検出結果の論理和をＯＲ回路９０３で生成することによ
り、ページ境界検出フラグ３５３で指示されたページ境
界へのアクセスを示す信号を生成することができる。

【００３２】以上は、ページ境界検出領域のメモリサイ
ズを一定（例では４ｋＢサイズ）とする場合の実施例で
あったが、次にページ境界検出領域のメモリサイズを可
変とする場合の実施例について説明する。

【００３３】ページ境界検出領域のメモリサイズを可変
とする場合、ページ境界検出領域のサイズを示すフィー
ルドをページテーブル内に設け、ページ境界検出時にそ
の値を用いる方法と、プロセッサ内にページ境界検出領
域のメモリサイズを示す命令で書き込み可能な特殊レジ
スタを設け、そのレジスタの保持する値を用いる方法と
が考えられる。プロセッサ内にページ境界検出領域のメ
モリサイズを示すレジスタを設けた場合、すべての論理
ページに対してレジスタ内の値が共通に用いられるのに
対し、ページ境界検出領域のサイズを示すフィールドを
ページテーブル内に設けた場合、ページごとにページ境
界検出領域のサイズとして異なる値を設定することがで
きる。以下では、特にページ境界検出領域のサイズを示
すフィールドをページテーブル内に設ける方式について
説明し、プロセッサ内に特殊レジスタを設ける方式につ
いては簡単に触れることにする。

【００３４】図１０に、ページ境界検出領域のサイズを
示すフィールドをページテーブル内に設ける方式のコン
ピュータシステムの主要部の概略構成を示す。図３の構
成との相違は、ページテーブル１０４０内に、仮想アド
レス１０４１と実アドレス１０４２などのアドレス変換
情報、ページ境界検出フラグ（メモリ領域境界検出フラ
グ）１０４３の他に、ページ境界検出領域のサイズを示
すビット（境界検出領域サイズビットすなわちページ境
界検出領域サイズビット）１０４４が追加されているこ
とである。このページテーブル１０４０に対応して、ア
ドレス変換バッファ（ＴＬＢ）１０５０内のページテー
ブルエントリにも、仮想アドレス１０５１と実アドレス
１０５２のアドレス変換変換、ページ境界検出フラグ１
０５３の他に、ページ境界検出領域サイズビット１０５
４が格納される。ページ境界検出器１０７０は、アドレ
ス加算器１０３０により計算された仮想アドレスと、Ｔ
ＬＢ１０５０から読み出されたページ境界検出フラグ１
０５３及びページ境界検出領域サイズビット１０５３と
により、アクセスアドレスが当該ページ境界に対するも
のか否か判定を行う。このページ境界検出領域が可変の
場合のページ境界検出方法については後述する。図１０
において、これ以外は図３と同様である。

【００３５】図１１に、ページ境界検出領域のサイズを
可変とする場合のページテーブルエントリの例を示す。
図４に示したページ境界検出領域のサイズを固定とする
場合のページテーブルエントリと異なり、ページ境界検
出領域のサイズを示す境界検出領域サイズビット（Ｓ
Ｚ）１１０４（図１０の１０４４）のフィールドが追加
されていることが特徴である。図１０に示したように、
ＴＬＢ１０５０内にも該ページテーブルエントリと同様
にページ境界検出領域のサイズを示すビット１０５４を
格納するフィールドを設け、アドレス変換時にはその情
報をページ境界検出器１０７０に供給する。

【００３６】図１２を用いてページ境界検出領域が可変
の場合のページ境界検出方法を説明する。ただし、ペー
ジ境界検出領域サイズビットは２ビットからなり、その
値により境界検出領域のサイズを５１２Ｂ，１ｋＢ，２
ｋＢ，４ｋＢに設定できるものとする。

【００３７】図１２中、１２０１は１６ＭＢサイズのペ
ージをあらわしている。１２０２〜１２０９は境界検出
領域のサイズを５１２Ｂ，１ｋＢ，２ｋＢ，４ｋＢとし
たときの、それぞれページ終端境界検出領域、ページ先
頭境界検出領域をあらわしている。ページは、図８と同
様に、ページ先頭アドレスの下位２４ビットが０となる
ようにアラインされている。

【００３８】ページ先頭境界検出領域の先頭アドレスは
ページ先頭アドレス１２１０と同じであり、アドレスの
下位２４ビットが全て０である。ページ先頭境界検出領
域の終端アドレスは、境界検出領域サイズが４ｋＢのと
きは１２１５に示すように、アドレスの下位２４ビット
のうち上位１２ビットが０，下位１２ビットが１であ
り、２ｋＢのときは１２１４に示すように、アドレスの
下位２４ビットのうち上位１３ビットが０，下位１１ビ
ットが１であり、１ｋＢのときは１２１３に示すよう
に、アドレスの下位２４ビットのうち上位１４ビットが
０，下位１０ビットが１であり、５１２Ｂのときは１２
１２に示すように、アドレスの下位２４ビットのうち上
位１５ビットが０，下位９ビットが１である。これよ
り、ページ先頭境界検出の場合は、境界検出領域サイズ
が４ｋＢ，２ｋＢ，１ｋＢ，５１２Ｂのときで、それぞ
れ仮想アドレスのビット４０〜ビット５１、ビット４０
〜ビット５２、ビット４０〜ビット５３、ビット４０〜
ビット５４が０であることをチェックすればよいことが
わかる。

【００３９】同様に、ページ終端境界検出領域の終端ア
ドレスはページ終端アドレス１２１１と同じであり、ア
ドレスの下位２４ビットが全て１である。ページ終端境
界検出領域の先頭アドレスは境界検出領域サイズが４ｋ
Ｂのときは１２１９に示すように、アドレスの下位２４
ビットのうち上位１２ビット１，下位１２ビットが０で
あり、２ｋＢのときは１２１８に示すように、アドレス
の下位２４ビットのうち上位１３ビットが１，下位１１
ビットが０であり、１ｋＢのときは１２１７に示すよう
に、アドレスの下位２４ビットのうち上位１４ｂビット
１，下位１０ビットが０であり、５１２Ｂのときは１２
１６に示すように、アドレスの下位２４ビットのうち上
位１５ビットが１，下位９ビットが０である。つまり、
ページ終端境界検出の場合は、境界検出領域サイズが４
ｋＢ，２ｋＢ，１ｋＢ，５１２Ｂのときで、それぞれ仮
想アドレスのビット４０〜ビット５１、ビット４０〜ビ
ット５２、ビット４０〜ビット５３、ビット４０〜ビッ
ト５４が１であることをチェックすればよい。

【００４０】図１３に、図１２で説明した境界検出領域
サイズ可変の場合のページ境界検出器１０７０を構成例
を示す。マスク生成回路１３０４は、ＴＬＢ１０５０か
ら供給される境界領域サイズビット１０５０を入力と
し、３ビットの出力信号をもつ回路で、境界領域サイズ
が５１２Ｂのときは０ｂ０００，１ｋＢのときは０ｂ０
０１，２ｋＢのときは０ｂ０１１，４ｋＢのときは０ｂ
１１１を出力する。この回路１３０４が出力するマスク
信号で仮想アドレスビット５２〜５４の値のチェックを
マスクすることにより、境界検出領域サイズによって、
チェックする仮想アドレスのビットを変化させる。図９
に示したページ境界検出回路の構成例と同様に、ＡＮＤ
回路１３０１がページ先頭境界へのアクセスを、ＡＮＤ
回路１３０２がページ終端境界へのアクセスを検出し、
これらアクセス検出結果をＯＲ回路１３０３から出力す
る。

【００４１】以上のように、境界検出領域のサイズによ
ってページ境界検出器１０７０でチェックする仮想アド
レスのビット幅を変えることにより、境界検出領域可変
の場合のページ境界検出機能を実現できる。

【００４２】図１４は、ページ境界検出領域のメモリサ
イズを可変とする場合に、プロセッサ内にページ境界検
出領域のメモリサイズ情報を示すレジスタを設ける方式
のコンピュータシステムの主要部の概略構成である。図
１０の構成との相違は、プロセッサ内にページ境界検出
領域サイズレジスタ１４９０を設け、ページテーブル１
４４０及びアドレス変換バッファ（ＴＬＢ）１４５０内
にはページ境界検出領域サイズビットを設けないように
したことである。レジスタ１４９０は、ページ境界検出
領域のメモリサイズを示す命令で書き込み可能な特殊レ
ジスタである。ページ境界検出器１４７０は、アドレス
加算器１４３０により計算された仮想アドレスとＴＬＢ
１４５０から読み出されたページ境界検出フラグ１４５
３、及び、ページ境界検出領域サイズレジスタ１４９０
のページ境界検出領域のメモリサイズ情報を入力して、
アクセスアドレスが当該ページ境界に対するものか否か
の判定を行う。

【００４３】ページ境界検出器１４７０の構成は、図１
３と同様である。すなわち、図１３において、マスク生
成回路１３０４は、ＴＬＢからのページ境界検出領域サ
イズビットにかえて、ページ境界検出領域サイズレジス
タ１４９０の情報を入力して、指定された境界領域サイ
ズに対応するマスク信号を生成すればよい。

【００４４】最後に、本発明によるページ境界検出機能
のスタック領域あふれ検出への利用例について説明す
る。

【００４５】図１５に、ＯＳがスタック領域としてメモ
リ空間１５００中のページ１５０１，１５０２をプログ
ラムに割り当て、本発明によるページ境界検出機能を用
いてスタックあふれ検出を行う場合のメモリの利用状況
を示す。また、図１６に、その時のページテーブル１６
００の例を示す。スタック領域では、プログラムはアド
レスデクリメンタルに動的メモリ確保を行う。また、ペ
ージテーブル１６００は、図４に示したものと同様に、
ビット０がページ先頭境界、ビット１がページ終端境界
の検出を示す２ビットからなるページ境界検出フラグ
（ＢＤ）を持つとする。

【００４６】上記仮定の通り、図１５のスタック領域で
は新規の動的メモリ確保はアドレスデクリメンタルに行
うため、スタック領域の終端はページ１５０３の先頭ア
ドレスとなる。ＯＳは、ページ１５０３の先頭境界領域
においてプロセッサにページ境界検出をさせることによ
り、スタックあふれを検出する。ＯＳは、図１６に示し
たように、ページテーブル１６０のページ１５０２に該
当するエントリ（ページ番号１５０２）のページ境界検
出ビット（ＢＤ）の値を０ｂ１０とすることにより、プ
ロセッサに対し、ページ１５０２のページ先頭境界検出
を指示する。

【００４７】このように、ページテーブル情報を設定す
ることにより、プログラムによるページ１５０２内のス
タックあふれ検出領域１５０４へのメモリアクセス発生
時に、プロセッサに割り込みを発生させ、スタックあふ
れを検出することができる。

【００４８】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
プログラムに動的メモリ領域として割り当てたページの
一部領域へのメモリアクセスに着目して、動的メモリ領
域あふれを検出することにより、動的メモリ領域あふれ
検出に消費される論理メモリ空間のサイズを小さく抑え
ることができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明によるメモリ領域境界検出方法を説明す
るためのメモリ空間の使用例を示す図である。

【図２】従来のメモリ領域境界検出方法を説明するため
のメモリ空間の使用例を示す図である。

【図３】本発明によるコンピュータシステムの一実施形
態を示す概略ブロック図である。

【図４】本発明によるページテーブルのフォーマット例
を示す図である。

【図５】ページテーブル内へのページ境界検出フラグ設
定の処理フローチャートである。

【図６】本発明によるアドレス変換テーブル（ＴＬＢ）
のフォーマット例を示す図である。

【図７】アドレス変換処理の概念図である。

【図８】本発明によるメモリ領域境界検出方法の具体的
説明図である。

【図９】本発明によるページ境界検出器の構成例を示す
図である。

【図１０】本発明によるコンピュータシステムの他の実
施形態を示す概略ブロック図である。

【図１１】ページ境界検出領域サイズを可能とした場合
のページテーブルのフォーマット例を示す図である。

【図１２】ページ境界検出領域サイズを可能とした場合
のメモリ領域境界検出方法の具体的説明図である。

【図１３】ページ境界検出領域サイズを可能とした場合
のページ境界検出器の構成例を示す図である。

【図１４】本発明によるコンピュータシステムの更に他
の実施形態を示す概略ブロック図である。

【図１５】本発明メモリ領域境界検出方法をスタックあ
ふれ検出に用いた場合のメモリ空間の使用例を示す図で
ある。

【図１６】図１５のメモリ空間の使用例に対応するペー
ジテーブル例を示す図である。

【符号の説明】

１０１，１０２，１０３ ページ（メモリ領域） １０４ スタックあふれ検出領域 ３４０，１０４０，１４４０ ページテーブル（アドレ
ス変換テーブル） ３４１，４０１，１０４１，１１０１，１４４１ 仮想
アドレス ３４２，４０２，１０４２，１１０２，１４４２ 実ア
ドレス ３４３，４０３，１０４３，１１０３，１４４３ ペー
ジ境界検出フラグ（メモリ領域境界検出フラグ） ３５０，１０５０，１４５０ アドレス変換バッファ
（ＴＬＢ） ３５１，６０１，１０５１，１４５１ 仮想アドレス ３５２，６０２，１０５２，１４５２ 実アドレス ３５３，６０６，１０５３，１４５３ ページ境界検出
フラグ １０４４，１１０４ ページ境界検出領域サイズビット
（境界検出領域サイズビット） １４９０ ページ境界検出領域サイズレジスタ(境界検
出領域サイズレジスタ) ３７０，１０７０，１４７０ ページ境界検出器（メモ
リ境界検出器）

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 栗原 俊彦 神奈川県秦野市堀山下１番地 株式会社日 立製作所エンタープライズサーバ事業部内 Ｆターム(参考） 5B005 JJ01 MM31 MM51 NN42 RR02 VV12 5B017 AA01 BA01 BB08 CA01 5B033 DA03 DA05 DB01 5B042 GA25 GA33 GC08 JJ43 JJ44 JJ47 KK01 LA08 LA16 LA17

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 一定もしくは可変サイズのメモリ領域を
   単位としてメモリを管理し、アドレス変換テーブルを用
   いて命令により指定される仮想アドレスを実アドレスに
   変換してメモリアクセスする機構を備えたコンピュータ
   システムにおいて、 アドレス変換テーブル内にメモリ領域境界を検出するこ
   とを示すフラグ（以下、メモリ領域境界検出フラグ）を
   設け、該メモリ領域境界検出フラグの値が真であるメモ
   リ領域の先頭または終端から一定範囲内の領域に対する
   メモリアクセスが発生した場合に割り込みを発生するこ
   とを特徴とするメモリ領域境界検出方法。
2. 【請求項２】 請求項１記載のメモリ領域境界検出方法
   において、アドレス変換テーブル内に、さらにメモリ領
   域境界検出に用いる領域のサイズを示すビット（以下、
   境界検出領域サイズビット）を設け、メモリ領域境界検
   出フラグの値が真であるメモリ領域の先頭または終端か
   ら、前記境界検出領域サイズビットで示されるサイズの
   領域に対するメモリアクセスが発生した場合に割り込み
   を発生することを特徴とするメモリ領域境界検出方法。
3. 【請求項３】 請求項１記載のメモリ領域境界検出方法
   において、メモリ領域境界検出に用いる領域のサイズ
   （以下、境界検出領域サイズ）を別に指定し、メモリ領
   域境界検出フラグの値が真であるメモリ領域の先頭また
   は終端から、前記指定された境界検出領域サイズの領域
   に対するメモリアクセスが発生した場合に割り込みを発
   生することを特徴とするメモリ領域境界検出方法。
4. 【請求項４】 一定もしくは可変サイズのメモリ領域を
   単位としてメモリを管理し、アドレス変換テーブルを用
   いて命令により指定される仮想アドレスを実アドレスに
   変換してメモリアクセスする機構を備えたコンピュータ
   システムにおいて、 仮想アドレスと実アドレスのアドレス変換情報に加え
   て、メモリ領域境界を検出することを示すメモリ領域境
   界検出フラグを設けたアドレス変換テーブルと、 前記アドレス変換テーブルの写しを格納するアドレス変
   換バッファと、 メモリアクセス命令の実行時に、当該メモリアクセス命
   令の仮想アドレスと前記メモリ変換テーブルあるいは前
   記アドレス変換バッファから読み出された前記メモリ領
   域境界検出フラグとにより、該メモリ領域境界検出フラ
   グの値が真であるメモリ領域の先頭または終端から一定
   範囲内の領域に対するメモリアクセスが発生した場合に
   割り込みを発生するメモリ領域境界検出制御手段と、を
   有することを特徴とするコンピュータシステム。