JP2023526000A - 変換テーブルアドレス記憶回路 - Google Patents

Abstract

装置は、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレス（ＶＡ）をターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路（１６）と、第１／第２の変換テーブルアドレスをそれぞれ格納する第１／第２の変換テーブルアドレス記憶回路（１３２、１４２、１３４、１４４）と、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路（１３０）と、を有する。メモリアクセス要求に応答して、ターゲットＶＡが保護領域（複数可）内にあるとき、アドレス変換回路（１６）は、第１の変換テーブルアドレスによって識別された第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、ターゲットＶＡを変換する。ターゲットＶＡが保護領域（複数可）外にあるとき、ターゲットＶＡは、第２の変換テーブルアドレスによって識別された第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて変換される。【選択図】図１０

Description

本技法は、データ処理の分野に関する。より詳細には、アドレス変換に関する。

データ処理装置は、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路を有してもよい。アドレス変換は、仮想アドレスから物理アドレスに直接１つのステージで、又は仮想アドレスを中間アドレスにマッピングするために使用されるステージ１変換テーブル構造と、中間アドレスを物理アドレスにマッピングするために使用されるステージ２変換テーブル構造とに基づく２ステージのアドレス変換として実行することができる。変換テーブルアドレス記憶回路は、アドレスマッピングに使用する変換テーブル構造を識別する変換テーブルアドレスを格納することができる。

少なくともいくつかの例は、装置であって、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路と、第１の変換テーブルアドレスを格納する第１の変換テーブルアドレス記憶回路と、第２の変換テーブルアドレスを格納するための第２の変換テーブルアドレス記憶回路と、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路と、を備え、メモリアクセス要求に応答して、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換し、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、装置を提供する。

少なくともいくつかの例は、方法であって、ターゲット仮想アドレスを指定するメモリアクセス要求に応答して、ターゲット仮想アドレスが、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データによって指定された少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することと、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することと、を含む、方法を提供する。

少なくともいくつかの実施例は、ターゲットコードを実行するための命令実行環境を提供するホストデータ処理装置を制御するコンピュータプログラムであって、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換プログラムロジックと、ターゲットコードに関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャのアーキテクチャ状態をエミュレートする状態情報を維持するための状態エミュレートロジックであって、状態情報は、第１の変換テーブルアドレスと、第２の変換テーブルアドレスと、シミュレートされた仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データと、を指定する、状態エミュレートロジックと、を備え、ターゲットコードのメモリアクセス命令に応答して、アドレス変換プログラムロジックは、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換し、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、コンピュータプログラム、を提供する。

コンピュータ可読記憶媒体は、上述のコンピュータプログラムを格納することができる。記憶媒体は、非一時的記憶媒体であってもよい。

本技術の更なる態様、特徴、及び利点は、添付の図面と併せて読まれる以下の例の説明から明らかとなる。
データ処理装置の例を概略的に示す。 処理回路が動作することができるいくつかの領域を示す。 グラニュール保護ルックアップをサポートする処理システムの例を示す。 いくつかの物理アドレス空間の、メモリシステム内の場所を識別するシステム物理アドレス空間上での別名化を概略的に示す。 有効なハードウェア物理アドレス空間を分割し、それによってアーキテクチャ上の異なる物理アドレス空間が、システム物理アドレス空間のそれぞれの部分へのアクセスを有する例を示す。 アドレス変換回路を示す図である。 マルチレベル変換テーブル構造の一例を示す図である。 レルムドメインにおけるアドレス変換を制御する方法を示す図である。 ルートドメイン、セキュアドメイン、及び低セキュアドメインのうちの１つにおけるアドレス変換を制御する方法を示す図である。 変換される仮想アドレスが仮想アドレス空間の保護領域内にあるかどうかに応じた第１／第２の変換テーブルアドレス間の選択を示す図である。 レルムドメインにおける例外処理を示す図である。 低セキュアドメインから発行されたＴＬＢ無効化コマンドの処理を示す図である。 アドレス変換及びグラニュール保護情報フィルタリングのいくつかのステージを示す図である。 使用される可能性のあるシミュレータの例を示す。

装置は、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路と、第１及び第２の変換テーブルアドレスをそれぞれ格納する第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路（例えば、第１及び第２の変換テーブルアドレスレジスタ）と、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路と、を有する。メモリアクセス要求に応答して、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、ターゲット仮想アドレスは、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて変換される。ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、ターゲット仮想アドレスは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて変換される。

本発明者らは、第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶装置を提供することが有用であり得ることを認識し、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスと、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データとの比較に基づいて、変換テーブル構造のアドレスを取得するために使用するものを選択する。これは、保護領域内及び保護領域外のアドレスに対してそれぞれ異なる変換テーブル構造が参照されることを意味する。保護領域の定義は、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データに基づいて可変である。これは、例えば、より大きなアプリケーション内のサンドボックス化された構成要素に関連する安全に隔離されたコンピューティング環境のより効率的な開発をサポートするのに役立ち得る。そのような構成要素の場合、保護領域内で実行するコードに、その保護領域外に位置する同じアプリケーションのコードに対する異なる変換テーブルデータを提供することが望ましい場合があり、例えば、保護領域内のコードに対して参照される変換テーブル構造は、保護領域外のコードにアクセスできないアドレス空間のいくつかの領域へのアクセスを許可することができる。しかしながら、サンドボックス化された構成要素は、保護領域外のアドレスに格納された低セキュアコードと共有され得る、保護領域外のデータを参照する必要もあり得る。

１つの手法は、保護領域内のアドレスに関連付けられたサンドボックス化構成要素による使用専用の、仮想アドレス空間全体をカバーするアドレステーブル構造を定義することであり得るが、この手法は、保護領域及び仮想アドレス空間の他の領域に関連付けられた変換テーブルを、コードのセキュア部分と低セキュア部分との間で共有されるアドレス空間の部分に対して同期させたままにすることにおいて、追加のオーバーヘッドを招く可能性がある。例えば、これは、低セキュアコードによって使用される変換テーブル構造のエントリが保護領域内のコードによって使用される変換テーブル構造にコピーされることを必要とし得るか、又は両方のテーブルが一部のレベルのページテーブルについて同じ位置を指すようにテーブル構造を定義する際に協働が存在することを必要とし得る。仮想アドレス空間の保護領域に関連付けられたセキュアな構成要素を提供することが望ましいユースケースでは、セキュアな構成要素及び他のコードによって使用される変換テーブル構造の管理は異なる当事者によって処理され得、それらの当事者間の協働を必要とすることは、実用性が低く、よりコストがかかり、又はセキュリティの損失のリスクが高いと考えられ得るので、複数のテーブル構造のこの同期は、実際には（特にマルチプロセッサシステムでは）管理することが困難であり得る。

上述の手法では、アドレス変換回路は、仮想アドレスが仮想アドレス空間の保護アドレス領域の内にあるか外にあるかに基づいて、第１又は第２の変換テーブルアドレス記憶回路から変換テーブルアドレスを取得するかどうかを選択する。これは、保護領域内のアドレスに使用される変換データを管理する側が、保護領域外のアドレスにも変換データを定義する必要がないことを意味する。保護領域外のアドレスの場合、異なる変換テーブルが参照され、これは、例えば、保護領域外のデータにアクセスするものに対して保護領域外に位置するコードによって使用される同じ変換構造であり得る。これにより、変換エントリをコピーする必要性を低減し、メモリ容量を節約し、また、上述したように当事者間の協働の時間／開発コストを回避することができる。したがって、上述のような第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路、保護領域定義データ記憶回路、及びアドレス変換回路をサポートするプロセッサアーキテクチャは、安全なサンドボックス化された構成要素のソフトウェア開発をより効率的にすることができる。

１つ以上の変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするために、少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）が提供されてもよい。少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ内でミスするメモリアクセス要求に応答して、アドレス変換回路は、メモリアクセス要求のターゲット仮想アドレスが、領域定義データによって指定された仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域内にあるかどうか判定し、ページテーブルウォーク動作を、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるときに第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスと、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるときに第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスと、を使用して実行してもよい。

したがって、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶装置間の選択は、メモリから変換データを取得するためにページテーブルウォーク動作が必要なときに、ＴＬＢにおけるミスに対処するときに行われ得る。ＴＬＢ内のヒットでは、対応するＴＬＢミスを処理するときに選択された第１／第２の変換テーブル構造のうちの１つに基づいて、ヒットがＴＬＢに以前に割り当てられたデータを返すことができるので、仮想アドレスが保護領域内にあるか否かをチェックする必要がない場合がある。

処理回路は、異なるアクセス権又は能力に関連付けられ得る異なる動作ドメインを有し得る。例えば、あるドメインでは、処理回路は、別のドメインでは許可されていないいくつかの動作を実行すること、又は別のドメインにアクセスできないメモリの特定の領域にアクセスすることを許可され得る。

すべてのドメインが領域定義データを使用して、どの変換テーブルアドレス記憶回路にアクセスするかを決定するわけではない。いくつかの実装形態では、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域ケース内にあるかどうかに基づく変換テーブルアドレスの選択は、ドメインのサブセットに対してのみ行われてもよく、サブセット内にない他のドメインに対しては行われなくてもよい。したがって、処理回路が第１のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるかどうかに応じて、第１の変換テーブル構造及び第２の変換テーブル構造のうちの１つからのアドレス変換データを使用して、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。一方、処理回路が第２のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域中にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。

場合によっては、処理回路が第２のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、第２の変換テーブルアドレス記憶回路、すなわち、保護領域外の仮想アドレスを変換するために変換テーブルアドレスが第１のドメインで取得されるのと同じ記憶装置、から変換テーブルアドレスを取得してもよい。この手法では、第１のドメインから保護領域外のアドレスへのアクセスは、定義上、第２のドメインで使用されるものと同じ変換テーブルを使用し、これにより、第１のドメインコードが保護領域外のアドレスに関連付けられた第２のドメインの変換テーブル構造の部分を単に再利用できるため、第１のドメインのコードによって維持される必要がある変換テーブルデータの量が低減される。

しかしながら、別の手法は、処理回路が第２のドメインにあるときに、アドレス変換回路が、少なくとも１つの保護領域外へのアクセスのために第１のドメイン内で使用される第２の変換テーブルアドレス記憶回路とは異なり得る、更なる変換テーブルアドレス記憶回路から変換テーブルアドレスを取得することができるように、更なる変換テーブルアドレスを格納するために更なる変換テーブルアドレス記憶回路を設けることができることであり得る。この手法は、保護領域内のアクセスのために第２のドメイン内のコードと同じ変換テーブル構造にアクセスする第１のドメイン内のコードを依然としてサポートすることができるが、これは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路内のアドレスが更なる変換テーブルアドレス記憶回路内のアドレスと等しく設定されることを必要とする。これは、アドレスを設定するために記憶回路ならびにハードウェア及びソフトウェア命令に関していくつかの追加のオーバーヘッドを必要とし得るが、この手法は、第１のドメイン内のコードが、保護領域外へのそのアクセスが第２のドメイン内のコードと同じ変換テーブル構造を再利用すべきかどうか、又はその代わりにそのアドレス変換データのための完全に異なる構造にアクセスすべきかどうかを選択することができる追加の柔軟性を提供する。

例外処理回路は、例外の処理を制御するために設けられてもよく、例外は様々な原因によって発生する可能性があり、例えば、所与の仮想アドレスへのメモリアクセスが要求され、そのアドレスに対して定義された有効な変換テーブルデータがない場合、又はそのアドレスの変換テーブルデータがアクセスが許可されないことを指定する場合、アドレス障害が発生する可能性がある。例外は、外部割り込み、未定義命令などの他の原因によっても発生する可能性がある。例外が発生すると、一部の形態の例外は、例えば、その仮想アドレスにアクセスして命令をフェッチするとき、又はメモリからデータにアクセスするときにアドレス障害が発生したため、又はその仮想アドレスに関連付けられた命令を処理するときに例外が発生したため、特定の仮想アドレスに起因する可能性がある。

所与の仮想アドレスに関連付けられた少なくとも１つのタイプの例外について、例外処理回路は、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外の仮想アドレスに関連付けられているかどうかに応じて、第１の例外処理アクションを実行するか第２の例外処理アクション（第１の例外処理アクションとは異なる）を実行するかを選択することができる。すべてのタイプの例外に対してこの判定を行う必要はないが、少なくともいくつかのタイプでは、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にある場合、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にある場合と比較して、例外の異なる処理をトリガすることが有用であり得る。これにより、例外を処理するための例外ハンドラは、例外が保護されたコード領域内の保護されたコードに関連付けられたか、保護領域外の保護されていないコードに関連付けられたかに応じて異なる応答を取ることができる。

一例では、例外処理回路は、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかに基づいて、例外を第１のドメインで処理すべきか第２のドメインで処理すべきかを判定することができる。第１／第２の例外処理アクションは、それぞれ第１／第２のドメインで処理される例外のトリガであり得る。

別の選択肢は、第１の例外処理アクションは、例外が少なくとも１つの保護領域内の仮想アドレスに関連付けられていることを示すシンドローム情報を設定することを含み、第２の例外処理アクションは、例外が少なくとも１つの保護領域外の仮想アドレスに関連付けられていることを示すシンドローム情報を設定することを含むことであり得る。シンドローム情報は、例外の原因に関する情報を示す例外ハンドラによってアクセス可能な情報であってもよい。シンドローム情報は、例外をどのように処理するかを決定するために例外ハンドラによって参照され得る。この手法では、第１のドメインでの処理中に少なくとも１つのタイプの例外が発生した場合、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外の仮想アドレスに関連付けられているかどうかにかかわらず、第１のドメインで例外を取得することができるが、第１のドメインで実行する例外ハンドラは、シンドローム情報を使用して、例外自体の原因に対処するか、又は第２のドメインで処理するために例外を転送するかを決定することができる。

いずれの方法でも、これらの機能により、例外処理回路は、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外のアドレスに関連付けられているかどうかに応じて、異なるドメインで例外を直接的又は間接的に処理することができる。これは、所与の仮想アドレスへのアクセスが、そのアクセスについてルックアップされた変換テーブル構造で定義された有効な変換テーブルデータがないこと、又は有効な変換テーブルデータがある間に、変換テーブルデータがその特定の要求に対するアクセスを拒否するアクセス許可を指定することを発見した場合に生成されるアドレス障害例外に特に有用であり得る（例えば、それはメモリの読み出し専用領域への書き込みアクセスであるため、又は要求を発行するときの処理回路のドメイン若しくは他の動作状態がその仮想アドレスへのアクセスを許可されていないと示されるためである）。上述したように、第１のドメインにあるときに保護領域内及び外で使用するための別々の変換テーブルアドレス記憶装置を提供する１つのユースケースは、これにより、第２のドメインに関連付けられた変換テーブル構造が保護領域外のアクセスに再利用されることを可能にすることができることであり得る。したがって、アドレス障害の場合、保護領域外へのアクセスを行うときに発生する例外は、（例えば、第２のドメインのコードによって使用される変換テーブル構造を定義する第２のドメインで実行されるオペレーティングシステム又はハイパーバイザに関連付けられる）第２のドメインで処理される例外ハンドラに（例外処理回路によって直接的に、又は第１のドメインで実行される例外ハンドラを介して間接的に）向けられることが好ましい場合があるが、保護領域内の領域にアクセスするときに第１のドメインで発生するアドレス障害は、代わりに、第１の変換テーブルアドレスレジスタ内のアドレスによって識別される別個の変換テーブル構造を管理し得る第１のドメインによって処理され得る。

一方、少なくとも１つのタイプの例外について、それが第２のドメインでの処理中に発生した場合、仮想アドレスが保護領域内にあるか外にあるかにかかわらず、例外は第２のドメインで処理され得、シンドローム情報は、仮想アドレスが保護領域内にあるか外にあるかを区別し得ない。したがって、例外をどのように処理するかの決定は、所与の仮想アドレスと、第２のドメインではなく第１のドメインの保護領域定義データとの比較に依存し得る。アドレス障害の一例が上記に与えられているが、例外が第１のドメイン又は第２のドメインで処理されるかどうかを制御するこの技術は、特定の仮想アドレスに起因する他のタイプの例外に対しても実行することができる。

一例では、上述の第１の／第２の／更なる変換テーブルアドレス記憶回路は、対応する変換テーブルアドレスを格納するための第１の／第２の／更なるレジスタであってもよい。

これらのレジスタのいずれか１つに格納された変換テーブルアドレスは、変換テーブルのベースアドレスであってもよく、ターゲット仮想アドレスを変換するために使用されるその変換テーブルのエントリのアドレスは、ベースアドレスとターゲット仮想アドレスの一部から導出されたオフセットとを加算することによって取得されてもよい。

変換テーブル構造は、変換テーブルアドレス記憶回路に格納されたアドレスを使用して識別されたアドレスにあるメモリに格納されたデータを含む。例えば、変換テーブル構造は、変換テーブルアドレス記憶装置内のアドレスが第１レベルの変換テーブルのアドレスを識別するマルチレベル変換テーブル構造であり得る。ターゲット仮想アドレスの一部は、第１レベルの変換テーブル内の特定のエントリのアドレスを選択するために使用されるオフセットを提供し、そのエントリは、ツリーの次のレベルの更なる変換テーブルのアドレスを識別するために使用することができ、そこからターゲット仮想アドレスの別の部分に基づいて更なるエントリを選択することができ、最終的にターゲット仮想アドレスに対応するマッピングされた中間アドレス又は物理アドレスを提供するリーフ変換エントリが変換テーブルの最終レベル内で取得されるまで同様である。

変換テーブルウォークを実行してそれらのレベルの変換テーブル構造のすべてをステップスルーすることは低速であり得るので、いくつかのシステムは、１つ又は変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするためのバッファエントリを含む少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）を提供することができる。例えば、バッファエントリは、以前の変換テーブルウォークで識別された変換テーブルエントリをキャッシュすることができ、あるいは、それらの変換テーブルエントリから導出された情報をキャッシュすることができる（例えば、エントリは、マルチレベルページテーブルウォークが実行されるときにそのマッピングを識別するために使用される個別の変換テーブルエントリの各々を格納する代わりに、ルックアップされた仮想アドレスを中間アドレス又は物理アドレスに直接マッピングすることができる）。

場合によっては、ＴＬＢはドメイン間で共有することができるため、各バッファエントリを処理回路のドメインのうちの対応する１つを識別するドメイン識別子と関連付けることが有用であり得、その結果、仮想アドレスに基づくＴＬＢへのルックアップは、ＴＬＢが仮想アドレス及び処理の現在のドメインと一致するエントリを含むときにＴＬＢ内でヒットし、現在のドメインとは異なるドメインに関連付けられたエントリにヒットしない。

処理回路は、コマンドによって指定された少なくとも１つの無効化基準が満たされる特定のバッファエントリをＴＬＢが無効化することを要求するために使用できる変換無効化コマンドを発行する必要がある場合がある。これらのコマンドは、例えば、処理回路が変換テーブル構造の１つ内のページテーブルデータを変更したときに発行されて、ＴＬＢが古い情報をキャッシュし続けないようにすることができる。特定のドメインから発行された変換無効化コマンドは、そのドメインのドメイン識別子を指定するキャッシュされた変換テーブルエントリの無効化のみをトリガすべきであると期待することができる。しかしながら、上述したように、上述した技術（第１のドメインは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路を使用して参照される変換テーブル構造にオーバーレイされた保護領域のための独自の変換テーブル構造を有することができる）は、第１のドメインに関連付けられたコードが第２のドメインのコードによって管理される変換構造で定義された変換データを再利用することを可能にするのに有用であり得る。これは、第２のドメインから変換無効化コマンドが発行されたときに、第２のドメインコードによって変更された変換データも第１のドメインによって使用され、第１のドメインを識別するドメイン識別子に関連付けられたＴＬＢにキャッシュされる可能性があることを意味する。したがって、第２のドメインにあるときに発行された変換無効化コマンドに応答して、ＴＬＢは、それらが第１のドメイン又は第２のドメインを識別するドメイン識別子に関連付けられているかどうかにかかわらず、指定された無効化基準を満たすバッファエントリを無効化することができる。

上述の技法は、少なくとも処理回路の現在のドメインに基づいて、アドレス変換回路が、現在のドメインに基づいて選択された２つ以上の異なる物理アドレス空間のうちの１つにおいて、ターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換する実装に特に有用であり得る。

いくつかの処理システムでは、すべての仮想アドレスは、アクセスされるメモリ内の位置を識別するためにメモリシステムによって使用される単一の物理アドレス空間上にアドレス変換回路によってマッピングされ得る。そのようなシステムでは、特定のソフトウェアプロセスが特定のアドレスにアクセスできるかどうかの制御は、アドレス変換マッピングを提供するために使用される変換テーブル構造にのみ基づいて提供され得る。しかしながら、そのようなページテーブル構造は、通常、オペレーティングシステム及び／又はハイパーバイザによって定義され得る。オペレーティングシステム又はハイパーバイザが不正アクセスされると、機微データ又はコードに攻撃者がアクセス可能となり得る機密漏洩を引き起こす可能性がある。

したがって、他のプロセスからの分離で安全に実行するための特定のプロセスに対する要望をサポートするために、システムは、いくつかのドメイン内の動作をサポートすることができ、いくつかの別個の物理アドレス空間がサポートされ得る。メモリシステムの少なくともいくつかの構成要素については、仮想アドレスが異なる物理アドレス空間内の物理アドレスに変換されるメモリアクセス要求は、例えそれぞれの物理アドレス空間内の物理アドレスが実際にはメモリシステム位置に対応する場合であっても、あたかも、メモリ内の全く別のアドレスにアクセスしているかのように扱われる。いくつかのメモリシステム構成要素によって見られるように、処理回路の異なる動作ドメインからのそれぞれ別個の物理アドレス空間へのアクセスを隔離することにより、オペレーティングシステム又はハイパーバイザが設定したページテーブル許可情報に依存しない、より強いセキュリティ保証を提供することができる。

通常、異なるドメインにアクセス可能な別個の物理アドレス空間をサポートするシステムでは、各ドメインが変換テーブルデータの完全に別個のセット（ページテーブル構造）に関連付けられるべきであると期待する。しかしながら、一般的に１つのドメインで実行されるアプリケーションに対して、追加のセキュリティを提供するために異なる物理アドレス空間を使用して別のドメインで動作するそのアプリケーションの特定の部分を提供することがますます望まれている。そのようなユースケースでは、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶回路を使用して上述した技術は、異なる物理アドレス空間内の物理アドレスに格納され得る変換テーブル構造間の同期の必要性を低減するので、異なるドメインの別個の物理アドレス空間で動作するサンドボックス化された構成要素の開発を簡略化するのに特に有用であり得る。

より詳細には、上述の第１及び第２のドメインは、それぞれ第１及び第２の物理アドレス空間に関連付けられる。第１の物理アドレス空間は、第１のドメインからアクセス可能であり、第２のドメインからアクセス不可能であり得る。第２の物理アドレス空間は、第１及び第２のドメインの両方からアクセス可能であり得る。したがって、第１のドメインは、両方のドメインの物理アドレス空間にアクセスできるよりセキュアなドメインであり、第２のドメインは、第１のドメインの物理アドレス空間にアクセスできない。したがって、ページテーブルウォークで使用するために第１／第２の変換テーブルアドレス間で選択することができるのは、それぞれの物理アドレス空間に対するより大きなアクセス権を有する第１のドメインである。これは、第１のドメインが第２のドメインに関連付けられた変換テーブルを再利用することが適切であり得るが、第２のドメインによる第１のドメインの変換テーブルの再利用は適切ではない可能性があることを認識する。

いくつかのシステムは、追加のドメインならびに上述の第１及び第２のドメインをサポートすることができ、例えば、それに関連付けられた第３の物理アドレス空間を有する第３のドメインが存在することができる。第３の物理アドレス空間は、第３のドメインからアクセス可能であるが、第１のドメイン及び第２のドメインからアクセス不可能であり得る。例えば、第３のドメインは、第１のドメインと第２のドメインとの間の切り替えを管理する役割を担うルートドメインであり得る。あるいは、第３のドメインは、第１のドメインと同様に、第２のドメインにアクセスできない第３の物理アドレス空間を有するが、第１の物理アドレス空間は第３のドメインにアクセスできず、第３の物理アドレス空間は第１のドメインにアクセスできない、第１のドメインに直交する追加のドメインであってもよく、その結果、両方とも第２のドメインよりも安全であるが、互いのコードを信頼する必要がない２つの別個の処理環境を提供する。

第３のドメインの特定の形態にかかわらず、処理回路が第３のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。例えば、第３の変換テーブルアドレスを格納するために第３の変換テーブルアドレス記憶回路が設けられてもよく、処理回路が第３のドメインにあるとき、処理回路は、その第３の変換テーブルアドレス記憶回路からその変換テーブルアドレスを取得してもよい。

あるいは、第３のドメインにある場合、第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つを使用して変換テーブルアドレスを提供することができる（ただし、その記憶装置に格納されたアドレスは、第３のドメインが依然として異なる変換テーブル構造を参照することができるように、ドメインの切り替えで変更することができる）。

したがって、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに基づいて、どの変換テーブルアドレスを使用するかを選択する上記のメカニズムをすべてのドメインが使用することは必須ではない。

いくつかの実施態様では、保護領域定義データ記憶回路は、単一の保護領域を定義する領域定義データを格納するように構成され得る。他の手法は、２つ以上の不連続な保護領域を示すことが可能なフォーマットを有する領域定義データをサポートし得る。各保護領域について、領域定義データは、例えば、保護アドレス領域のベースアドレスと、保護アドレス領域のサイズとを指定し得る。サイズは、ベースアドレスに対する保護アドレス領域の終端アドレスのオフセットを表すサイズ値を指定することによって、又は終端アドレスを明示的に絶対アドレスとして指定することによって識別することができる。

上述したように、いくつかのシステムは、ターゲット仮想アドレスからターゲット中間アドレスへのマッピングを指定する第１ステージ変換テーブル構造と、ターゲット中間アドレスからターゲット物理アドレスへのマッピングを指定する第２ステージ変換テーブル構造とに基づいて、２ステージアドレス変換を実行することが可能である。第１ステージ変換テーブル構造にどの変換テーブルアドレスを使用するかを選択するために（少なくとも上記のように第１のドメインにある場合）、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに基づいて第１／第２の変換テーブル構造を選択することができる。したがって、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶回路は、第１ステージ変換テーブル構造として選択可能な変換テーブル構造を識別するために使用される第１ステージのテーブルアドレスを格納することができる。アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される第１の変換テーブルアドレス記憶回路及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから、第１ステージ変換テーブル構造を識別する第１ステージ変換テーブルアドレスを取得してもよい。

同様に、第２ステージ変換テーブル構造の選択は、（少なくとも上述したように第１のドメインでの処理時に）ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかに依存し得る。したがって、第２ステージ変換テーブル構造を識別する第２ステージ変換テーブルアドレスは、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される第１の２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路及び第２の２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから取得され得る。第１／第２の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路は、例えば、上述のように第１／第２の（第１ステージの）変換テーブルアドレス記憶回路に使用されるレジスタに加えて設けられる更なるレジスタを備えてもよい。

上述の技術は、上述のように第１／第２のアドレス記憶回路（そして、提供される場合、第３の／更なるアドレス記憶回路）、領域定義データ記憶回路、及びアドレス変換回路を提供するハードウェア回路を有するデータ処理装置内で実施することができる。

しかしながら、同じ技術はまた、ターゲットコードの実行のための命令実行環境を提供するためにホストデータ処理装置上で実行されるコンピュータプログラム内で実施することができる。そのようなコンピュータプログラムは、ホストデータ処理装置自体がそのアーキテクチャをサポートしていなくても、特定の命令セットアーキテクチャに従ってターゲットコードを実際にサポートするハードウェア装置上に提供されるアーキテクチャ環境をシミュレートするようにホストデータ処理装置を制御することができる。したがって、コンピュータプログラムは、上述したアドレス変換回路の動作をエミュレートする、ターゲット仮想アドレスからターゲット物理アドレスへのアドレス変換をサポートするアドレス変換プログラムロジックを備えることができる。また、第１及び第２の変換テーブルアドレス及び領域定義データを格納するためのハードウェア記憶装置を提供する代わりに、コンピュータプログラムは、ターゲットコードに関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャのアーキテクチャ状態をエミュレートする状態情報を維持する状態エミュレートロジックを有することができ、その状態情報は、第１及び第２の変換テーブルアドレス及び領域定義データを指定する。ターゲットコード内のメモリアクセス命令に応答して、アドレス変換プログラムロジックは、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに応じて、前述したアドレス変換回路の機能と同様に、第１又は第２の変換テーブルアドレスによって識別される第１又は第２の変換テーブル構造のいずれかに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することができる。

シミュレーションコンピュータプログラムの場合、アドレス変換プログラムロジックは、（ターゲット命令セットアーキテクチャに従って定義された変換テーブル構造の観点から）メモリ内の物理位置を参照すると予想されるシミュレートされたターゲット物理アドレスにターゲット仮想アドレスを変換することができるが、ターゲットコードがシミュレーションプログラムによって提供される命令実行環境によって実行されている場合、変換されたアドレスは、実際には、シミュレータプログラムを実行するホストプロセッサのホスト仮想アドレス空間内の仮想アドレス空間の部分にシミュレーションによってマッピングされたシミュレートされた物理アドレスを表す。

そのようなシミュレーションプログラムは、例えば、１つの命令セットアーキテクチャに対して書き込まれたレガシーコードが、異なる命令セットアーキテクチャをサポートするホストプロセス上で実行されている場合に有用である。また、シミュレーション実行環境上でソフトウェアを実行することにより、新しいアーキテクチャをサポートするハードウェアの進行中の開発と並行してソフトウェアのテストを可能にすることができるため、シミュレーションは、新しいアーキテクチャバージョンをサポートするハードウェアを処理する前に、命令セットアーキテクチャの新しいバージョンのソフトウェア開発を開始することを可能にすることができる。

シミュレーションプログラムは、非一時的な記憶媒体であってもよい記憶媒体に格納されてもよい。

実施例の説明
図１は、少なくとも１つのリクエスタデバイス４及び少なくとも１つのコンプリータデバイス６を有するデータ処理システム２の例を概略的に示す。インターコネクト８は、リクエスタデバイス４とコンプリータデバイス６との間の通信を提供する。リクエスタデバイスは、特定のアドレス指定可能なメモリシステム位置へのメモリアクセスを要求するメモリアクセス要求を発行することができる。コンプリータデバイス６は、それに向けられたメモリアクセス要求を処理する責任を有するデバイスである。図１には示されていないが、いくつかのデバイスは、リクエスタデバイスとコンプリータデバイスとしての両方として機能できる場合がある。リクエスタデバイス４は、例えば、中央処理ユニット（ＣＰＵ）又はグラフィックス処理ユニット（ＧＰＵ）又はバスマスターデバイス、ネットワークインターフェースコントローラ、ディスプレイコントローラなどの他のマスターデバイスなどの処理要素を含み得る。コンプリータデバイスは、対応するメモリ記憶ユニットへのアクセス制御を担うメモリコントローラ、周辺デバイスへのアクセスを制御するための周辺コントローラなどを含む。図１は、リクエスタデバイス４の１つの構成例をより詳細に示すが、他のリクエスタデバイス４も同様の構成を有し得ることを理解されたい。あるいは、他のリクエスタデバイスは、図１の左側に示されるリクエスタデバイス４と異なる構成を有し得る。

リクエスタデバイス４は、レジスタ１２に記憶されたデータを参照して、命令に応答するデータ処理を実行するための処理回路１０を有する。レジスタ１２は、オペランド及び処理された命令の結果を記憶するための汎用レジスタだけでなく、処理回路によって処理がどのように実行されるかを構成するための制御データを記憶するための制御レジスタを含み得る。例えば、制御データは、どの動作領域が現在の領域であるかを選択するために使用される現在の領域指示１４と、どの例外レベルが処理回路１０が動作している現在の例外レベルであるかを示す現在の例外レベル指示１５とを含み得る。

処理回路１０は、アクセスされるべきアドレス可能な位置を識別する仮想アドレス（ＶＡ）と、現在の領域を識別するドメイン識別子（領域ＩＤ又は「セキュリティ状態」）とを指定するメモリアクセス要求を発行することが可能であり得る。アドレス変換回路１６（例えば、メモリ管理ユニット（ＭＭＵ））は、メモリシステムに記憶されたページテーブル構造において定義されたページテーブルデータに基づいて、アドレス変換のより多くのステージのうちの１つを介して、仮想アドレスを物理アドレス（ＰＡ）に変換する。変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）１８は、アドレス変換が必要な都度ページテーブル情報がメモリからフェッチされる必要がある場合よりもより速いアクセスのために、そのページテーブル情報の一部をキャッシュするためのルックアップキャッシュとして機能する。この例では、物理アドレスを生成するだけでなく、アドレス変換回路１６はまた、物理アドレスと関連付けられたいくつかの物理アドレス空間のうちの１つを選択し、選択された物理アドレス空間を識別する物理アドレス空間（ＰＡＳ）識別子を出力する。ＰＡＳの選択については、以下でより詳細に論じる。

ＰＡＳフィルタ２０は、変換された物理アドレス及びＰＡＳ識別子に基づいて、その物理アドレスがＰＡＳ識別子によって識別され指定された物理アドレス空間内でアクセスされることが許可されているかどうかを確認するためのリクエスタフィルタリング回路として機能する。このルックアップは、メモリシステム内に記憶されたグラニュール保護テーブル構造に格納されたグラニュール保護情報に基づく。グラニュール保護情報は、ＴＬＢ１８内におけるページテーブルデータのキャッシュと同様に、グラニュール保護情報キャッシュ２２内にキャッシュされ得る。図１の例では、グラニュール保護情報キャッシュ２２は、ＴＬＢ１８とは別々の構造として示されているが、他の例では、これらのタイプのルックアップキャッシュを単一ルックアップキャッシュ構造として組み合わせることができ、その結果、組み合わされた構造のエントリの単一ルックアップは、ページテーブル情報及びグラニュール保護情報の両方を提供する。グラニュール保護情報は、所与の物理アドレスがアクセスされ得る物理アドレス空間を制限し、このルックアップに基づいて、メモリアクセス要求が１つ以上のキャッシュ２４及び／又はインターコネクト８に対して発行されることを進めることを可能とするかどうかをＰＡＳフィルタ２０が判定する情報を定義する。メモリアクセス要求に対する指定されたＰＡＳが指定された物理アドレスにアクセスすることを許可されない場合、ＰＡＳフィルタ２０は、トランザクションをブロックし、フォールトをシグナリングすることができる。

図１は、システムが複数のリクエスタデバイス４を有する状態の例を示しているが、図１の左側の１つの要求デバイスに示される特徴は、シングルコアプロセッサなど１つのリクエスタデバイスのみが存在するシステムにも含まれ得る。

図１は、所与の要求に対するＰＡＳの選択がアドレス変換回路１６によって行われる例を示しているが、他の例では、どのＰＡＳを選択するかを決定するための情報をＰＡと共にアドレス変換回路１６によってＰＡＳフィルタ２０に対して出力することができ、ＰＡＳフィルタ２０は、ＰＡＳを選択し、選択されたＰＡＳ内でＰＡがアクセスされることが可能かどうかを確認することができる。

ＰＡＳフィルタ２０の提供は、それぞれがそれ自体の隔離された物理アドレス空間に関連付けられた、いくつかの動作領域で動作することができるシステムをサポートするのに役立つ。ここで、（例えば、いくつかのキャッシュ又はスヌープフィルタなどのコヒーレンシー実施メカニズムのための）メモリシステムの少なくとも一部について、別々の物理アドレス空間は、それらのアドレス空間内のアドレスが実際にメモリシステム内の同じ物理的位置を指す場合でも、あたかも全く別のメモリシステム位置を識別する別のアドレスのセットを指すかのように扱われる。これは、セキュリティ目的のために有用であり得る。

図２は、処理回路１０が動作することができる異なる動作状態及び領域の例、ならびに異なる例外レベル及び領域で実行され得るソフトウェアのタイプの例を示している（当然のことながら、システム上にインストールされる特定のソフトウェアは、そのシステムを管理する当事者によって選択され、したがって、ハードウェアアーキテクチャの本質的な特徴ではないことが理解されよう）。

処理回路１０は、いくつかの異なる例外レベル８０、この実施例では、ＥＬ０、ＥＬ１、ＥＬ２、及びＥＬ３とラベル付けされた４つの例外レベルで動作可能であり、この例では、ＥＬ３は最高レベルの特権を有する例外レベルを指し、ＥＬ０は最低の特権を有する例外レベルを指す。他のアーキテクチャでは、逆の採番を選び、最大の数を有する例外レベルが最低の特権を有すると見なし得ることが理解されよう。この実施例では、最低特権の例外レベルＥＬ０は、アプリケーションレベルのコードのためのものであり、次に最高特権の例外レベルＥＬ１は、オペレーティングシステムレベルのコードに使用され、次に最高特権の例外レベルＥＬ２は、いくつかの仮想オペレーティングシステム間の切り替えを管理するハイパーバイザレベルコードに使用され、最高特権の例外レベルＥＬ３は、後述するように、それぞれの領域間の切り替え及び物理アドレスの物理アドレス空間への配分を管理するモニタコードに使用される。

ソフトウェアを処理している間に特定の例外レベルで例外が発生するとき、いくつかのタイプの例外については、例外がより高い（より高特権の）例外レベルに対して受け入れられ、例外が受け入れられる特定の例外レベルは、発生した特定の例外の属性に基づいて選択される。しかしながら、いくつかの状況においては、例外が受け入れられたときに処理されていたコードと関連付けられた例外レベルと同じ例外レベルで、他のタイプの例外が受け入れられ得る。例外が受け入れられるとき、例外が受け入れられた時点のプロセッサの状態を特徴付ける情報を、例えば例外が受け入れられた時点での現在の例外レベルを含めて保存することができる。したがって、例外に対処するために例外ハンドラが処理されると、処理は以前の処理に戻ることができ、保存された情報を使用して、処理が戻るべき例外レベルを識別することができる。

異なる例外レベルに加えて、処理回路はまた、ルート領域８２、セキュア（Ｓ）領域８４、レスセキュア領域８６、及びレルム領域８８を含むいくつかの動作領域をサポートする。参照を容易にするために、レスセキュア領域は、「非セキュア」（ＮＳ）領域として以下に説明されるが、これは、セキュリティの特定のレベル（又は欠如）を意味することを意図するものではないことが理解されよう。代わりに、「非セキュア」は、非セキュア領域が、セキュア領域で動作するコードよりもセキュアではないコードを対象としていることを単に示す。ルート領域８２は、処理回路１０が最高例外レベルＥＬ３にあるときに選択される。処理回路が他の例外レベルＥＬ０～ＥＬ２のうちの１つにあるとき、現在の領域は、現在の領域インジケータ１４に基づいて選択され、これは、他の領域８４、８６、８８のうちのどれがアクティブであるかを示す。他の領域８４、８６、８８の各々について、処理回路は、例外レベルＥＬ０、ＥＬ１、又はＥＬ２のいずれかにあり得る。

起動時に、いくつかのブートコード（例えば、ＢＬ１、ＢＬ２、ＯＥＭブート）が、例えば、より高度の特権の例外レベルＥＬ３又はＥＬ２内で実行され得る。ブートコードＢＬ１、ＢＬ２は、例えば、ルート領域と関連付けられ得、ＯＥＭブートコードは、セキュア領域で動作し得る。しかしながら、システムがブートされると、実行中、処理回路１０は、一度に領域８２、８４、８６、及び８８のうちの１つで動作すると見なされ得る。領域８２～８８の各々はそれ自体の関連する物理アドレス空間（ＰＡＳ）と関連付けられている。これにより、メモリシステムの少なくとも一部内で、異なる領域からのデータの隔離が可能とされている。これについては、以下でより詳細に説明する。

非セキュア領域８６は、通常のアプリケーションレベル処理、及びそのようなアプリケーションを管理するためのオペレーティングシステム及びハイパーバイザアクティビティに使用することができる。したがって、非セキュア領域８６内で、ＥＬ０で動作するアプリケーションコード３０、ＥＬ１で動作するオペレーティングシステム（ＯＳ）コード３２、及びＥＬ２で動作するハイパーバイザコード３４が存在し得る。

セキュア領域８４は、特定のシステムオンチップセキュリティ、メディア、又はシステムサービスが、非セキュア処理に使用される物理アドレス空間とは別の物理アドレス空間に隔離されることを可能にする。セキュア領域と非セキュア領域とは、非セキュア領域コードがセキュア領域８４と関連付けられたリソースにアクセスできない一方で、セキュア領域は、セキュアリソースと非セキュアリソースの両方にアクセスできるという意味では同等でない。セキュア及び非セキュア領域８４、８６のそのような分割をサポートするシステムの例は、Ａｒｍ（登録商標）Ｌｉｍｉｔｅｄによって提供されるＴｒｕｓｔＺｏｎｅ（登録商標）アーキテクチャに基づくシステムである。セキュア領域は、信頼できるアプリケーション３６をＥＬ０で、信頼できるオペレーティングシステム３８をＥＬ１で、及び任意選択でセキュア分割マネージャ４０をＥＬ２で実行できる。ＥＬ２はセキュア分割がサポートされる場合、２ページテーブルを使用して、セキュア領域８４内で実行されている異なる信頼できるオペレーティングシステム３８間の隔離を、ハイパーバイザ３４が非セキュア領域８６内で実行される仮想マシン間又はゲストオペレーティングシステム３２間の隔離を管理することができる方法と同様の方法で、サポートすることができる。

システムをセキュア領域８４をサポートするように拡張することは、単一のハードウェアプロセッサが隔離されたセキュア処理をサポートすることを可能にし、かつ処理が別のハードウェアプロセッサ上で行われる必要性を回避できるために、近年一般的になった。しかしながら、セキュア領域の使用の人気が高まるにつれ、そのようなセキュア領域を有する多くの実用システムは、いまや、広範囲の異なるソフトウェアプロバイダによって提供されるサービスの比較的高度な混合環境をセキュア領域内でサポートしている。例えば、セキュア領域８４内で動作するコードは異なるソフトウェアを含み得、その提供者には（とりわけ）、集積回路を製造したシリコンプロバイダ、シリコンプロバイダによって提供される集積回路を携帯電話などの電子デバイスに組み立てる相手先商標製品製造業者（ＯＥＭ）、オペレーティングシステム３２をデバイスのために提供するオペレーティングシステムベンダー（ＯＳＶ）、及び／又はクラウドを介して、多数の異なる顧客のためのサービスをサポートするクラウドサーバを管理するクラウドプラットフォームプロバイダを含む。

しかしながら、（非セキュア領域８６内のアプリケーション３０として実行することが通常予想され得る）ユーザレベルコードの提供者が、同じ物理プラットフォーム上でコードを動作させる他の当事者に情報を漏らさないことが信頼できるセキュアなコンピューティング環境を提供されることへの要望が高まっている。そのようなセキュアコンピューティング環境は、実行中に動的に配分可能であって、潜在的に機微性のあるコード又はデータの処理をデバイスに任せる前に、十分なセキュリティ保証が物理的プラットフォーム上で提供されているかどうかをユーザが検証できるように保証され証明可能であることが望ましい可能性がある。そのようなソフトウェアのユーザは、非セキュア領域８６で通常動作し得る、機能が豊富なオペレーティングシステム３２又はハイパーバイザ３４の提供者を信頼することを望まない可能性がある（あるいは、それらのプロバイダ自体は信頼できても、ユーザは、オペレーティングシステム３２又はハイパーバイザ３４が攻撃者によって不正アクセスされることから自らを守ることを望み得る）。また、セキュアな処理を必要としているそのようなユーザ提供アプリケーションのためにセキュア領域８４を使用可能であるが、実際上、これはセキュアなコンピューティング環境を必要とするコードを提供するユーザと、セキュア領域８４内で動作する既存のコードのプロバイダの両方に対して問題を引き起こす。セキュア領域８４内で動作する既存のコードのプロバイダにとって、それらのコードに対する潜在的な攻撃の攻撃対象領域が、セキュア領域内に恣意的なユーザ提供コードが追加されることにより増加する。これは望ましくないことであり得、したがってユーザがセキュア領域８４にコードを追加可能としないよう強く勧奨され得る。一方、セキュアなコンピューティング環境を必要とするコードを提供するユーザは、特定の領域で動作するコードの保証及び証明がユーザ提供コードが処理を実行する前提条件として必要とされる場合、セキュア領域８４で動作する異なるソフトウェアプロバイダによって提供される別個のコードのすべてを監査し証明することは困難であり得、セキュア領域８４で動作する異なるコードのプロバイダのすべてに、自らのデータ又はコードへのアクセスを任せることに否定的であり得る。これは、第三者がよりセキュアなサービスを提供する機会を制限し得る。

したがって、図２に示すように、レルム領域と呼ばれる追加の領域８８が提供され、セキュア領域２４で動作する構成要素に関連付けられた任意のセキュアなコンピューティング環境に直交するセキュアなコンピューティング環境を提供するために、ユーザが導入したそのようなコードによって使用され得る。レルム領域では、実行されるソフトウェアは、いくつかのレルムを含むことができ、各レルムは、例外レベルＥＬ２で動作するレルムマネージメントモジュール（ＲＭＭ）４６によって他のレルムから隔離され得る。ＲＭＭ４６は、例えば、ハイパーバイザ３４が非セキュア領域８６で動作する異なる構成要素間の分離を管理する方法と同様に、ページテーブル構造内のアクセス許可及びアドレスマッピングを定義することによって、レルム領域８８を実行するそれぞれのレルム４２、４４間の隔離を制御することができる。この例では、レルムは、ＥＬ０で実行されるアプリケーションレベルのレルム４２と、例外レベルＥＬ０及びＥＬ１にわたって実行されるカプセル化アプリケーション／オペレーティングシステムレルム４４とを含む。ＥＬ０及びＥＬ０／ＥＬ１タイプの両方のレルムをサポートすることが必須ではなく、同じタイプの複数のレルムがＲＭＭ４６によって確立され得ることが理解されよう。

レルム領域８８は、それに割り当てられた独自の物理アドレス空間をセキュア領域８４と同様に有するが、レルム領域及びセキュア領域８８、８４が非セキュア領域８６に関連付けられた非セキュアＰＡＳに各々アクセスできる一方で、レルム領域８８とセキュア領域８４とは相互の物理アドレス空間にアクセスできないという意味でレルム領域はセキュア領域８４に直交している。これは、レルム領域８８で実行されているコードとセキュア領域８４とは互いに依存関係を有しないことを意味する。レルム領域内のコードは、ハードウェア、ＲＭＭ４６、及び領域間の切り替えを管理するルート領域８２で動作するコードのみを信頼すればよく、これは、証明と保証がより実行可能であることを意味する。証明は、所与のソフトウェアが、デバイス上にインストールされたコードが特定の予想された特性に一致することの検証を要求することを可能にする。これは、デバイス上にインストールされたプログラムコードのハッシュが、信頼できる当事者により暗号プロトコルを使用して署名された予想値と一致するかどうかをチェックすることによって実施することができる。ＲＭＭ４６及びモニタコード２９は、例えば、このソフトウェアのハッシュが、処理システム２を含む集積回路を製造したシリコンプロバイダ、又は領域ベースのメモリアクセス制御をサポートするプロセッサアーキテクチャを設計したアーキテクチャプロバイダなどの信頼できる当事者によって署名された予想値と一致するかどうかをチェックすることによって証明され得る。これにより、ユーザ提供コード４２、４４は、任意のセキュアな又は機微性のある機能を実行する前に、領域ベースのアーキテクチャの完全性が信頼できるかどうかを検証することができる。

したがって、これらのプロセスが以前実行されていたであろう非セキュア領域内のギャップを示す点線で示されるように、以前は非セキュア領域８６内で実行されていたであろうレルム４２、４４に関連付けられているコードは、今や、それらのデータとコードは非セキュア領域８６で動作する他のコードによってアクセスできないため、これらがより強いセキュリティ保証を有し得るレルム領域に移動され得ることが分かる。しかしながら、レルム領域８８及びセキュア領域８４が直交しており、したがって相互の物理アドレス空間を見ることができないという事実により、これは、レルム領域内のコードのプロバイダはセキュア領域内のコードのプロバイダを信頼する必要がなく、逆も同様であることを意味する。レルム領域内のコードは、ルート領域８２及びＲＭＭ４６のモニタコード２９を提供するファームウェアを単に信頼することができ、これはシリコンプロバイダ、又はプロセッサによってサポートされる命令セットアーキテクチャのプロバイダにより提供され得る。これらのプロバイダは、彼らのデバイス上でコードが実行されているとき、初めから本質的に信頼される必要があり得、その結果、ユーザがセキュアコンピューティング環境を提供され得るために、他のオペレーティングシステムベンダー、ＯＥＭ、又はクラウドホストとの他の更なる信頼関係がユーザにより必要とされることはない。

これは、例えば、様々な目的のアプリケーション及び使用事例のために有用であり、例えば、モバイルウォレット及び支払いアプリケーション、ゲームにおける不正及び著作権侵害防止メカニズム、オペレーティングシステムプラットフォームセキュリティ拡張、セキュアな仮想マシンホスティング、機密コンピューティング、ネットワーク化、又はインターネット・オブ・シングスのためのゲートウェイ処理を含む。ユーザは、レルムサポートが有用である他の多くのアプリケーションを見つけ得ることが理解されよう。

レルムに提供されるセキュリティ保証をサポートするために、処理システムは、証明レポート機能をサポートすることができ、起動時又は実行中に、ファームウェアの画像と構成、例えば、モニタコードの画像と構成、又はＲＭＭコードの画像と構成の測定が行われる。実行中にはレルムのコンテンツと構成が測定され、それによって、レルムオーナーが関連性のある証明レポートを既知の実装及び保証に対してトレースバックし、そのシステム上で動作するかどうかについて信頼決定を行うことができる。

図２に示すように、領域の切り替えを管理する別のルート領域８２が提供され、そのルート領域は、それ自体の隔離されたルート物理アドレス空間を有する。ルート領域を作成し、リソースをセキュア領域から隔離することは、たとえ非セキュア及びセキュア領域８６、８４のみを有しレルム領域８８を有しないシステムであってもより堅牢な実装を可能にするが、レルム領域８８をサポートする実装にも使用することができる。ルート領域８２は、シリコンプロバイダ又はアーキテクチャ設計者によって提供される（又は保証された）モニタソフトウェア２９を使用して実装することができ、セキュアブート機能、トラステッドブート測定、システムオンチップ構成、デバッグ制御及びＯＥＭなどの他の当事者によって提供されるファームウェア構成要素のファームウェア更新管理を提供するために使用することができる。ルート領域のコードは、シリコンプロバイダ又はアーキテクチャ設計者によって最終的なデバイスへの依存関係なしに開発し、保証し、かつ展開することができる。対照的に、セキュア領域８４は、特定のプラットフォーム及びセキュリティサービスを実装するためにＯＥＭによって管理され得る。非セキュア領域８６の管理は、オペレーティングシステムサービスを提供するオペレーティングシステム３２によって制御され得、一方、レルム領域８８は、セキュア領域８４内の既存のセキュアソフトウェア環境とは相互に隔離されると同時に、ユーザ又はサードパーティのアプリケーションに専用であり得る信頼できる実行環境の新しい形態の開発を可能にする。

図３は、これらの技術をサポートするための処理システム２の別の例を概略的に示す。図１と同じである要素は、同じ参照番号で示されている。図３は、アドレス変換回路１６のより詳細を示し、ステージ１メモリ管理ユニット５０、及びステージ２メモリ管理ユニット５２を含む。ステージ１ＭＭＵ５０は、仮想アドレスから物理アドレスへ（変換がＥＬ２又はＥＬ３コードによってトリガされる場合）又は中間アドレスへ（ステージ２ＭＭＵ５２による更なるステージ２変換が必要である動作状態で、変換がＥＬ０又はＥＬ１コードによってトリガされる場合）のいずれかの変換に関与し得る。ステージ２ＭＭＵは、中間アドレスを物理アドレスに変換することができる。ステージ１ＭＭＵは、ＥＬ０又はＥＬ１から開始される変換についてはオペレーティングシステムによって制御されるページテーブルに、ＥＬ２からの変換についてはハイパーバイザによって制御されるページテーブルに、又はＥＬ３からの転換についてはモニタコード２９によって制御されるページテーブルに基づくことができる。一方、ステージ２ＭＭＵ５２は、どの領域が使用されているかに応じてハイパーバイザ３４、ＲＭＭ４６又はセキュア分割マネージャ１４によって定義されるページテーブル構造に基づくことができる。変換をこのように２つの段階に分離することにより、オペレーティングシステムは、それらがシステム上で動作する唯一のオペレーティングシステムであるという仮定の下で、それら自体のための及びアプリケーションのためのアドレス変換を管理することが可能となり、一方、ＲＭＭ４６、ハイパーバイザ３４、又はＳＰＭ４０は、同じ領域内で実行される異なるオペレーティングシステム間の隔離を管理することができる。

図３に示すように、アドレス変換回路１６を使用するアドレス変換プロセスは、現在の例外レベル１５及び現在の領域１４（又はセキュリティ状態）と組み合わせて、特定の物理アドレス空間（ＰＡＳ識別子又は「ＰＡＳ ＴＡＧ」によって識別される）のセクションが所与のメモリアクセス要求に応答してアクセスされることを可能にするセキュリティ属性５４を返すことができる。物理アドレス及びＰＡＳ識別子は、前述のグラニュール保護情報を提供するグラニュール保護テーブル５６内でルックアップすることができる。この例では、ＰＡＳフィルタ２０は、選択されたＰＡＳが要求された物理アドレスにアクセスできるかどうかを検証し、できる場合、トランザクションがメモリシステムのシステムファブリックの一部である任意のキャッシュ２４又はインターコネクト８に渡されることができる、粒状（granular）メモリ保護ユニット（ＧＭＰＵ）として示されている。

ＧＭＰＵ２０は、別のアドレス空間にメモリを割り当てることを可能にしつつ、同時に、ハードウェアベースの強力な隔離保証を提供し、物理メモリをこれらのアドレス空間に割り当てる方法における空間的及び時間的柔軟性だけでなく、効率的な共有スキームを提供する。前述のように、システム内の実行ユニットは、「ルートワールド」と呼ばれ最高例外レベル（ＥＬ３）に位置する１実行状態（ルートワールド）が存在する仮想実行状態（領域又は「ワールド」）に論理的に分割され、ルートワールドはこれらのワールドへの物理メモリ割り当てを管理する。

単一のシステム物理アドレス空間は、複数の「論理」又は「アーキテクチャ上の」物理アドレス空間（ＰＡＳ）に仮想化され、そのような各ＰＡＳは、独立したコヒーレンシー属性を有する直交アドレス空間である。システム物理アドレスは、ＰＡＳタグでそれを拡張することによって、単一の「論理」物理アドレス空間にマッピングされる。

所与のワールドは、論理物理アドレス空間のサブセットへのアクセスを許可される。これは、メモリ管理ユニット１６の出力に取り付けることができるハードウェアフィルタ２０によって実施される。

ワールドは、アドレス変換に使用されるページテーブルの変換表記述子のフィールドを使用してアクセスのセキュリティ属性（ＰＡＳタグ）を定義する。ハードウェアフィルタ２０は、システム物理アドレス空間内の各ページに対してグラニュール保護情報（ＧＰＩ）を定義するテーブル（グラニュール保護テーブル５６、又はＧＰＴ）へのアクセスを有し、グラニュール保護情報は、それが関連付けられているＰＡＳＴＡＧ、及び（任意選択で）他のグラニュール保護属性を示す。

ハードウェアフィルタ２０は、グラニュールのＧＰＩに対するワールドＩＤ及びセキュリティ属性をチェックして、アクセスが許可され得るか否かを決定し、このようにして、粒状メモリ保護ユニット（ＧＭＰＵ）を形成する。

ＧＰＴ５６は、例えば、オンチップＳＲＡＭ又はオフチップＤＲＡＭに存在することができる。オフチップに記憶された場合、ＧＰＴ５６は、ＧＰＴ５６のセキュリティを維持するために暗号化、完全性、及び鮮度のメカニズムを使用し得るオンチップメモリ保護エンジンによって完全性保護され得る。

ＧＭＰＵ２０を、コンプリータ側ではなく、システムのリクエスタ側（例えば、ＭＭＵ出力上）に位置させることにより、インターコネクト８が、複数のＤＲＡＭポートにわたって継続してページをハッシング／ストライピングすることを許可しながら、ページ粒度でアクセス許可を割り当てることを可能にする。

トランザクションは、物理的別名化ポイント６０の点として定義される場所に到達するまで、システムファブリック２４、８全体を通して伝播するため、ＰＡＳＴＡＧがタグ付けされたままである。これにより、スレーブ側フィルタリングと比較してセキュリティ保証を弱めることなく、フィルタをマスター側に配置することができる。トランザクションがシステム全体を通して伝播するにつれて、ＰＡＳ ＴＡＧは、アドレス隔離のための詳細なセキュリティメカニズムとして使用することができる。例えば、キャッシュは、キャッシュ内のアドレスタグにＰＡＳ ＴＡＧを追加して、同じＰＡに対して誤ったＰＡＳ ＴＡＧを使用して行われるアクセスがキャッシュにヒットすることを防止し、それによってサイドチャネル抵抗を改善することができる。ＰＡＳ ＴＡＧはまた、外部ＤＲＡＭに書き込まれる前にデータを暗号化するメモリコントローラに取り付けられた保護エンジンのコンテキストセレクタとして使用することができる。

物理的別名化ポイント（ＰｏＰＡ）は、ＰＡＳ ＴＡＧが剥離され、アドレスが論理物理アドレスからシステム物理アドレスに戻るシステム内の位置である。ＰｏＰＡは、物理ＤＲＡＭへのアクセスが（ＰＡＳ ＴＡＧを介して解決された暗号化コンテキストを使用して）行われる、システムのコンプリータ側でキャッシュの下方に位置することができる。あるいは、セキュリティの弱化という犠牲においてシステムの実装を簡素化するために、キャッシュの上方に位置してもよい。

任意の時点で、ワールドは、１つのＰＡＳから別のＰＡＳにページを遷移させることを要求できる。要求は、モニタコード２９に対してＥＬ３で行われ、ＧＰＩの現在の状態を検査する。ＥＬ３は、特定の遷移のセットのみ（例えば、レルムＰＡＳからセキュアなＰＡＳでなく、非セキュアＰＡＳからセキュアなＰＡＳ）が発生することを可能にし得る。クリーンな遷移を提供するために、新しい命令「データを削除し物理的別名化ポイントまで無効化」がシステムによりサポートされ、ＥＬ３はページを新しいＰＡＳに遷移させる前にこれを提出できる。これにより、前のＰＡＳに関連付けられた任意の残留状態がＰｏＰＡ６０（よりもリクエスタ側に近い）の上流の任意のキャッシュからフラッシュされることが保証される。

ＧＭＰＵ２０をマスター側に取り付けることによって達成することができる別の特性は、ワールド間のメモリの効率的な共有である。物理的グラニュールへの共有アクセスを、他のワールドがそれにアクセスすることを防止しながら、Ｎワールドのサブセットに許可することが望ましい場合がある。これは、「限定的共有」語義（semantic）をグラニュール保護情報に追加すると共に、それが特定のＰＡＳ ＴＡＧを使用することを強制することによって達成することができる。一例として、ＧＰＩは、物理的グラニュールに、セキュアＰＡＳ８４のＰＡＳ ＴＡＧがタグ付けされている間、「レルムワールド」８８及び「セキュアワールド」８４によってのみアクセスされ得ることを示すことができる。

上記の特性の例は、特定の物理的グラニュールの可視性特性の急速な変化をもたらす。各ワールドに、そのワールドにのみアクセス可能な私的ＰＡＳが割り当てられている場合を考える。特定のグラニュールに対し、ワールドは、それらのＧＰＩを「排他的」から「非セキュアワールドと限定的共有」に変更することによって、ＰＡＳの関連付けを変更することなく、任意の時点で非セキュアワールドに見えるように要求することができる。このようにして、コストのかかるキャッシュメンテナンス又はデータコピー操作を必要とせずに、そのグラニュールの可視性を高めることができる。

図４は、それぞれの物理アドレス空間をハードウェアに設けられる物理メモリ上で別名化する概念を示す。前述のように、領域８２、８４、８６、８８の各々は、それ自体のそれぞれの物理アドレス空間６１を有する。

物理アドレスがアドレス変換回路１６によって生成される時点で、物理アドレスは、システムによってサポートされた特定の数値範囲６２内の値を有し、これは、どの物理アドレス空間が選択されるかに関係なく同じである。しかしながら、物理アドレスの生成に加えて、アドレス変換回路１６はまた、現在の領域１４及び／又は物理アドレスを導出するために使用されるページテーブルエントリ内の情報に基づいて、特定の物理アドレス空間（ＰＡＳ）を選択し得る。代替的に、ＰＡＳの選択を実行するアドレス変換回路１６の代わりに、アドレス変換回路（例えば、ＭＭＵ）は、ＰＡＳの選択に使用される、ページテーブルエントリ（ＰＴＥ）から導出された物理アドレス及び情報を出力することができ、次いで、この情報は、ＰＡＳフィルタ又はＧＭＰＵ２０によって使用されて、ＰＡＳを選択することができる。

所与のメモリアクセス要求に対するＰＡＳの選択は、以下の表で定義される規則に従って、処理回路１０がメモリアクセス要求を発行するときに動作する現在の領域に応じて限定され得る。

選択に利用可能な複数の物理アドレス空間が存在する領域については、物理アドレスを提供するために使用されるアクセスされたページテーブルエントリからの情報を使用して、利用可能なＰＡＳオプションの間から選択する。

したがって、ＰＡＳフィルタ２０がシステムファブリック２４、８にメモリアクセス要求を出力する時点では（それが任意のフィルタリングチェックに合格したと仮定して）、メモリアクセス要求は、物理アドレス（ＰＡ）及び選択された物理アドレス空間（ＰＡＳ）と関連付けられている。

物理的別名化（ＰｏＰＡ）ポイント６０の前に動作するメモリシステム構成要素（キャッシュ、インターコネクト、スヌープフィルタなど）の視点からは、それぞれの物理アドレス空間６１は、メモリ内の異なるシステム位置に対応する完全に別のアドレス範囲と見なされる。これは、ＰｏＰＡ前メモリシステム構成要素の視点からは、メモリアクセス要求によって識別されるアドレス範囲は、実際には、アドレス変換において出力され得る範囲６２の４倍のサイズであることを意味する。これは、事実上、ＰＡＳ識別子は物理アドレス自体と並んで追加のアドレスビットとして扱われ、そのため、選択されるＰＡＳによっては同じ物理アドレスＰＡｘが別個の物理アドレス空間６１内のいくつかの別名化物理アドレス６３の数にマッピングされ得るためである。これらの別名化物理アドレス６３は、すべて実際には、物理的ハードウェアに実装された同じメモリシステム位置に対応するが、ＰｏＰＡ前メモリシステム構成要素は、別名化アドレス６３を別のアドレスとして扱う。したがって、そのようなアドレスにエントリを配分するＰｏＰＡ前キャッシュ又はスヌープフィルタがある場合、別名化アドレス６３は、別のキャッシュヒット／ミス決定と別のコヒーレンシー管理を有する、異なるエントリにマッピングされるであろう。これは、他の領域の動作を探るメカニズムとして、キャッシュ又はコヒーレンシーサイドチャネルを使用する攻撃者の可能性又は有効性を低減する。

システムは、（例えば、以下に論じられる図１４に示されるように）２つ以上のＰｏＰＡ６０を含み得る。各ＰｏＰＡ６０において、別名化物理アドレスは、システム物理アドレス空間６４内の単一の非別名化されたアドレス６５に折り畳まれる。非別名化アドレス６５は、任意のＰｏＰＡ後構成要素の下流に提供され、その結果、メモリシステム位置を実際に識別するシステム物理アドレス空間６４は、再び、リクエスタ側で実行されるアドレス変換において出力され得る物理アドレスの範囲と同じサイズである。例えば、ＰｏＰＡ６０では、ＰＡＳ識別子はアドレスから剥離され得、下流の構成要素については、アドレスはＰＡＳを指定することなく、単に物理アドレス値を使用して識別することができる。あるいは、メモリアクセス要求のいくつかのコンプリータ側フィルタリングが所望される場合、ＰＡＳ識別子は、ＰｏＰＡ６０の下流で依然として提供され得るが、アドレスの一部として解釈されなくてもよい。その結果、異なる物理アドレス空間６０に現れる同じ物理アドレスは、ＰｏＰＡの下流において同じメモリシステム位置を指すように解釈されるであろう。しかし、供給されたＰＡＳ識別子がそれでもコンプリータ側セキュリティチェックを実行するために使用され得る。

図５は、システム物理アドレス空間６４を、グラニュール保護テーブル５６を使用して、特定のアーキテクチャ上の物理アドレス空間６１内のアクセスのために配分されたチャンクに分割することができる方法を示す。グラニュール保護テーブル（ＧＰＴ）５６は、システム物理アドレス空間６５のどの部分を各アーキテクチャ上の物理アドレス空間６１からアクセス可能とするかを定義する。例えば、ＧＰＴ５６は、特定のサイズの物理アドレスのグラニュール（例えば４Ｋページ）に各々対応するいくつかのエントリを含み得、そのグラニュールの割り当てられたＰＡＳを定義し得、これは、非セキュア、セキュア、レルム、及びルート領域の中から選択され得る。設計により、特定のグラニュール又はグラニュールのセットが、領域のうちの１つと関連付けられたＰＡＳに割り当てられている場合、それはその領域と関連付けられたＰＡＳ内でのみアクセスすることができ、他の領域のＰＡＳ内でアクセスすることはできない。しかしながら、（例えば）セキュアＰＡＳに配分されたグラニュールはルートＰＡＳ内からアクセスできないにもかかわらず、ルート領域８２はそれでも、そのページテーブル内に、物理的なアドレス指定されたメモリのその区域にマッピングされたページに関連付けられた仮想アドレスがルートＰＡＳの代わりにセキュアＰＡＳ内の物理アドレスに変換されることを確実にするためのＰＡＳ選択情報を指定することによって、物理アドレスのそのグラニュールにアクセスできることに留意されたい。したがって、（前述の表に定義されたアクセス可否ルールによって許可される範囲での）領域間のデータの共有は、所与のメモリアクセス要求のＰＡＳを選択する時点で制御され得る。

しかしながら、いくつかの実装では、ＧＰＴによって定義された、割り当てられたＰＡＳ内で物理アドレスのグラニュールへのアクセスを可能とすることに加えて、ＧＰＴは、他のＧＰＴ属性を使用して、アドレス空間のうちのある区域（例えば、通常は、その領域のアクセス要求に対して割り当てられたＰＡＳを選択することが許可されない、下位の又は直交する特権の領域に関連付けられたアドレス空間）を別のアドレス空間と共有されたものとしてマークすることができる。これは、所与のグラニュールに対して割り当てられたＰＡＳを変更する必要なしに、データを一時的に共有することを容易とし得る。例えば、図５では、レルムＰＡＳの区域７０は、レルム領域に割り当てられるようにＧＰＴ内に定義されており、非セキュア領域８６はそのアクセス要求のためにレルムＰＡＳを選択できないため、通常、非セキュア領域８６からアクセス不可能である。非セキュア領域２６はレルムＰＡＳにアクセスできないため、通常、非セキュアコードは区域７０のデータを見ることができなかった。しかしながら、レルムが、メモリの割り当てられた区域内のそのデータのいくつかを非セキュア領域と一時的に共有することを望む場合、ルート領域８２で動作するモニタコード２９に、区域７０が非セキュア領域８６と共有されることを示すようにＧＰＴ５６を更新することを要求することができ、これにより、どの領域が区域７０に対して割り当てられた領域であるかを変更する必要なしに、区域７０を図５の左側に示される非セキュアＰＡＳからもアクセス可能とし得る。レルム領域がそのアドレス空間の区域を非セキュア領域と共有されるものとして指し示す場合、非セキュア領域から発行され、その区域をターゲットとするメモリアクセス要求は、当初は非セキュアＰＡＳを指定し得るが、ＰＡＳフィルタ２０は要求のＰＡＳ識別子が代わりにレルムＰＡＳを指定するように再マッピングすることができる。それにより、下流のメモリシステム構成要素は、要求をあたかも初めからレルム領域から発行されたかのように扱う。この共有は、異なる領域を特定のメモリ区域に割り当てるための動作が、より高程度のキャッシュ／ＴＬＢ無効化及び／又はメモリ内のデータゼロ化若しくはメモリ区域間でのデータコピーを伴う、よりパフォーマンス集約的であり得るために、パフォーマンスを改善し得る。これは、共有が一時的なものに過ぎないと予想される場合には正当化できない可能性がある。

図６は、アドレス変換回路１６をより詳細に示す。アドレス変換回路１６は、変換要求処理回路１００、ＴＬＢ制御回路１０２、及びページテーブルウォーク制御回路１０４を含む。アドレス変換回路１６はまた、アドレス変換回路１６内に設けられているものとして図６に示されているが、他の実施形態では、汎用オペランドのために処理回路１０によってアクセスされるレジスタバンク１２内に設けることができるいくつかの変換制御レジスタ１０６にアクセスすることもできる。

要求処理回路１００は、変換されるターゲット仮想アドレス及び現在の動作ドメインを識別するドメインＩＤを指定する変換要求を処理回路１０から受信する。変換要求に応答して、要求処理回路１００は、ＴＬＢ制御回路を制御してＴＬＢ１８内でルックアップを実行し、ＴＬＢがターゲット仮想アドレス及び現在のドメインに対応するバッファエントリを含むかどうかを判定する。ＴＬＢ内のバッファエントリは、ＴＬＢエントリがＴＬＢ１８に割り当てられた時点で現在のドメインであったドメインを示す対応するドメイン識別子でタグ付けされてもよく、ＴＬＢ内のルックアップは、あるドメインからのアクセスが、別のドメインに関連付けられた要求に応答してＴＬＢに割り当てられた変換データにヒットするのを防ぐために、現在のドメインによって修飾されてもよい。要求がＴＬＢでヒットすると、一致するＴＬＢエントリは、ターゲット仮想アドレスを変換されたアドレスにマッピングするためのアドレスマッピングを返すことができる（同様に、前述したアクセス許可及び／又はＰＡＳ選択情報を返す）。要求処理回路１００は、返された情報を使用して、メモリアクセスが許可されているかどうかを判定することができる。（アクセス許可に基づいて）メモリアクセスが許可されない場合、アドレス障害が発生し、メモリアクセスが実行されることが防止される。メモリアクセスが許可された場合、要求処理回路１００は、変換されたアドレスを返す（図１に示すシステムでは、変換されたアドレス（物理アドレス）をＰＡＳフィルタ２０に転送して、グラニュール保護ルックアップ／ＰＡＳフィルタリングステップを実行する）。

ＴＬＢでのルックアップが失敗し、その結果、要求されたターゲット仮想アドレス及びドメイン識別子に対して対応するバッファエントリが見つからない場合、ＴＬＢ制御回路１０２は、ページテーブルウォーク制御回路１０４を制御して、メモリに格納された変換テーブル構造（ページテーブル構造としても知られる）からの１つ以上のページテーブルエントリを要求するための１つ以上のページテーブルウォーク要求を発行する。

図７に示すように、ページテーブル構造は、特定のターゲットアドレスのアドレスマッピングを識別するためにページテーブルウォーク動作でトラバースされ得る複数レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４、１２６を使用して実装され得る。図７に示すように、インデックスビットＬ０Ｉの所与のセットを使用して、メモリ内の位置がレベル０（Ｌ０）ベースアドレス１２１によって識別されるレベル０ページテーブル１２０にインデックスを付けることができる。以下でより詳細に説明するように、Ｌ０ベースアドレス１２１は、変換制御レジスタ１０６内の情報に基づいて選択される。Ｌ０テーブル１２０のインデックス付きエントリは、Ｌ１ページテーブル１２２のメモリ内の位置を識別するＬ１ベースアドレスを識別する。ターゲットアドレスからのインデックスビットＬ１Ｉの異なるサブセットは、Ｌ１ページテーブル１２２のエントリのうちの１つを選択し、次にＬ２ページテーブル１２４のメモリ位置を識別するＬ２ベースアドレスを識別する。Ｌ３ページテーブル１２４の位置を識別するＬ３ベースアドレスを識別するために、ターゲットアドレステーブルからのインデックスビットＬ２Ｉの別のサブセットがＬ２ページテーブル２６にインデックス付けされる。次に、ターゲットアドレスのビットＬ３Ｉの更に別のサブセットは、ターゲットアドレスを物理アドレスなどの変換アドレスにマッピングするための実際のアドレスマッピングを提供する（ならびに任意の関連するアクセス許可及び／又はＰＡＳ選択情報を提供する）Ｌ３ページテーブル１２６の特定のエントリを選択する。したがって、Ｌ３ページテーブル１２６は、実際のアドレスマッピング情報を提供するリーフページテーブルエントリを提供する最終ページテーブルであり、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４は、次のレベルのページテーブルのベースアドレスを識別する中間エントリを提供する。

４つのレベルのページテーブルを提供することは単なる一例であり、他のものは異なる数のレベルのページテーブルを使用することができることが理解されよう。また、アドレス空間のより大きなブロックが同じ変換マッピング及び他の情報を共有する場合、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４内のエントリのうちの１つは、それがアドレスマッピングを直接提供するリーフエントリであることを指定できるため、後続のレベルを更にステップスルーする必要はない（一方、同じ上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４内の他のエントリは、下位レベルのページテーブルを指すベースアドレスを含む分岐エントリとして依然として機能することができる）。

このようにページテーブルを異なるレベルに分割することにより、ページテーブル構造全体を格納するために必要なメモリストレージの総量を削減することができ、これは、マッピングされているアドレスサイズと同等のサイズを有するメモリの領域内の所与の量のアドレス空間を変換するためのアドレスマッピングを配置する必要がなく、アドレス空間の多くの場合、大きなチャンクが、オペレーティングシステム又はアドレス変換データを設定する他のプロセスによってまだ定義されたマッピングを有していないという事実を利用するためである。図７は、インデックスビットＬ０Ｉ、Ｌ１Ｉなどが対応するページテーブルエントリを選択するためのインデックスとして直接使用される例を示しているが、インデックスはまた、インデックスビットに適用されたハッシュ関数の結果であってもよい。

いくつかのシステムでは、ＴＬＢ１８は、ページテーブルの異なるレベルから変換エントリをキャッシュするための別個のキャッシュ構造を含むことができる。例えば、ＴＬＢ１８は、最終レベルのページテーブル１２６からのリーフエントリをキャッシュするためのメインＴＬＢ構造、ならびにページテーブル１２０、１２２、１２４からの上位レベルのページテーブルエントリをキャッシュするためのウォークキャッシュ構造を含むことができる。一方、他の実施形態は、共有キャッシュ構造を使用してページテーブルの複数のレベルからアドレス変換データをキャッシュするＴＬＢを提供することができる。他の実施形態は、所与のＶＡに対応するアドレスマッピングを提供するためにルックアップされ得るリーフエントリのみをキャッシュすることができるが、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４からの分岐エントリを搬送しなくてもよい。これらの手法のいずれも使用することができる。図６は単一のＴＬＢ１８を示しているが、いくつかの実装形態は、容量をアクセス待ち時間とトレードオフするために、キャッシュ階層に複数レベルのＴＬＢキャッシュ構造を含むことができる（例えば、高速アクセスのためにレベル０ＴＬＢに格納されるエントリの数がより少なく、レベル０ＴＬＢのミスの場合に、低速アクセスのためにレベル１ＴＬＢに格納されるエントリの数がより多い）。

プロセッサ１０のいくつかの動作状態では、アドレス変換プロセスはまた、複数段階のアドレス変換を含み得る（アドレス変換の１段階又は２段階が必要かどうかは、現在の例外レベル１５及び／又はレジスタ１２に設定された構成情報に依存し得る）。例えば、ＣＰＵ４上で実行されるアプリケーション又はオペレーティングシステムによって実行される命令によってメモリ位置を識別するために使用されるＶＡは、ステージ１変換で中間物理アドレス（ＩＰＡ）に変換され得る。ステージ１アドレス変換を制御するためのステージ１アドレス変換構造は、例えば、ＥＬ１で動作するオペレーティングシステム又は別のプロセスによって設定され得る。オペレーティングシステムの観点から、ステージ１のアドレス変換で生成されたＩＰＡは、アクセスされている実際のメモリ位置の物理アドレスであると仮定することができる。しかしながら、仮想化をサポートし、同じデバイス上に共存する異なるオペレーティングシステムによって使用される同一のＩＰＡが競合するのを防ぐために、ＥＬ２で動作するハイパーバイザ又は他のプロセスは、ＩＰＡとＰＡとの間の更なる第２ステージアドレス変換をメモリシステムに提供することができる。図４及び図５を参照して上述したように、これらのＰＡは、選択された物理アドレス空間内のＰＡであってもよく、いくつかの事前ＰｏＰＡメモリシステム構成要素は、異なる物理アドレス空間内の同一のＰＡ値を、それらが異なる物理位置を指すかのように扱うことができる。したがって、ステージ２アドレス変換を制御するために、ＥＬ２で動作するコードによって定義される第２ステージ変換テーブル構造が存在し得る。

２つのステージのアドレス変換の各々は、図７に示すように複数レベルのページテーブルを使用することができることに留意されたい。したがって、ターゲットＶＡによって識別されたアドレスの所与のブロックのアドレスマッピングを識別するためのフルページテーブルウォークは、ステージ１アドレス変換で使用されるページテーブルの各ベースアドレスが、ステージ１ページテーブルの対応するレベルにアクセスする前にステージ２アドレス変換を通過することを必要とする場合がある。すなわち、図７に示すようにステージ１及びステージ２の両方のテーブルが４レベルのページテーブルを含む例では、フルページテーブルウォークプロセスは、以下の順序で複数レベルのページテーブルにアクセスすることを含むことができる。
・ステージ１レベル０ページテーブルのベースアドレス１２１のＰＡへのステージ２変換（ステージ１変換構造はＥＬ１で動作するコードによって構成されるため、ステージ１レベル０ベースアドレスはＩＰＡアドレスであり得る）。ステージ２変換は、４回のルックアップ（ステージ２、レベル０；ステージ２レベル１；ステージ２レベル２；ステージ２レベル３）を含む。
・ステージ１レベル１ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル０インデックス部分Ｌ０Ｉに基づくステージ１レベル０ルックアップ。
・ステージ１レベル１ベースアドレスのＰＡ（再び、４回のルックアップを含む）へのステージ２変換。
・ステージ１レベル２ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル１インデックス部分Ｌ１Ｉに基づくステージ１レベル１ルックアップ
・ステージ１レベル２ベースアドレスのＰＡへのステージ２変換（これも４回のルックアップを含む）
・ステージ１レベル３ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル２インデックス部分Ｌ２Ｉに基づくステージ１レベル２ルックアップ。
・ステージ１レベル３ベースアドレスのＰＡへのステージ２変換（ここでも４回のルックアップを含む）。
・ターゲットＶＡに対応するターゲットＩＰＡを識別するためのターゲット仮想アドレスのレベル３インデックス部分Ｌ３Ｉに基づくステージ１レベル３ルックアップ。
・元のターゲットＶＡに対応する変換アドレスとして返すことができるターゲットＰＡへのターゲットＩＰＡのステージ２変換（再び、４回のルックアップを含む）。

したがって、キャッシュなしでは、変換は合計２４回のルックアップを含む。上記のシーケンスから分かるように、ページテーブルウォークプロセス全体の実行は、アドレス変換の各ステージのページテーブルの各レベルをステップスルーするためにメモリへの多数のアクセスを必要とする可能性があるため、非常に遅くなり得る。これが、最終レベルのアドレスマッピングだけでなく、ＴＬＢ１８内のステージ１及びステージ２のテーブルの上位レベルのページテーブルからのエントリからの情報もキャッシュすることがしばしば望ましい理由である。これにより、所与のターゲットアドレスの最終レベルのアドレスマッピングが現在アドレス変換キャッシュ内にない場合でも、フルページテーブルウォークの少なくともいくつかのステップをバイパスすることができる。

２つのステージのアドレス変換をサポートするシステムでは、いくつかのＴＬＢ１８は分割ＴＬＢとして実装されてもよく、ステージ１及びステージ２のページテーブル構造からの情報をそれぞれキャッシュするために別々のキャッシュ構造が提供される。この場合、ＶＡを指定する変換要求を処理するために２つの別々のＴＬＢルックアップが必要になる場合があり、ステージ１のＴＬＢで対応するＩＰＡを識別するための１回のルックアップと、ステージ２のＴＬＢでそのＩＰＡに対応するＰＡを識別するための１回のルックアップが必要になる。あるいは、２つのステージのアドレス変換を受けるアドレス要求のためのページテーブルウォーク動作は、最初にＶＡのＩＰＡへのマッピングを識別し、次にＩＰＡのＰＡへのマッピングを識別するためにステージ１及びステージ２のページテーブル構造の別々のルックアップを必要とするが、これが行われると、ステージ１及びステージ２の組み合わされたＴＬＢは、ＶＡをＰＡに直接マッピングするエントリで割り当てることができ、その結果、同じＶＡへの将来のアクセスで、２つの別々のルックアップを実行する必要なくＰＡをＴＬＢ１８から読み出すことができる。

変換制御レジスタ１０６は、ステージ１又はステージ２のページテーブル構造に対するレベル０ベースアドレス１２１の選択を制御するために使用される。変換制御レジスタ１０６は、保護アドレス領域（ＰＡＲ）レジスタ１３０及びいくつかの変換テーブルベースレジスタ（ＴＴＢＲ）１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８を含む。図６には示されていないが、変換制御レジスタ１０６はまた、例外レベルごとにバンク化され得る制御パラメータを提供するための他の制御レジスタを含むことができる。例えば、これらの他の制御パラメータは、変換又はページテーブルウォークがどのように実行されるかに影響する情報を定義することができ、例えば、アドレスサイズ又はページグラニュールサイズを定義することができる。

ＰＡＲレジスタ（保護領域定義データ記憶回路）１３０は、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する。例えば、領域定義データは、（絶対終端アドレスを指定することによって、又はベースアドレスに対する終端アドレスの相対オフセットとしてサイズを指定することによって）保護領域のベースアドレス及び保護領域のサイズを指定することができる。いくつかのシステムは、複数の保護アドレス領域を示すために複数のＰＡＲレジスタ１３０をサポートすることができるが、簡潔にするために、以下の例は、１つの保護アドレス領域を参照してＰＡＲレジスタ１３０の使用を説明する。複数の保護アドレス領域が実施される場合、複数の保護アドレス領域に関連付けられた領域定義データのセットの各々に対して比較が実行される。

ＴＴＢＲ１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８の各々は、対応するページテーブル構造にレベル０ページテーブルのベースアドレスを格納する。ＴＴＢＲ１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８は、ページテーブルウォークが必要なときにどのページテーブル構造が参照されるかを変更するためにソフトウェアによって更新することができる。

現在のドメインが非セキュアドメインである場合、ステージ１アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、非セキュアステージ１ ＴＴＢＲ、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ、１３２が提供される。同様に、非セキュアステージ２ ＴＴＢＲ、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ、１４２は、現在のドメインが非セキュアドメインである場合にステージ２アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納する。後述するように、ＴＬＢ１８内でミスしたアドレス要求のＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域外にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２はレルムドメインによって参照することもできる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２は両方とも、上記のような第２の変換テーブルアドレス記憶回路の例であり、又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８若しくはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １４８が更なる変換テーブルアドレス記憶回路の例として提供される実施態様では）。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２は、ドメインのいずれかにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２は、ドメインのいずれかにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

現在のドメインがレルムドメインであり、ターゲットＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域内にある場合、ステージ１アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、レルムステージ１ ＴＴＢＲ、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ、１３４（第１の変換テーブルアドレス記憶回路の一例）が提供される。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４は、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。同様に、現在のドメインがレルムドメインであり、ターゲットＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域内にある場合、ステージ２アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、レルムステージ２ ＴＴＢＲ、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ、１４４（第１の変換テーブルアドレス記憶回路、又は第１の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路の一例でもある）が提供される。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４は、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

任意選択的に、図６では単一のレジスタに結合されて簡潔に示されているが、２つの別個のレジスタに分割することもできる追加のステージ１ ＴＴＢＲ１３６を、ルート及び／又はセキュアドメインに関連付けて提供することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及び／又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は、上述の第３の変換テーブルアドレス記憶回路の例である。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及びＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６のうちの関連するものは、ルートドメイン及びセキュアドメインのうちの対応する１つで動作するときに、ステージ１アドレス変換によってトリガされるページテーブルウォークを参照することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔは、ルートドメインからのみ読み書き可能である。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は、セキュアドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。同様に、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓとラベル付けされた、オプションの追加のステージ２ ＴＴＢＲ１４６を、セキュアドメインに関連付けて提供することができる（ルートドメインは１ステージのアドレス変換しか必要としないため、ルートドメインはステージ２ ＴＴＢＲを必要としない）。したがって、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は、セキュアドメインで動作するときに、ステージ２アドレス変換によってトリガされるページテーブルウォークのために参照することができる。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は、セキュアドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

あるいは、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及び／又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は省略されてもよく、その場合、ルート及び／又はセキュアドメインのステージ１アドレス変換に使用されるＴＴＢＲは、代わりに、非セキュアドメインと共有されるＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２レジスタとすることができる。同様に、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は省略することができ、その場合、セキュアドメインのステージ２アドレス変換に使用されるＴＴＢＲは、代わりにＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２とすることができる。この場合、ドメインを切り替える際に、ルートドメインコードは、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２の内容を更新して、入力されているドメインに応じてどのアドレス変換構造が参照されるかを変更することができる。

また、場合によっては、いくつかの実装形態では、第２の変換テーブルアドレス記憶回路の代替例として、第２のレルムステージ１ ＴＴＢＲ１３８（Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供することができ、及び／又は第２のレルムステージ２ ＴＴＢＲ１４８（Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供することができる。これらのレジスタは、ＰＡＲ１３０によって定義された保護アドレス領域外のアドレスへのレルムドメインアクセスのためのステージ１又はステージ２変換に使用する代替ベースアドレスを提供することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８が提供される場合、それは、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であり得る。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １４８が提供される場合、それは、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であり得る。

図８は、レルムドメインから発行された要求のアドレス変換を処理する方法を示す。ステップ１５０において、要求処理回路１００は、メモリアクセス要求のターゲットＶＡに基づいて（及び現在のドメイン識別子に基づいて）ＴＬＢ１８内でルックアップを実行するようにＴＬＢ制御回路１０２を制御する。ステップ１５２において、ＴＬＢ制御回路１０２は、ＴＬＢヒットが識別されたかどうかを判定する。ヒットは、ＴＬＢ１８が指定されたメモリアクセス要求及び現在のドメイン識別子に対応する有効なエントリを含む場合に識別される（レルムドメインは非セキュアドメインに関連付けられた変換テーブル構造を再利用することを許可され得るが、レルムドメインからのアクセスは、非セキュアドメイン識別子でタグ付けされたＴＬＢエントリにヒットすると見なされ得る）。指定されたメモリアクセス要求に対応する有効なエントリがない場合、ＴＬＢミスが発生する。

ＴＬＢミスが発生した場合、ステップ１５６において、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、ターゲットＶＡと、ＰＡＲレジスタ１３０に格納された領域定義データとを比較して、ターゲットＶＡが保護アドレス領域（ＰＡＲ）内にあるかどうかを判定する。

ターゲットＶＡがＰＡＲの外側にある場合、ステップ１５８において、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、非セキュアドメインと共有される、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２から取得されたステージ１ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１を用いて、ページテーブルウォーク動作を開始する。ステージ２変換に必要な場合、ステージ２ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１は、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から取得される。したがって、ＰＡＲ外のＶＡの場合、非セキュアドメインから行われた要求によるそれらのＶＡへのアクセスに使用されるのと同じステージ１又はステージ２変換データが使用される。これは、非セキュアドメイン８６内で実行されているアプリケーション３０からの切り出しを表す、図２に示すようなＲ０レルム４２に特に有用である。切り出されたレルムエンクレーブ４２は、そのコード及びセキュアデータをＰＡＲ内のＶＡに割り当てることができ、ＰＡＲの外部のデータへのアクセスは、ＲＭＭ４６がＯＳ３２によって維持される非セキュアページテーブルとのレルムページテーブルの同期を管理しなければならないことを回避するために、非セキュアドメイン８６によって使用されるのと同じアドレス変換データを共有することができる。

一方、ステップ１５６で、ターゲットＶＡがＰＡＲ内にあると判定された場合、ステップ１６２で、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、ページテーブルウォーク動作を開始し、ステージ１ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１は、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４から取得される。ステージ２変換が必要な場合、ステージ２レベル０ベースアドレスはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４から取得される。したがって、ＰＡＲ内のアクセスは、非セキュアドメインによって使用されるものとは異なるページテーブル構造にアクセスし、その結果、特別なアクセス許可が、レルムドメイン８８内のＲ０レルム４２によって表されるセキュアエンクレーブに対して定義され得る。

したがって、ステップ１５８及び１６２において、ＶＡ／ＩＰＡのオフセットビットと組み合わせてＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４、又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から導出されたアドレスを指定するメモリ、又は以前のページテーブルウォークメモリアクセスによって識別されたページテーブルエントリに格納された更なるアドレスポインタから導出されたアドレスに対して、いくつかのページテーブルウォーク要求が発行される。なお、ページテーブルウォークメモリアクセス自体は、上述したようにＰＡＳフィルタによって実行されるＰＡＳフィルタリングチェックの対象となる。また、ＴＬＢがページテーブル構造の上位レベルエントリをキャッシュするための少なくとも１つのウォークキャッシュＴＬＢ構造を含むシステムでは、関連する上位レベルエントリがウォークキャッシュ構造にキャッシュされている場合、いくつかのステップがスキップされる可能性があるため、ステップ１５８及び１６２において、上記で概説したフルページテーブルウォーク動作を実行する必要はない場合がある。

ＶＡからＰＡへのマッピングを識別するために必要なステージ１及び／又はステージ２のエントリがメモリから取得されると、ＶＡがＰＡＲ内にあったか否かにかかわらず、ステップ１６０において、取得された変換データをキャッシュするために１つ以上の新しいＴＬＢエントリをＴＬＢ１８に割り当てることができる。上述したように、ＴＬＢはいくつかの方法で実装することができるので、キャッシュされたデータの正確な形式は大幅に変化し得る。ＴＬＢエントリがレルムドメインアクセスに続いて割り当てられる場合、新しいＴＬＢエントリは、それがＳ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ（１３２又は１４２）又はＳ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ（１３４又は１４４）を使用して識別された非セキュア又はレルムページテーブルから取得された情報を含むかどうかにかかわらず、レルムドメインを示すドメイン識別子タグを指定することができる。レルムドメインは、ＰＡＲの外部のアドレスにアクセスするために同じ非セキュアドメインページテーブルを共有するが、そうでなければ非セキュアドメイン８６内のコードがアクセスタイミング測定に基づいてＴＬＢサイドチャネルを使用して、レルムドメインによってＴＬＢに割り当てられたアドレスをプローブできるため、非セキュアドメインがＲ０レルム４２内で動作するコードによってＴＬＢに割り当てられたエントリにヒットすることは望ましくない場合があり、これにより、Ｒ０レルム４２のセキュアアクティビティに関する情報が漏洩する可能性がある。

また、ステップ１６０において、ＶＡは、取得された変換データを使用してＰＡに変換され、変換応答で返される（又はＰＡＳフィルタ２０へのＰＡＳ選択と共に提供される）。

ステップ１５２でＴＬＢヒットが識別された場合、ステップ１６４で、ターゲットＶＡは、ＴＬＢに以前に割り当てられたキャッシュアドレス変換データに基づいてＰＡに変換される。したがって、ターゲットＶＡは、ターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるか否かに基づいて（ステージ１の場合）選択されたＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４及びＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２のうちの１つによって、又はターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるか否かに基づいて（ステージ２の場合）選択されたＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２のうちの１つによって識別された第１／第２の変換テーブル構造のうちの１つから以前に取得された変換データに基づいて変換される。しかしながら、ターゲットＶＡ及びＰＡＲのこの比較は、ＴＬＢミスを処理するときにステップ１５６で行われたはずであるため、ステップ１６４で再び行う必要はない。なぜなら、アドレス変換マッピングを提供するエントリに対するＴＬＢヒットでは、以前に取得された変換データをＴＬＢ１８から単に読み出すことができ、ＰＡＲレジスタ１３０又はＴＴＢＲ１３２～１４８をチェックする必要がない可能性があるからである（ただし、分割ステージ１／ステージ２ ＴＬＢ手法では、ステージ１ ＴＬＢ及びステージ２ ＴＬＢにヒットがあるかどうかについてそれぞれ別々の判定が必要になる場合がある）。

図９は、ルート、セキュアドメイン、又は非セキュアドメインからのアクセスのためのアドレス変換を制御する方法を示す。ステップ１５０及びステップ１５２は、ＴＬＢ内のルックアップが、ルート、セキュアドメイン、又は非セキュアドメインのうちの関連するドメインを指定する現在のドメイン識別子に基づくことを除いて、図８と同じである。ＴＬＢミスが検出された場合、ステップ１７０において、ステージ１又はステージ２のレベル０ページテーブルを識別するために使用するＴＴＢＲが現在のドメインに基づいて選択される。非セキュアドメイン内のステージ１変換には、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２が使用される。ルートドメイン又はセキュアドメインにおけるステージ１変換の場合、そのドメインの専用Ｓ１＿ＴＴＢＲ１３６が実装されている場合、そのＳ１＿ＴＴＢＲ１３６はレベル０ベースアドレスを提供するために使用されるが、別個のＳ１＿ＴＴＢＲ１３６が実装されていない場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎが使用される。ステージ２変換のためのＬ０ベースアドレスは、現在のドメインが非セキュアドメインである場合にはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から、現在のドメインがセキュアドメインである場合にはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６から取得される（又は、セキュアドメイン専用のＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６が実装されていない場合、セキュアアクセスは、ステージ２変換のレベル０ベースアドレスを取得するためにＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２レジスタを使用することができる。）。ルートドメインは、ステージ２変換を必要としない。

ステップ１７２において、ステージ１アドレス変換データを取得するために、選択されたＳ１＿ＴＴＢＲから取得されたレベル０ベースアドレスに基づいてページテーブルウォーク動作が実行される。ステージ２変換が必要な場合、ステージ２アドレス変換データは、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６の一方から取得されたステージ２ Ｌ０ベースアドレスを介して導出されたアドレスへのアクセスに基づいて取得される。

ステップ１７４において、図８のステップ１６０と同様に、取得された変換データは現在のドメイン識別子によってタグ付けされたＴＬＢにキャッシュされ、ＶＡは取得された変換データを使用してＰＡに変換される。

一方、ステップ１５２でＴＬＢヒットが識別された場合、ステップ１７６で、図８のステップ１６２と同様に、ＴＬＢ１８から読み出されたキャッシュアドレス変換データに基づいてＶＡが変換されるが、このとき、キャッシュアドレス変換データは、ＰＡＲレジスタ１３０によって定義されたＶＡとＰＡＲとの間の比較とは無関係に選択された変換テーブル構造から以前に取得されたものである。

図１０は、通常の（非セキュア）ドメイン８６及びレルムドメイン８８から変換がどのように処理されるかを示している。非セキュアドメインアクセスの場合、レベル０ページテーブルを指すために使用されるＴＴＢＲは、ステージ１の場合はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２であり、ステージ２の場合はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２である（簡潔にするために、図１０は、ステージ１又はステージ２のいずれかであり得る単一の変換ステージのみを示す）。

レルムドメインアクセスの場合、ＶＡがＰＡＲ１８０内にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４はステージ１のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供し、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４はステージ２のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供する。ＶＡがＰＡＲ１８０の外側にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２はステージ１のＬ０ベースアドレスを提供するために使用され、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２はステージ２のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供し、これは正常ワールド８６によって使用される同じＬ０ステージ１又はステージ２ページテーブル１８２を指す。これは、図２に示すＥＬ０レルム４２を実装するのに役立ち、ＥＬ０領域（Ｒ０）４２が非セキュアドメイン内のエンクロージングアプリケーション３０の非セキュアアドレス空間をソフトウェア入力を減らして透過的に共有することを可能にする。

すなわち、通常のＥＬ０アプリケーション３０は、そのオペレーティングシステム３２によって提供される仮想アドレス空間、例えば、アドレス０で始まる１ＧＢのサイズを有することができる。ＥＬ０レルム４２は、アプリケーションの仮想アドレス空間のサブセットである保護アドレス範囲（ＰＡＲ）１８０、例えば、選択されたオフセットアドレスで始まるサイズが１２８ＭＢ、例えば５１２ＭＢを有するものとして定義され得る。レルムＰＡＲ１８０内のメモリは、ＥＬ０アプリケーション３０の他の部分（又は他のエージェント）からアクセスできないようにする必要がある。Ｒ０レルム４２の場合、そのプライベートメモリは、保護アドレス領域１８０内に存在し、ＰＡＲ１８０の外部の非ＰＡＲアプリケーション仮想メモリへの直接読み取り／書き込みアクセスを有することによってアプリケーション３０の残りの部分とデータを共有する。

例えば、レルムが非セキュアドメインのページテーブル構造をコピーする別個のページテーブル構造を維持するシャドウページテーブルを使用して、既存の仮想メモリ技術及びＭＭＵを使用してＰＡＲ切り出しを実装することが可能である。しかしながら、これには、制御当事者間の良好な調整が必要である（例えば、ページテーブル更新及びＴＬＢ無効化を同期させることであり、これらの動作のトラッピング又は準仮想化を必要とする可能性がある）。これらの手段は、無関係なコードに性能上の影響を及ぼす可能性がある。また、ページテーブル構造をコピーすると、メモリ記憶容量が浪費される。また、敵対的環境（上記のようにエンティティ間に信頼がない場合）では、エンティティ間のこの協働に依存することはできない。レルムセキュリティ保証（機密性及び完全性）は、他の当事者の善意に依存することはできない。

これらの問題は、ＰＡＲ領域１８０外へのアクセスのために既存のページテーブル構造を再利用しながら、別個のアドレス変換データを用いてＰＡＲ領域１８０を実装するためのメカニズムを提供する、図１０に示す「ＰＡＲオーバーレイ」技術を使用して対処することができる。したがって、非セキュアページテーブルは、レルムドメインと共有され、レルムドメインは、（少なくとも）２つのＴＴＢＲ、すなわち、レルム「オーバーレイ」ページテーブル構造を指すＴＴＢＲ＿Ｒ１３４、１４４と、非セキュアドメインと共有され、「アンダーレイ」ページテーブル構造を指すＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、１４２とへのアクセスを有する。この手法は、非セキュアページテーブルによってＰＡＲ領域１８０に対応する範囲内の仮想アドレスにマッピングされた物理アドレスにレルムコードがアクセスできないが、非セキュアコードはこれらの物理アドレスにアクセスできることを意味する。セキュリティを維持するために、非セキュアコードによって渡されたパラメータに応じて仮想アドレスにアクセスする場合、ＰＡＲ領域外のアドレスを条件とするメモリアクセスをトリガする前に、ＰＡＲ領域１８０内にあるかどうかをチェックするためにアドレスをチェックすることが、レルムコードにとって望ましい場合がある。そうでなければ、レルムコードは、セキュリティリスクとなり得る非セキュアコードから渡されたパラメータの制御下で、レルムページテーブルによってＰＡＲ領域１８０にマッピングされた物理アドレス内のそれ自体の内部データにアクセスするように錯覚される可能性がある。例えば、レルムコードは、非セキュアページテーブルによってＰＡＲ領域のアンダーレイ範囲にマッピングされたデータ構造をウォークするように要求され得るが、それらの仮想アドレスがレルムドメイン内でアクセスされると、レルムコードは、非セキュアドメインによるアクセスから保護されるべき機密情報を記憶する物理アドレスにアクセスすることになり、これは、最初にアドレスをサニタイズすることによって防止され得る。このサニタイズアドレスチェックは、プロセッサのいかなるアーキテクチャ機能（セキュリティのためにソフトウェアによって実行することが推奨されるチェックであるが、プロセッサのハードウェア機能として実装される機能ではない）によっても実施されない場合がある。

あるいは、同じ物理レジスタＴＴＢＲ＿Ｎ１３２を再利用してＰＡＲ１８０の外部のレルムドメイン「アンダーレイ」アクセス用のベースアドレスを提供する代わりに、第２のレルムドメインＴＴＢＲ１３８、１４８（Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供し、ＶＡがＰＡＲ１８０の外部にあるときにレルムドメインによって使用することができる。この場合、Ｓ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８、１４８に格納されたアドレスは、Ｓ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、１４２に格納されたアドレスと一致するように、又は異なるページテーブル構造がＥＬ０レルム（Ｒ０）４２によってアクセスされる場合に異なるアドレスを指定するように更新することができるので、より柔軟性がある。

図１１は、レルムドメイン８６で発生する例外を処理する方法を示す。ステップ２００において、例外がレルムドメインから取得される。例外は、所与のＶＡに関連する。例えば、例外は、命令フェッチ、データアクセス、又はページテーブルウォークアクセスのためにアドレス変換を実行しようとしたときに、そのＶＡのページテーブル構造にアドレス変換マッピングが定義されていないこと、又はアクセス許可が要求されたメモリアクセスを禁止していることが判明したときに通知されるアドレス障害であり得る。また、例外は、ＰＡＳフィルタ２０がメモリアクセスを拒否することによって引き起こされる可能性もある。

ステップ２０２において、所与のＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義されたＰＡＲ１８０にあるかどうかが判定される。そうである場合、ステップ２０４において、第１の例外処理アクションが実行され、例えば、例外はレルムドメイン８８で処理され、シンドローム情報はＶＡがＰＡＲ１８０内にあったことを示すように設定される。所与のＶＡがＰＡＲ１８０外にある場合、ステップ２０６で、第２の例外処理アクションが実行され、例えば、例外はレルムドメインで処理され、シンドローム情報は、ＶＡがＰＡＲ１８０外にあったことを示すように設定される。例外に応答してレルムドメインで実行される例外ハンドラは、次に、例外をどのように処理するかを判定するためにシンドローム情報を使用することができる。ＶＡがＰＡＲ１８０内にあった場合、例外ハンドラ自体が障害の原因に対処することができる。ＶＡがＰＡＲ１８０の外部にあった場合、例外ハンドラは例外を非セキュアドメインに転送することができ、非セキュア例外ハンドラは障害の原因に対処することができる。これは、非セキュアドメインのページテーブル構造を共有するレルムドメインに起因して、障害が非セキュアドメイン内のコードによって定義された変換データに関連付けられている場合に有用であり、その場合、その例外は、非セキュアドメイン内のＯＳ３２又はハイパーバイザ３４に関連付けられた例外ハンドラによってより良好に処理され得る。

代替的な手法は、ステップ２０４における第１の例外処理アクションがレルムドメインにおける例外処理を含むことができる一方で、ステップ２０６における第２の例外処理アクションが非セキュアドメインにおける例外処理を含むことができることであり得る。この場合、例外処理回路は、ＶＡがＰＡＲ内にあったか否かに応じて、例外をレルムドメイン又は非セキュアドメインで直接とらせることができる。

しかしながら、例外処理を行う時点で、機密である可能性があり、非セキュアドメインによるアクセスから保護されるべきである状態がレジスタ１２に格納されている場合、図１１に示す手法を使用することが好ましい場合があり、その場合、レルムソフトウェア例外ハンドラが必要に応じてそれを非セキュアドメインに転送することを選択できる前に、レルムドメインで発生する任意の例外が最初にレルムドメインに取り込まれる。これにより、レルムソフトウェア例外ハンドラは、非セキュアドメインに例外を転送する前に、非セキュアアクセスから保護されるべきレジスタ状態１２のサブセットをメモリに保存し、それらのレジスタ１２の内容を上書きするための状態保存動作を開始することができる。

図１２は、処理回路が非セキュアドメイン８６内にあるときに発行されるＴＬＢ無効化コマンドを処理する方法を示す。ステップ２１０において、ＴＬＢ無効化コマンドが発行される。ＴＬＢ無効化コマンドは、ＴＬＢ１８に、ＴＬＢ無効化コマンドによって指定された無効化基準を満たす有効なエントリがあるかどうかを検索させる（例えば、これらの基準は、無効化が実行されるべきＶＡ又はＶＡ範囲を指定することができる）。ＴＬＢ無効化コマンドが非セキュアドメインから発行されると、ステップ２１２において、ＴＬＢは、無効化基準（複数可）を満たし、非セキュアドメイン又はレルムドメインのいずれかを示すドメイン識別子タグを指定するキャッシュエントリを無効化する。対照的に、ルートドメイン、セキュアドメイン、又はレルムドメインのうちの１つから発行されたＴＬＢ無効化の場合、ＴＬＢ無効化コマンドは、そのドメイン識別子タグがその特定のドメインを指定するが、他のドメインを指定しないＴＬＢエントリを引き起こすことができる。レルムドメインは、非セキュアドメインのページテーブルから導出された情報を提供するエントリをＴＬＢ１８にキャッシュさせている可能性があるため、それらの非セキュアページテーブルが更新されると、そのようなページテーブルからの古いデータは、たとえそれがレルムドメインによって割り当てられたとしても、ＴＬＢ１８からフラッシュされるべきであり、そのため、ＴＬＢ無効化が、非セキュアドメインＴＬＢエントリだけでなく、レルムドメインＴＬＢエントリの無効化を引き起こすために有用である。

上述したように、２つの別個のＴＴＢＲ１３２、１３４の使用は、非セキュアドメイン８６で実行されているＥＬ０アプリケーション３０内のセキュアエンクレーブを表すＥＬ０レルム４２に有用であり得る。しかしながら、図２に示すように、レルムドメイン８８はまた、レルムドメイン内のＥＬ０でアプリケーションレベルコードとＥＬ１で対応するオペレーティングシステムの両方を実行する、カプセル化されたＥＬ０／ＥＬ１レルム４４（例えば、図２に示すレルムＲ１）をサポートすることもできる。そのようなＥＬ０／ＥＬ１レルム４４の場合、単一のＬ０ベースアドレスがＥＬ０／ＥＬ１領域によってアクセスされる仮想アドレス空間全体に使用され得るので、ＰＡＲレジスタ１３０及びＴＴＢＲ＿Ｎレジスタ１３２を使用する必要はない。したがって、そのような組み合わされたＥＬ０／ＥＬ１レルム４４の場合、ページテーブルウォークにどのＴＴＢＲを使用するかを決定するためにＶＡをＰＡＲ定義データと比較する必要はない。

したがって、すべてのレルムドメインアクセスが、上に示された領域「オーバーレイ」技術を使用することは必須ではない。場合によっては、制御レジスタで指定されたいくつかの構成情報は、ＶＡがＰＡＲ内にあるか否かにかかわらず、又はＶＡとＰＡＲとの比較に基づいてＴＴＢＲを選択するか否かにかかわらず、レルムドメインアクセスがステージ１ページテーブルウォークのＬ０ベースアドレスを取得するために単一のＴＴＢＲを使用するべきか否かを指定することができる。

図１３は、アドレス変換回路１６及びＰＡＳフィルタの動作を要約する。ＰＡＳフィルタリング２０は、アドレス変換回路によって実行される、ステージ１（及び任意選択でステージ２）のアドレス変換後に実行される追加のステージ３のチェックとみなすことができる。ステージ１変換は、（上述したようにＴＴＢＲに基づいて選択されたステージ１ページテーブル構造でアクセスされたリーフエントリに基づいて）ＰＡＳ選択情報「ＮＳ」を提供し、これは、レルム又はセキュアドメインからのアクセスが、そのドメイン又は非セキュアＰＡＳに関連付けられたＰＡＳにアクセスするかどうかを制御する。ＰＡＳの選択に関係なく、非セキュアドメインからのアクセスは非セキュアＰＡＳにアクセスする。ＥＬ３内のルートドメインからのアクセスの場合、ステージ１のページテーブルエントリは、図４に示す４つのＰＡＳのうちのどれが所与のルートドメインメモリアクセスのために選択されるべきかを一緒に符号化する２ビットのアドレスベースの選択情報（ＮＳ、ＮＳＥとラベル付けられた）を提供する。ＰＡＳフィルタ２０は、選択されたＰＡＳと、現在の「セキュリティ状態」（すなわち、現在のドメインを識別するドメインＩＤ）と、上述のグラニュール保護テーブル（ＧＰＴ）内の情報とに基づいてグラニュール保護チェックを実行して、アクセスを続行すべきかどうかを判定する。

図１４は、使用され得るシミュレータ実装を示す。上記の実施形態は、技術をサポートする特有の処理ハードウェアを動作させる装置及び方法の点において本発明を実装するが、コンピュータプログラムを使用して実装される本明細書に記載の実施形態による命令実行環境を提供することも可能である。このようなコンピュータプログラムは、コンピュータプログラムがハードウェアアーキテクチャのソフトウェアベースの実装を提供する限り、シミュレータとしばしば称される。様々なシミュレータコンピュータプログラムは、エミュレータ、仮想マシン、モデル、及び動的バイナリトランスレータを含むバイナリトランスレータを含む。典型的に、シミュレータの実装形態は、シミュレータプログラム４１０をサポートするホストオペレーティングシステム４２０を任意選択で実行して、ホストプロセッサ４３０で実行し得る。いくつかの構成では、ハードウェアと提供された命令実行環境との間に複数の層のシミュレーションがあってもよく、及び／又は、同じホストプロセッサ上に提供された複数の異なる命令実行環境があってもよい。歴史的に、強力なプロセッサが、合理的な速度で実行するシミュレータ実装を提供するために必要とされてきたが、そのような手法は、ある状況において、例えば、互換性又は再使用の理由から別のプロセッサにネイティブなコードを実行することが望まれるときに、正当化され得る。例えば、シミュレータ実装は、ホストプロセッサハードウェアによってサポートされていない追加の機能を有する命令実行環境を提供してもよく、又は典型的には異なるハードウェアアーキテクチャに関連付けられた命令実行環境を提供してもよい。シミュレーションの概要は、「Ｓｏｍｅ Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ Ｓｉｍｕｌａｔｉｏｎ Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅｓ」、Ｒｏｂｅｒｔ Ｂｅｄｉｃｈｅｋ、１９９０年冬ＵＳＥＮＩＸ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ、５３～６３頁に記載されている。

これまで、特定のハードウェア構成又は機能を参照して実施形態を説明してきたが、シミュレーションされた実施形態では、適切なソフトウェア構成又は機能によって同等の機能を提供することができる。例えば、特定の回路は、シミュレーションされた実施形態において、コンピュータプログラムロジックとして実装されてもよい。同様に、レジスタ又はキャッシュなどのメモリハードウェアは、シミュレーションされた実施形態でソフトウェアのデータ構造として実装されてもよい。前述の実施形態で参照されているハードウェア要素のうちの１つ以上がホストハードウェア（例えば、ホストプロセッサ４３０）に存在する構成では、いくつかのシミュレーションされた実施形態は、適する場合、ホストハードウェアを使用してもよい。

シミュレータプログラム４１０は、（非一時的媒体であってもよい）コンピュータ可読記憶媒体に記憶されてもよく、（アプリケーション、オペレーティングシステム、及びハイパーバイザを含み得る）ターゲットコード４００に対するプログラムインタフェース（命令実行環境）を提供し、シミュレータプログラム４１０によってモデル化されたハードウェアアーキテクチャのインタフェースと同じである。したがって、ターゲットコード４００のプログラム命令は、シミュレータプログラム４１０を使用して命令実行環境内から実行されてもよく、このため、前述の装置２のハードウェア特徴を実際には有しないホストコンピュータ４３０は、これらの特徴をエミュレートすることができる。これは、例えば、ターゲットコードが、新しいバージョンのプロセッサアーキテクチャをサポートしないホストデバイス上で実行されるシミュレータ内で実行されることによって試験され得るので、新しいバージョンのプロセッサアーキテクチャのために開発されているターゲットコード４００の試験を、実際にそのアーキテクチャをサポートするハードウェアデバイスが利用可能となる前に、可能にするために有用であり得る。

シミュレータコードは、例えば、ターゲットコード４００の命令をデコードする命令復号プログラムロジックを含む、処理回路１０の挙動をエミュレートし、命令を、ホストハードウェア４３０によってサポートされたネイティブ命令セット内の対応する命令のシーケンスにマッピングして、復号化された命令に相当する機能を実行する処理プログラムロジック４１２を含む。処理プログラムロジック４１２はまた、上述のように、異なる例外レベル及び領域におけるコードの処理をシミュレートする。レジスタエミュレートプログラムロジック４１３（状態エミュレートロジックの例）は、ターゲットコード４００に関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャに従って定義されたアーキテクチャ上のレジスタ状態をエミュレートする、ホストプロセッサのホストアドレス空間内のデータ構造を維持する。したがって、そのようなアーキテクチャ上の状態が図１の実施例のようにハードウェアレジスタ１２に記憶されるのでなく、代わりに、ホストプロセッサ４３０のメモリに記憶され、レジスタエミュレートプログラムロジック４１３は、ターゲットコード４００の命令のレジスタ参照を、ホストメモリからシミュレートされたアーキテクチャ上の状態データを取得するための対応するアドレスにマッピングする。このアーキテクチャ状態は、前述した現在のドメイン指示１４及び現在の例外レベル指示１５、ならびに前述したようにＴＴＢＲ１３２～１４８に対応する様々な変換テーブルアドレス及びＰＡＲレジスタ１３０に対応する領域定義データを含み得る。

シミュレーションコードは、前述のように同じページテーブル構造及びＧＰＴ５６を参照して、アドレス変換回路１６及びＰＡＳフィルタ２０の機能をそれぞれエミュレートするアドレス変換プログラムロジック４１４及びフィルタリングプログラムロジック４１６を含む。したがって、アドレス変換プログラムロジック４１４は、ターゲットコード４００によって指定された仮想アドレスをＰＡＳのうちの１つの中の（ターゲットコードの観点からメモリ内の物理位置を指す）シミュレートされた物理アドレスに変換するが、実際にこれらのシミュレートされた物理アドレスは、アドレス空間マッピングプログラムロジック４１５によってホストプロセッサの（仮想）アドレス空間上にマッピングされる。フィルタリングプログラムロジック４１６は、上述のＰＡＳフィルタと同様に、ターゲットコードによってトリガされたメモリアクセスを進めることを可能とするかどうかを判定するために、グラニュール保護情報のルックアップを実行する。アドレス変換プログラムロジック４１４は、前述したように、変換されるターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるかどうかに基づいて、レルムドメインアクセスに使用するＴＴＢＲ１３２、１３４、１４２、１４４を選択する。

本出願において、「～ように構成された（configured to...)」という用語は、装置の要素が、定義された動作を実施することが可能である構成を有することを意味するために使用される。この文脈において、「構成」とは、ハードウェア又はソフトウェアの配置又は相互接続の方法を意味する。例えば、装置は、定義された動作を提供する専用ハードウェアを有してもよく、又はプロセッサ若しくは他の処理デバイスが、機能を実行するようにプログラムされてもよい。「ように構成された」は、装置要素が、定義された動作を提供するために何らかの変更がなされる必要があることを意味しない。

本発明の例示的な実施形態が添付の図面を参照して本明細書で詳細に説明されているが、本発明はこれらの正確な実施形態に限定されないこと、及び様々な変更及び修正が、当業者によって、添付の特許請求の範囲によって定義されている本発明の範囲から逸脱することなく、実施形態に行われ得ることが理解されよう。

本技法は、データ処理の分野に関する。より詳細には、アドレス変換に関する。

データ処理装置は、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路を有してもよい。アドレス変換は、仮想アドレスから物理アドレスに直接１つのステージで、又は仮想アドレスを中間アドレスにマッピングするために使用されるステージ１変換テーブル構造と、中間アドレスを物理アドレスにマッピングするために使用されるステージ２変換テーブル構造とに基づく２ステージのアドレス変換として実行することができる。変換テーブルアドレス記憶回路は、アドレスマッピングに使用する変換テーブル構造を識別する変換テーブルアドレスを格納することができる。

少なくともいくつかの例は、装置であって、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路と、第１の変換テーブルアドレスを格納する第１の変換テーブルアドレス記憶回路と、第２の変換テーブルアドレスを格納するための第２の変換テーブルアドレス記憶回路と、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路と、を備え、メモリアクセス要求に応答して、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換し、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、装置を提供する。

少なくともいくつかの例は、方法であって、ターゲット仮想アドレスを指定するメモリアクセス要求に応答して、ターゲット仮想アドレスが、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データによって指定された少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することと、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することと、を含む、方法を提供する。

少なくともいくつかの実施例は、ターゲットコードを実行するための命令実行環境を提供するホストデータ処理装置を制御するコンピュータプログラムであって、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換プログラムロジックと、ターゲットコードに関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャのアーキテクチャ状態をエミュレートする状態情報を維持するための状態エミュレートロジックであって、状態情報は、第１の変換テーブルアドレスと、第２の変換テーブルアドレスと、シミュレートされた仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データと、を指定する、状態エミュレートロジックと、を備え、ターゲットコードのメモリアクセス命令に応答して、アドレス変換プログラムロジックは、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換し、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいてターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、コンピュータプログラム、を提供する。

コンピュータ可読記憶媒体は、上述のコンピュータプログラムを格納することができる。記憶媒体は、非一時的記憶媒体であってもよい。

本技術の更なる態様、特徴、及び利点は、添付の図面と併せて読まれる以下の例の説明から明らかとなる。
データ処理装置の例を概略的に示す。 処理回路が動作することができるいくつかの領域を示す。 グラニュール保護ルックアップをサポートする処理システムの例を示す。 いくつかの物理アドレス空間の、メモリシステム内の場所を識別するシステム物理アドレス空間上での別名化を概略的に示す。 有効なハードウェア物理アドレス空間を分割し、それによってアーキテクチャ上の異なる物理アドレス空間が、システム物理アドレス空間のそれぞれの部分へのアクセスを有する例を示す。 アドレス変換回路を示す図である。 マルチレベル変換テーブル構造の一例を示す図である。 レルムドメインにおけるアドレス変換を制御する方法を示す図である。 ルートドメイン、セキュアドメイン、及び低セキュアドメインのうちの１つにおけるアドレス変換を制御する方法を示す図である。 変換される仮想アドレスが仮想アドレス空間の保護領域内にあるかどうかに応じた第１／第２の変換テーブルアドレス間の選択を示す図である。 レルムドメインにおける例外処理を示す図である。 低セキュアドメインから発行されたＴＬＢ無効化コマンドの処理を示す図である。 アドレス変換及びグラニュール保護情報フィルタリングのいくつかのステージを示す図である。 使用される可能性のあるシミュレータの例を示す。

装置は、メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路と、第１及び第２の変換テーブルアドレスをそれぞれ格納する第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路（例えば、第１及び第２の変換テーブルアドレスレジスタ）と、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路と、を有する。メモリアクセス要求に応答して、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるとき、ターゲット仮想アドレスは、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて変換される。ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるとき、ターゲット仮想アドレスは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて変換される。

本発明者らは、第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶装置を提供することが有用であり得ることを認識し、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスと、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データとの比較に基づいて、変換テーブル構造のアドレスを取得するために使用するものを選択する。これは、保護領域内及び保護領域外のアドレスに対してそれぞれ異なる変換テーブル構造が参照されることを意味する。保護領域の定義は、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データに基づいて可変である。これは、例えば、より大きなアプリケーション内のサンドボックス化された構成要素に関連する安全に隔離されたコンピューティング環境のより効率的な開発をサポートするのに役立ち得る。そのような構成要素の場合、保護領域内で実行するコードに、その保護領域外に位置する同じアプリケーションのコードに対する異なる変換テーブルデータを提供することが望ましい場合があり、例えば、保護領域内のコードに対して参照される変換テーブル構造は、保護領域外のコードにアクセスできないアドレス空間のいくつかの領域へのアクセスを許可することができる。しかしながら、サンドボックス化された構成要素は、保護領域外のアドレスに格納された低セキュアコードと共有され得る、保護領域外のデータを参照する必要もあり得る。

１つの手法は、保護領域内のアドレスに関連付けられたサンドボックス化構成要素による使用専用の、仮想アドレス空間全体をカバーするアドレステーブル構造を定義することであり得るが、この手法は、保護領域及び仮想アドレス空間の他の領域に関連付けられた変換テーブルを、コードのセキュア部分と低セキュア部分との間で共有されるアドレス空間の部分に対して同期させたままにすることにおいて、追加のオーバーヘッドを招く可能性がある。例えば、これは、低セキュアコードによって使用される変換テーブル構造のエントリが保護領域内のコードによって使用される変換テーブル構造にコピーされることを必要とし得るか、又は両方のテーブルが一部のレベルのページテーブルについて同じ位置を指すようにテーブル構造を定義する際に協働が存在することを必要とし得る。仮想アドレス空間の保護領域に関連付けられたセキュアな構成要素を提供することが望ましいユースケースでは、セキュアな構成要素及び他のコードによって使用される変換テーブル構造の管理は異なる当事者によって処理され得、それらの当事者間の協働を必要とすることは、実用性が低く、よりコストがかかり、又はセキュリティの損失のリスクが高いと考えられ得るので、複数のテーブル構造のこの同期は、実際には（特にマルチプロセッサシステムでは）管理することが困難であり得る。

上述の手法では、アドレス変換回路は、仮想アドレスが仮想アドレス空間の保護アドレス領域の内にあるか外にあるかに基づいて、第１又は第２の変換テーブルアドレス記憶回路から変換テーブルアドレスを取得するかどうかを選択する。これは、保護領域内のアドレスに使用される変換データを管理する側が、保護領域外のアドレスにも変換データを定義する必要がないことを意味する。保護領域外のアドレスの場合、異なる変換テーブルが参照され、これは、例えば、保護領域外のデータにアクセスするものに対して保護領域外に位置するコードによって使用される同じ変換構造であり得る。これにより、変換エントリをコピーする必要性を低減し、メモリ容量を節約し、また、上述したように当事者間の協働の時間／開発コストを回避することができる。したがって、上述のような第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路、保護領域定義データ記憶回路、及びアドレス変換回路をサポートするプロセッサアーキテクチャは、安全なサンドボックス化された構成要素のソフトウェア開発をより効率的にすることができる。

１つ以上の変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするために、少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）が提供されてもよい。少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ内でミスするメモリアクセス要求に応答して、アドレス変換回路は、メモリアクセス要求のターゲット仮想アドレスが、領域定義データによって指定された仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域内にあるかどうか判定し、ページテーブルウォーク動作を、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるときに第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスと、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にあるときに第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスと、を使用して実行してもよい。

したがって、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶装置間の選択は、メモリから変換データを取得するためにページテーブルウォーク動作が必要なときに、ＴＬＢにおけるミスに対処するときに行われ得る。ＴＬＢ内のヒットでは、対応するＴＬＢミスを処理するときに選択された第１／第２の変換テーブル構造のうちの１つに基づいて、ヒットがＴＬＢに以前に割り当てられたデータを返すことができるので、仮想アドレスが保護領域内にあるか否かをチェックする必要がない場合がある。

処理回路は、異なるアクセス権又は能力に関連付けられ得る異なる動作ドメインを有し得る。例えば、あるドメインでは、処理回路は、別のドメインでは許可されていないいくつかの動作を実行すること、又は別のドメインにアクセスできないメモリの特定の領域にアクセスすることを許可され得る。

すべてのドメインが領域定義データを使用して、どの変換テーブルアドレス記憶回路にアクセスするかを決定するわけではない。いくつかの実装形態では、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域ケース内にあるかどうかに基づく変換テーブルアドレスの選択は、ドメインのサブセットに対してのみ行われてもよく、サブセット内にない他のドメインに対しては行われなくてもよい。したがって、処理回路が第１のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるかどうかに応じて、第１の変換テーブル構造及び第２の変換テーブル構造のうちの１つからのアドレス変換データを使用して、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。一方、処理回路が第２のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域中にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。

場合によっては、処理回路が第２のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、第２の変換テーブルアドレス記憶回路、すなわち、保護領域外の仮想アドレスを変換するために変換テーブルアドレスが第１のドメインで取得されるのと同じ記憶装置、から変換テーブルアドレスを取得してもよい。この手法では、第１のドメインから保護領域外のアドレスへのアクセスは、定義上、第２のドメインで使用されるものと同じ変換テーブルを使用し、これにより、第１のドメインコードが保護領域外のアドレスに関連付けられた第２のドメインの変換テーブル構造の部分を単に再利用できるため、第１のドメインのコードによって維持される必要がある変換テーブルデータの量が低減される。

しかしながら、別の手法は、処理回路が第２のドメインにあるときに、アドレス変換回路が、少なくとも１つの保護領域外へのアクセスのために第１のドメイン内で使用される第２の変換テーブルアドレス記憶回路とは異なり得る、更なる変換テーブルアドレス記憶回路から変換テーブルアドレスを取得することができるように、更なる変換テーブルアドレスを格納するために更なる変換テーブルアドレス記憶回路を設けることができることであり得る。この手法は、保護領域内のアクセスのために第２のドメイン内のコードと同じ変換テーブル構造にアクセスする第１のドメイン内のコードを依然としてサポートすることができるが、これは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路内のアドレスが更なる変換テーブルアドレス記憶回路内のアドレスと等しく設定されることを必要とする。これは、アドレスを設定するために記憶回路ならびにハードウェア及びソフトウェア命令に関していくつかの追加のオーバーヘッドを必要とし得るが、この手法は、第１のドメイン内のコードが、保護領域外へのそのアクセスが第２のドメイン内のコードと同じ変換テーブル構造を再利用すべきかどうか、又はその代わりにそのアドレス変換データのための完全に異なる構造にアクセスすべきかどうかを選択することができる追加の柔軟性を提供する。

例外処理回路は、例外の処理を制御するために設けられてもよく、例外は様々な原因によって発生する可能性があり、例えば、所与の仮想アドレスへのメモリアクセスが要求され、そのアドレスに対して定義された有効な変換テーブルデータがない場合、又はそのアドレスの変換テーブルデータがアクセスが許可されないことを指定する場合、アドレス障害が発生する可能性がある。例外は、外部割り込み、未定義命令などの他の原因によっても発生する可能性がある。例外が発生すると、一部の形態の例外は、例えば、その仮想アドレスにアクセスして命令をフェッチするとき、又はメモリからデータにアクセスするときにアドレス障害が発生したため、又はその仮想アドレスに関連付けられた命令を処理するときに例外が発生したため、特定の仮想アドレスに起因する可能性がある。

所与の仮想アドレスに関連付けられた少なくとも１つのタイプの例外について、例外処理回路は、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外の仮想アドレスに関連付けられているかどうかに応じて、第１の例外処理アクションを実行するか第２の例外処理アクション（第１の例外処理アクションとは異なる）を実行するかを選択することができる。すべてのタイプの例外に対してこの判定を行う必要はないが、少なくともいくつかのタイプでは、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にある場合、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域外にある場合と比較して、例外の異なる処理をトリガすることが有用であり得る。これにより、例外を処理するための例外ハンドラは、例外が保護されたコード領域内の保護されたコードに関連付けられたか、保護領域外の保護されていないコードに関連付けられたかに応じて異なる応答を取ることができる。

一例では、例外処理回路は、所与の仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかに基づいて、例外を第１のドメインで処理すべきか第２のドメインで処理すべきかを判定することができる。第１／第２の例外処理アクションは、それぞれ第１／第２のドメインで処理される例外のトリガであり得る。

別の選択肢は、第１の例外処理アクションは、例外が少なくとも１つの保護領域内の仮想アドレスに関連付けられていることを示すシンドローム情報を設定することを含み、第２の例外処理アクションは、例外が少なくとも１つの保護領域外の仮想アドレスに関連付けられていることを示すシンドローム情報を設定することを含むことであり得る。シンドローム情報は、例外の原因に関する情報を示す例外ハンドラによってアクセス可能な情報であってもよい。シンドローム情報は、例外をどのように処理するかを決定するために例外ハンドラによって参照され得る。この手法では、第１のドメインでの処理中に少なくとも１つのタイプの例外が発生した場合、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外の仮想アドレスに関連付けられているかどうかにかかわらず、第１のドメインで例外を取得することができるが、第１のドメインで実行する例外ハンドラは、シンドローム情報を使用して、例外自体の原因に対処するか、又は第２のドメインで処理するために例外を転送するかを決定することができる。

いずれの方法でも、これらの機能により、例外処理回路は、例外が少なくとも１つの保護領域内又は外のアドレスに関連付けられているかどうかに応じて、異なるドメインで例外を直接的又は間接的に処理することができる。これは、所与の仮想アドレスへのアクセスが、そのアクセスについてルックアップされた変換テーブル構造で定義された有効な変換テーブルデータがないこと、又は有効な変換テーブルデータがある間に、変換テーブルデータがその特定の要求に対するアクセスを拒否するアクセス許可を指定することを発見した場合に生成されるアドレス障害例外に特に有用であり得る（例えば、それはメモリの読み出し専用領域への書き込みアクセスであるため、又は要求を発行するときの処理回路のドメイン若しくは他の動作状態がその仮想アドレスへのアクセスを許可されていないと示されるためである）。上述したように、第１のドメインにあるときに保護領域内及び外で使用するための別々の変換テーブルアドレス記憶装置を提供する１つのユースケースは、これにより、第２のドメインに関連付けられた変換テーブル構造が保護領域外のアクセスに再利用されることを可能にすることができることであり得る。したがって、アドレス障害の場合、保護領域外へのアクセスを行うときに発生する例外は、（例えば、第２のドメインのコードによって使用される変換テーブル構造を定義する第２のドメインで実行されるオペレーティングシステム又はハイパーバイザに関連付けられる）第２のドメインで処理される例外ハンドラに（例外処理回路によって直接的に、又は第１のドメインで実行される例外ハンドラを介して間接的に）向けられることが好ましい場合があるが、保護領域内の領域にアクセスするときに第１のドメインで発生するアドレス障害は、代わりに、第１の変換テーブルアドレスレジスタ内のアドレスによって識別される別個の変換テーブル構造を管理し得る第１のドメインによって処理され得る。

一方、少なくとも１つのタイプの例外について、それが第２のドメインでの処理中に発生した場合、仮想アドレスが保護領域内にあるか外にあるかにかかわらず、例外は第２のドメインで処理され得、シンドローム情報は、仮想アドレスが保護領域内にあるか外にあるかを区別し得ない。したがって、例外をどのように処理するかの決定は、所与の仮想アドレスと、第２のドメインではなく第１のドメインの保護領域定義データとの比較に依存し得る。アドレス障害の一例が上記に与えられているが、例外が第１のドメイン又は第２のドメインで処理されるかどうかを制御するこの技術は、特定の仮想アドレスに起因する他のタイプの例外に対しても実行することができる。

一例では、上述の第１の／第２の／更なる変換テーブルアドレス記憶回路は、対応する変換テーブルアドレスを格納するための第１の／第２の／更なるレジスタであってもよい。

これらのレジスタのいずれか１つに格納された変換テーブルアドレスは、変換テーブルのベースアドレスであってもよく、ターゲット仮想アドレスを変換するために使用されるその変換テーブルのエントリのアドレスは、ベースアドレスとターゲット仮想アドレスの一部から導出されたオフセットとを加算することによって取得されてもよい。

変換テーブル構造は、変換テーブルアドレス記憶回路に格納されたアドレスを使用して識別されたアドレスにあるメモリに格納されたデータを含む。例えば、変換テーブル構造は、変換テーブルアドレス記憶装置内のアドレスが第１レベルの変換テーブルのアドレスを識別するマルチレベル変換テーブル構造であり得る。ターゲット仮想アドレスの一部は、第１レベルの変換テーブル内の特定のエントリのアドレスを選択するために使用されるオフセットを提供し、そのエントリは、ツリーの次のレベルの更なる変換テーブルのアドレスを識別するために使用することができ、そこからターゲット仮想アドレスの別の部分に基づいて更なるエントリを選択することができ、最終的にターゲット仮想アドレスに対応するマッピングされた中間アドレス又は物理アドレスを提供するリーフ変換エントリが変換テーブルの最終レベル内で取得されるまで同様である。

変換テーブルウォークを実行してそれらのレベルの変換テーブル構造のすべてをステップスルーすることは低速であり得るので、いくつかのシステムは、１つ又は変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするためのバッファエントリを含む少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）を提供することができる。例えば、バッファエントリは、以前の変換テーブルウォークで識別された変換テーブルエントリをキャッシュすることができ、あるいは、それらの変換テーブルエントリから導出された情報をキャッシュすることができる（例えば、エントリは、マルチレベルページテーブルウォークが実行されるときにそのマッピングを識別するために使用される個別の変換テーブルエントリの各々を格納する代わりに、ルックアップされた仮想アドレスを中間アドレス又は物理アドレスに直接マッピングすることができる）。

場合によっては、ＴＬＢはドメイン間で共有することができるため、各バッファエントリを処理回路のドメインのうちの対応する１つを識別するドメイン識別子と関連付けることが有用であり得、その結果、仮想アドレスに基づくＴＬＢへのルックアップは、ＴＬＢが仮想アドレス及び処理の現在のドメインと一致するエントリを含むときにＴＬＢ内でヒットし、現在のドメインとは異なるドメインに関連付けられたエントリにヒットしない。

処理回路は、コマンドによって指定された少なくとも１つの無効化基準が満たされる特定のバッファエントリをＴＬＢが無効化することを要求するために使用できる変換無効化コマンドを発行する必要がある場合がある。これらのコマンドは、例えば、処理回路が変換テーブル構造の１つ内のページテーブルデータを変更したときに発行されて、ＴＬＢが古い情報をキャッシュし続けないようにすることができる。特定のドメインから発行された変換無効化コマンドは、そのドメインのドメイン識別子を指定するキャッシュされた変換テーブルエントリの無効化のみをトリガすべきであると期待することができる。しかしながら、上述したように、上述した技術（第１のドメインは、第２の変換テーブルアドレス記憶回路を使用して参照される変換テーブル構造にオーバーレイされた保護領域のための独自の変換テーブル構造を有することができる）は、第１のドメインに関連付けられたコードが第２のドメインのコードによって管理される変換構造で定義された変換データを再利用することを可能にするのに有用であり得る。これは、第２のドメインから変換無効化コマンドが発行されたときに、第２のドメインコードによって変更された変換データも第１のドメインによって使用され、第１のドメインを識別するドメイン識別子に関連付けられたＴＬＢにキャッシュされる可能性があることを意味する。したがって、第２のドメインにあるときに発行された変換無効化コマンドに応答して、ＴＬＢは、それらが第１のドメイン又は第２のドメインを識別するドメイン識別子に関連付けられているかどうかにかかわらず、指定された無効化基準を満たすバッファエントリを無効化することができる。

上述の技法は、少なくとも処理回路の現在のドメインに基づいて、アドレス変換回路が、現在のドメインに基づいて選択された２つ以上の異なる物理アドレス空間のうちの１つにおいて、ターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換する実装に特に有用であり得る。

いくつかの処理システムでは、すべての仮想アドレスは、アクセスされるメモリ内の位置を識別するためにメモリシステムによって使用される単一の物理アドレス空間上にアドレス変換回路によってマッピングされ得る。そのようなシステムでは、特定のソフトウェアプロセスが特定のアドレスにアクセスできるかどうかの制御は、アドレス変換マッピングを提供するために使用される変換テーブル構造にのみ基づいて提供され得る。しかしながら、そのようなページテーブル構造は、通常、オペレーティングシステム及び／又はハイパーバイザによって定義され得る。オペレーティングシステム又はハイパーバイザが不正アクセスされると、機微データ又はコードに攻撃者がアクセス可能となり得る機密漏洩を引き起こす可能性がある。

したがって、他のプロセスからの分離で安全に実行するための特定のプロセスに対する要望をサポートするために、システムは、いくつかのドメイン内の動作をサポートすることができ、いくつかの別個の物理アドレス空間がサポートされ得る。メモリシステムの少なくともいくつかの構成要素については、仮想アドレスが異なる物理アドレス空間内の物理アドレスに変換されるメモリアクセス要求は、例えそれぞれの物理アドレス空間内の物理アドレスが実際にはメモリシステム位置に対応する場合であっても、あたかも、メモリ内の全く別のアドレスにアクセスしているかのように扱われる。いくつかのメモリシステム構成要素によって見られるように、処理回路の異なる動作ドメインからのそれぞれ別個の物理アドレス空間へのアクセスを隔離することにより、オペレーティングシステム又はハイパーバイザが設定したページテーブル許可情報に依存しない、より強いセキュリティ保証を提供することができる。

通常、異なるドメインにアクセス可能な別個の物理アドレス空間をサポートするシステムでは、各ドメインが変換テーブルデータの完全に別個のセット（ページテーブル構造）に関連付けられるべきであると期待する。しかしながら、一般的に１つのドメインで実行されるアプリケーションに対して、追加のセキュリティを提供するために異なる物理アドレス空間を使用して別のドメインで動作するそのアプリケーションの特定の部分を提供することがますます望まれている。そのようなユースケースでは、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶回路を使用して上述した技術は、異なる物理アドレス空間内の物理アドレスに格納され得る変換テーブル構造間の同期の必要性を低減するので、異なるドメインの別個の物理アドレス空間で動作するサンドボックス化された構成要素の開発を簡略化するのに特に有用であり得る。

より詳細には、上述の第１及び第２のドメインは、それぞれ第１及び第２の物理アドレス空間に関連付けられる。第１の物理アドレス空間は、第１のドメインからアクセス可能であり、第２のドメインからアクセス不可能であり得る。第２の物理アドレス空間は、第１及び第２のドメインの両方からアクセス可能であり得る。したがって、第１のドメインは、両方のドメインの物理アドレス空間にアクセスできるよりセキュアなドメインであり、第２のドメインは、第１のドメインの物理アドレス空間にアクセスできない。したがって、ページテーブルウォークで使用するために第１／第２の変換テーブルアドレス間で選択することができるのは、それぞれの物理アドレス空間に対するより大きなアクセス権を有する第１のドメインである。これは、第１のドメインが第２のドメインに関連付けられた変換テーブルを再利用することが適切であり得るが、第２のドメインによる第１のドメインの変換テーブルの再利用は適切ではない可能性があることを認識する。

いくつかのシステムは、追加のドメインならびに上述の第１及び第２のドメインをサポートすることができ、例えば、それに関連付けられた第３の物理アドレス空間を有する第３のドメインが存在することができる。第３の物理アドレス空間は、第３のドメインからアクセス可能であるが、第１のドメイン及び第２のドメインからアクセス不可能であり得る。例えば、第３のドメインは、第１のドメインと第２のドメインとの間の切り替えを管理する役割を担うルートドメインであり得る。あるいは、第３のドメインは、第１のドメインと同様に、第２のドメインにアクセスできない第３の物理アドレス空間を有するが、第１の物理アドレス空間は第３のドメインにアクセスできず、第３の物理アドレス空間は第１のドメインにアクセスできない、第１のドメインに直交する追加のドメインであってもよく、その結果、両方とも第２のドメインよりも安全であるが、互いのコードを信頼する必要がない２つの別個の処理環境を提供する。

第３のドメインの特定の形態にかかわらず、処理回路が第３のドメインにあるとき、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、ターゲット仮想アドレスを変換してもよい。例えば、第３の変換テーブルアドレスを格納するために第３の変換テーブルアドレス記憶回路が設けられてもよく、処理回路が第３のドメインにあるとき、処理回路は、その第３の変換テーブルアドレス記憶回路からその変換テーブルアドレスを取得してもよい。

あるいは、第３のドメインにある場合、第１及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つを使用して変換テーブルアドレスを提供することができる（ただし、その記憶装置に格納されたアドレスは、第３のドメインが依然として異なる変換テーブル構造を参照することができるように、ドメインの切り替えで変更することができる）。

したがって、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに基づいて、どの変換テーブルアドレスを使用するかを選択する上記のメカニズムをすべてのドメインが使用することは必須ではない。

いくつかの実施態様では、保護領域定義データ記憶回路は、単一の保護領域を定義する領域定義データを格納するように構成され得る。他の手法は、２つ以上の不連続な保護領域を示すことが可能なフォーマットを有する領域定義データをサポートし得る。各保護領域について、領域定義データは、例えば、保護アドレス領域のベースアドレスと、保護アドレス領域のサイズとを指定し得る。サイズは、ベースアドレスに対する保護アドレス領域の終端アドレスのオフセットを表すサイズ値を指定することによって、又は終端アドレスを明示的に絶対アドレスとして指定することによって識別することができる。

上述したように、いくつかのシステムは、ターゲット仮想アドレスからターゲット中間アドレスへのマッピングを指定する第１ステージ変換テーブル構造と、ターゲット中間アドレスからターゲット物理アドレスへのマッピングを指定する第２ステージ変換テーブル構造とに基づいて、２ステージアドレス変換を実行することが可能である。第１ステージ変換テーブル構造にどの変換テーブルアドレスを使用するかを選択するために（少なくとも上記のように第１のドメインにある場合）、アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに基づいて第１／第２の変換テーブル構造を選択することができる。したがって、第１／第２の変換テーブルアドレス記憶回路は、第１ステージ変換テーブル構造として選択可能な変換テーブル構造を識別するために使用される第１ステージのテーブルアドレスを格納することができる。アドレス変換回路は、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される第１の変換テーブルアドレス記憶回路及び第２の変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから、第１ステージ変換テーブル構造を識別する第１ステージ変換テーブルアドレスを取得してもよい。

同様に、第２ステージ変換テーブル構造の選択は、（少なくとも上述したように第１のドメインでの処理時に）ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかに依存し得る。したがって、第２ステージ変換テーブル構造を識別する第２ステージ変換テーブルアドレスは、ターゲット仮想アドレスが少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される第１の２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路及び第２の２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから取得され得る。第１／第２の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路は、例えば、上述のように第１／第２の（第１ステージの）変換テーブルアドレス記憶回路に使用されるレジスタに加えて設けられる更なるレジスタを備えてもよい。

上述の技術は、上述のように第１／第２のアドレス記憶回路（そして、提供される場合、第３の／更なるアドレス記憶回路）、領域定義データ記憶回路、及びアドレス変換回路を提供するハードウェア回路を有するデータ処理装置内で実施することができる。

しかしながら、同じ技術はまた、ターゲットコードの実行のための命令実行環境を提供するためにホストデータ処理装置上で実行されるコンピュータプログラム内で実施することができる。そのようなコンピュータプログラムは、ホストデータ処理装置自体がそのアーキテクチャをサポートしていなくても、特定の命令セットアーキテクチャに従ってターゲットコードを実際にサポートするハードウェア装置上に提供されるアーキテクチャ環境をシミュレートするようにホストデータ処理装置を制御することができる。したがって、コンピュータプログラムは、上述したアドレス変換回路の動作をエミュレートする、ターゲット仮想アドレスからターゲット物理アドレスへのアドレス変換をサポートするアドレス変換プログラムロジックを備えることができる。また、第１及び第２の変換テーブルアドレス及び領域定義データを格納するためのハードウェア記憶装置を提供する代わりに、コンピュータプログラムは、ターゲットコードに関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャのアーキテクチャ状態をエミュレートする状態情報を維持する状態エミュレートロジックを有することができ、その状態情報は、第１及び第２の変換テーブルアドレス及び領域定義データを指定する。ターゲットコード内のメモリアクセス命令に応答して、アドレス変換プログラムロジックは、ターゲット仮想アドレスが保護領域内にあるかどうかに応じて、前述したアドレス変換回路の機能と同様に、第１又は第２の変換テーブルアドレスによって識別される第１又は第２の変換テーブル構造のいずれかに基づいてターゲット仮想アドレスを変換することができる。

シミュレーションコンピュータプログラムの場合、アドレス変換プログラムロジックは、（ターゲット命令セットアーキテクチャに従って定義された変換テーブル構造の観点から）メモリ内の物理位置を参照すると予想されるシミュレートされたターゲット物理アドレスにターゲット仮想アドレスを変換することができるが、ターゲットコードがシミュレーションプログラムによって提供される命令実行環境によって実行されている場合、変換されたアドレスは、実際には、シミュレータプログラムを実行するホストプロセッサのホスト仮想アドレス空間内の仮想アドレス空間の部分にシミュレーションによってマッピングされたシミュレートされた物理アドレスを表す。

そのようなシミュレーションプログラムは、例えば、１つの命令セットアーキテクチャに対して書き込まれたレガシーコードが、異なる命令セットアーキテクチャをサポートするホストプロセス上で実行されている場合に有用である。また、シミュレーション実行環境上でソフトウェアを実行することにより、新しいアーキテクチャをサポートするハードウェアの進行中の開発と並行してソフトウェアのテストを可能にすることができるため、シミュレーションは、新しいアーキテクチャバージョンをサポートするハードウェアを処理する前に、命令セットアーキテクチャの新しいバージョンのソフトウェア開発を開始することを可能にすることができる。

シミュレーションプログラムは、非一時的な記憶媒体であってもよい記憶媒体に格納されてもよい。

実施例の説明
図１は、少なくとも１つのリクエスタデバイス４及び少なくとも１つのコンプリータデバイス６を有するデータ処理システム２の例を概略的に示す。インターコネクト８は、リクエスタデバイス４とコンプリータデバイス６との間の通信を提供する。リクエスタデバイスは、特定のアドレス指定可能なメモリシステム位置へのメモリアクセスを要求するメモリアクセス要求を発行することができる。コンプリータデバイス６は、それに向けられたメモリアクセス要求を処理する責任を有するデバイスである。図１には示されていないが、いくつかのデバイスは、リクエスタデバイスとコンプリータデバイスとしての両方として機能できる場合がある。リクエスタデバイス４は、例えば、中央処理ユニット（ＣＰＵ）又はグラフィックス処理ユニット（ＧＰＵ）又はバスマスターデバイス、ネットワークインターフェースコントローラ、ディスプレイコントローラなどの他のマスターデバイスなどの処理要素を含み得る。コンプリータデバイスは、対応するメモリ記憶ユニットへのアクセス制御を担うメモリコントローラ、周辺デバイスへのアクセスを制御するための周辺コントローラなどを含む。図１は、リクエスタデバイス４の１つの構成例をより詳細に示すが、他のリクエスタデバイス４も同様の構成を有し得ることを理解されたい。あるいは、他のリクエスタデバイスは、図１の左側に示されるリクエスタデバイス４と異なる構成を有し得る。

リクエスタデバイス４は、レジスタ１２に記憶されたデータを参照して、命令に応答するデータ処理を実行するための処理回路１０を有する。レジスタ１２は、オペランド及び処理された命令の結果を記憶するための汎用レジスタだけでなく、処理回路によって処理がどのように実行されるかを構成するための制御データを記憶するための制御レジスタを含み得る。例えば、制御データは、どの動作領域が現在の領域であるかを選択するために使用される現在の領域指示１４と、どの例外レベルが処理回路１０が動作している現在の例外レベルであるかを示す現在の例外レベル指示１５とを含み得る。

処理回路１０は、アクセスされるべきアドレス可能な位置を識別する仮想アドレス（ＶＡ）と、現在の領域を識別するドメイン識別子（領域ＩＤ又は「セキュリティ状態」）とを指定するメモリアクセス要求を発行することが可能であり得る。アドレス変換回路１６（例えば、メモリ管理ユニット（ＭＭＵ））は、メモリシステムに記憶されたページテーブル構造において定義されたページテーブルデータに基づいて、アドレス変換のより多くのステージのうちの１つを介して、仮想アドレスを物理アドレス（ＰＡ）に変換する。変換ルックアサイドバッファ（ＴＬＢ）１８は、アドレス変換が必要な都度ページテーブル情報がメモリからフェッチされる必要がある場合よりもより速いアクセスのために、そのページテーブル情報の一部をキャッシュするためのルックアップキャッシュとして機能する。この例では、物理アドレスを生成するだけでなく、アドレス変換回路１６はまた、物理アドレスと関連付けられたいくつかの物理アドレス空間のうちの１つを選択し、選択された物理アドレス空間を識別する物理アドレス空間（ＰＡＳ）識別子を出力する。ＰＡＳの選択については、以下でより詳細に論じる。

ＰＡＳフィルタ２０は、変換された物理アドレス及びＰＡＳ識別子に基づいて、その物理アドレスがＰＡＳ識別子によって識別され指定された物理アドレス空間内でアクセスされることが許可されているかどうかを確認するためのリクエスタフィルタリング回路として機能する。このルックアップは、メモリシステム内に記憶されたグラニュール保護テーブル構造に格納されたグラニュール保護情報に基づく。グラニュール保護情報は、ＴＬＢ１８内におけるページテーブルデータのキャッシュと同様に、グラニュール保護情報キャッシュ２２内にキャッシュされ得る。図１の例では、グラニュール保護情報キャッシュ２２は、ＴＬＢ１８とは別々の構造として示されているが、他の例では、これらのタイプのルックアップキャッシュを単一ルックアップキャッシュ構造として組み合わせることができ、その結果、組み合わされた構造のエントリの単一ルックアップは、ページテーブル情報及びグラニュール保護情報の両方を提供する。グラニュール保護情報は、所与の物理アドレスがアクセスされ得る物理アドレス空間を制限し、このルックアップに基づいて、メモリアクセス要求が１つ以上のキャッシュ２４及び／又はインターコネクト８に対して発行されることを進めることを可能とするかどうかをＰＡＳフィルタ２０が判定する情報を定義する。メモリアクセス要求に対する指定されたＰＡＳが指定された物理アドレスにアクセスすることを許可されない場合、ＰＡＳフィルタ２０は、トランザクションをブロックし、フォールトをシグナリングすることができる。

図１は、システムが複数のリクエスタデバイス４を有する状態の例を示しているが、図１の左側の１つの要求デバイスに示される特徴は、シングルコアプロセッサなど１つのリクエスタデバイスのみが存在するシステムにも含まれ得る。

図１は、所与の要求に対するＰＡＳの選択がアドレス変換回路１６によって行われる例を示しているが、他の例では、どのＰＡＳを選択するかを決定するための情報をＰＡと共にアドレス変換回路１６によってＰＡＳフィルタ２０に対して出力することができ、ＰＡＳフィルタ２０は、ＰＡＳを選択し、選択されたＰＡＳ内でＰＡがアクセスされることが可能かどうかを確認することができる。

ＰＡＳフィルタ２０の提供は、それぞれがそれ自体の隔離された物理アドレス空間に関連付けられた、いくつかの動作領域で動作することができるシステムをサポートするのに役立つ。ここで、（例えば、いくつかのキャッシュ又はスヌープフィルタなどのコヒーレンシー実施メカニズムのための）メモリシステムの少なくとも一部について、別々の物理アドレス空間は、それらのアドレス空間内のアドレスが実際にメモリシステム内の同じ物理的位置を指す場合でも、あたかも全く別のメモリシステム位置を識別する別のアドレスのセットを指すかのように扱われる。これは、セキュリティ目的のために有用であり得る。

図２は、処理回路１０が動作することができる異なる動作状態及び領域の例、ならびに異なる例外レベル及び領域で実行され得るソフトウェアのタイプの例を示している（当然のことながら、システム上にインストールされる特定のソフトウェアは、そのシステムを管理する当事者によって選択され、したがって、ハードウェアアーキテクチャの本質的な特徴ではないことが理解されよう）。

処理回路１０は、いくつかの異なる例外レベル８０、この実施例では、ＥＬ０、ＥＬ１、ＥＬ２、及びＥＬ３とラベル付けされた４つの例外レベルで動作可能であり、この例では、ＥＬ３は最高レベルの特権を有する例外レベルを指し、ＥＬ０は最低の特権を有する例外レベルを指す。他のアーキテクチャでは、逆の採番を選び、最大の数を有する例外レベルが最低の特権を有すると見なし得ることが理解されよう。この実施例では、最低特権の例外レベルＥＬ０は、アプリケーションレベルのコードのためのものであり、次に最高特権の例外レベルＥＬ１は、オペレーティングシステムレベルのコードに使用され、次に最高特権の例外レベルＥＬ２は、いくつかの仮想オペレーティングシステム間の切り替えを管理するハイパーバイザレベルコードに使用され、最高特権の例外レベルＥＬ３は、後述するように、それぞれの領域間の切り替え及び物理アドレスの物理アドレス空間への配分を管理するモニタコードに使用される。

ソフトウェアを処理している間に特定の例外レベルで例外が発生するとき、いくつかのタイプの例外については、例外がより高い（より高特権の）例外レベルに対して受け入れられ、例外が受け入れられる特定の例外レベルは、発生した特定の例外の属性に基づいて選択される。しかしながら、いくつかの状況においては、例外が受け入れられたときに処理されていたコードと関連付けられた例外レベルと同じ例外レベルで、他のタイプの例外が受け入れられ得る。例外が受け入れられるとき、例外が受け入れられた時点のプロセッサの状態を特徴付ける情報を、例えば例外が受け入れられた時点での現在の例外レベルを含めて保存することができる。したがって、例外に対処するために例外ハンドラが処理されると、処理は以前の処理に戻ることができ、保存された情報を使用して、処理が戻るべき例外レベルを識別することができる。

異なる例外レベルに加えて、処理回路はまた、ルート領域８２、セキュア（Ｓ）領域８４、レスセキュア領域８６、及びレルム領域８８を含むいくつかの動作領域をサポートする。参照を容易にするために、レスセキュア領域は、「非セキュア」（ＮＳ）領域として以下に説明されるが、これは、セキュリティの特定のレベル（又は欠如）を意味することを意図するものではないことが理解されよう。代わりに、「非セキュア」は、非セキュア領域が、セキュア領域で動作するコードよりもセキュアではないコードを対象としていることを単に示す。ルート領域８２は、処理回路１０が最高例外レベルＥＬ３にあるときに選択される。処理回路が他の例外レベルＥＬ０～ＥＬ２のうちの１つにあるとき、現在の領域は、現在の領域インジケータ１４に基づいて選択され、これは、他の領域８４、８６、８８のうちのどれがアクティブであるかを示す。他の領域８４、８６、８８の各々について、処理回路は、例外レベルＥＬ０、ＥＬ１、又はＥＬ２のいずれかにあり得る。

起動時に、いくつかのブートコード（例えば、ＢＬ１、ＢＬ２、ＯＥＭブート）が、例えば、より高度の特権の例外レベルＥＬ３又はＥＬ２内で実行され得る。ブートコードＢＬ１、ＢＬ２は、例えば、ルート領域と関連付けられ得、ＯＥＭブートコードは、セキュア領域で動作し得る。しかしながら、システムがブートされると、実行中、処理回路１０は、一度に領域８２、８４、８６、及び８８のうちの１つで動作すると見なされ得る。領域８２～８８の各々はそれ自体の関連する物理アドレス空間（ＰＡＳ）と関連付けられている。これにより、メモリシステムの少なくとも一部内で、異なる領域からのデータの隔離が可能とされている。これについては、以下でより詳細に説明する。

非セキュア領域８６は、通常のアプリケーションレベル処理、及びそのようなアプリケーションを管理するためのオペレーティングシステム及びハイパーバイザアクティビティに使用することができる。したがって、非セキュア領域８６内で、ＥＬ０で動作するアプリケーションコード３０、ＥＬ１で動作するオペレーティングシステム（ＯＳ）コード３２、及びＥＬ２で動作するハイパーバイザコード３４が存在し得る。

セキュア領域８４は、特定のシステムオンチップセキュリティ、メディア、又はシステムサービスが、非セキュア処理に使用される物理アドレス空間とは別の物理アドレス空間に隔離されることを可能にする。セキュア領域と非セキュア領域とは、非セキュア領域コードがセキュア領域８４と関連付けられたリソースにアクセスできない一方で、セキュア領域は、セキュアリソースと非セキュアリソースの両方にアクセスできるという意味では同等でない。セキュア及び非セキュア領域８４、８６のそのような分割をサポートするシステムの例は、Ａｒｍ（登録商標）Ｌｉｍｉｔｅｄによって提供されるＴｒｕｓｔＺｏｎｅ（登録商標）アーキテクチャに基づくシステムである。セキュア領域は、信頼できるアプリケーション３６をＥＬ０で、信頼できるオペレーティングシステム３８をＥＬ１で、及び任意選択でセキュア分割マネージャ４０をＥＬ２で実行できる。ＥＬ２はセキュア分割がサポートされる場合、２ページテーブルを使用して、セキュア領域８４内で実行されている異なる信頼できるオペレーティングシステム３８間の隔離を、ハイパーバイザ３４が非セキュア領域８６内で実行される仮想マシン間又はゲストオペレーティングシステム３２間の隔離を管理することができる方法と同様の方法で、サポートすることができる。

システムをセキュア領域８４をサポートするように拡張することは、単一のハードウェアプロセッサが隔離されたセキュア処理をサポートすることを可能にし、かつ処理が別のハードウェアプロセッサ上で行われる必要性を回避できるために、近年一般的になった。しかしながら、セキュア領域の使用の人気が高まるにつれ、そのようなセキュア領域を有する多くの実用システムは、いまや、広範囲の異なるソフトウェアプロバイダによって提供されるサービスの比較的高度な混合環境をセキュア領域内でサポートしている。例えば、セキュア領域８４内で動作するコードは異なるソフトウェアを含み得、その提供者には（とりわけ）、集積回路を製造したシリコンプロバイダ、シリコンプロバイダによって提供される集積回路を携帯電話などの電子デバイスに組み立てる相手先商標製品製造業者（ＯＥＭ）、オペレーティングシステム３２をデバイスのために提供するオペレーティングシステムベンダー（ＯＳＶ）、及び／又はクラウドを介して、多数の異なる顧客のためのサービスをサポートするクラウドサーバを管理するクラウドプラットフォームプロバイダを含む。

しかしながら、（非セキュア領域８６内のアプリケーション３０として実行することが通常予想され得る）ユーザレベルコードの提供者が、同じ物理プラットフォーム上でコードを動作させる他の当事者に情報を漏らさないことが信頼できるセキュアなコンピューティング環境を提供されることへの要望が高まっている。そのようなセキュアコンピューティング環境は、実行中に動的に配分可能であって、潜在的に機微性のあるコード又はデータの処理をデバイスに任せる前に、十分なセキュリティ保証が物理的プラットフォーム上で提供されているかどうかをユーザが検証できるように保証され証明可能であることが望ましい可能性がある。そのようなソフトウェアのユーザは、非セキュア領域８６で通常動作し得る、機能が豊富なオペレーティングシステム３２又はハイパーバイザ３４の提供者を信頼することを望まない可能性がある（あるいは、それらのプロバイダ自体は信頼できても、ユーザは、オペレーティングシステム３２又はハイパーバイザ３４が攻撃者によって不正アクセスされることから自らを守ることを望み得る）。また、セキュアな処理を必要としているそのようなユーザ提供アプリケーションのためにセキュア領域８４を使用可能であるが、実際上、これはセキュアなコンピューティング環境を必要とするコードを提供するユーザと、セキュア領域８４内で動作する既存のコードのプロバイダの両方に対して問題を引き起こす。セキュア領域８４内で動作する既存のコードのプロバイダにとって、それらのコードに対する潜在的な攻撃の攻撃対象領域が、セキュア領域内に恣意的なユーザ提供コードが追加されることにより増加する。これは望ましくないことであり得、したがってユーザがセキュア領域８４にコードを追加可能としないよう強く勧奨され得る。一方、セキュアなコンピューティング環境を必要とするコードを提供するユーザは、特定の領域で動作するコードの保証及び証明がユーザ提供コードが処理を実行する前提条件として必要とされる場合、セキュア領域８４で動作する異なるソフトウェアプロバイダによって提供される別個のコードのすべてを監査し証明することは困難であり得、セキュア領域８４で動作する異なるコードのプロバイダのすべてに、自らのデータ又はコードへのアクセスを任せることに否定的であり得る。これは、第三者がよりセキュアなサービスを提供する機会を制限し得る。

したがって、図２に示すように、レルム領域と呼ばれる追加の領域８８が提供され、セキュア領域２４で動作する構成要素に関連付けられた任意のセキュアなコンピューティング環境に直交するセキュアなコンピューティング環境を提供するために、ユーザが導入したそのようなコードによって使用され得る。レルム領域では、実行されるソフトウェアは、いくつかのレルムを含むことができ、各レルムは、例外レベルＥＬ２で動作するレルムマネージメントモジュール（ＲＭＭ）４６によって他のレルムから隔離され得る。ＲＭＭ４６は、例えば、ハイパーバイザ３４が非セキュア領域８６で動作する異なる構成要素間の分離を管理する方法と同様に、ページテーブル構造内のアクセス許可及びアドレスマッピングを定義することによって、レルム領域８８を実行するそれぞれのレルム４２、４４間の隔離を制御することができる。この例では、レルムは、ＥＬ０で実行されるアプリケーションレベルのレルム４２と、例外レベルＥＬ０及びＥＬ１にわたって実行されるカプセル化アプリケーション／オペレーティングシステムレルム４４とを含む。ＥＬ０及びＥＬ０／ＥＬ１タイプの両方のレルムをサポートすることが必須ではなく、同じタイプの複数のレルムがＲＭＭ４６によって確立され得ることが理解されよう。

レルム領域８８は、それに割り当てられた独自の物理アドレス空間をセキュア領域８４と同様に有するが、レルム領域及びセキュア領域８８、８４が非セキュア領域８６に関連付けられた非セキュアＰＡＳに各々アクセスできる一方で、レルム領域８８とセキュア領域８４とは相互の物理アドレス空間にアクセスできないという意味でレルム領域はセキュア領域８４に直交している。これは、レルム領域８８で実行されているコードとセキュア領域８４とは互いに依存関係を有しないことを意味する。レルム領域内のコードは、ハードウェア、ＲＭＭ４６、及び領域間の切り替えを管理するルート領域８２で動作するコードのみを信頼すればよく、これは、証明と保証がより実行可能であることを意味する。証明は、所与のソフトウェアが、デバイス上にインストールされたコードが特定の予想された特性に一致することの検証を要求することを可能にする。これは、デバイス上にインストールされたプログラムコードのハッシュが、信頼できる当事者により暗号プロトコルを使用して署名された予想値と一致するかどうかをチェックすることによって実施することができる。ＲＭＭ４６及びモニタコード２９は、例えば、このソフトウェアのハッシュが、処理システム２を含む集積回路を製造したシリコンプロバイダ、又は領域ベースのメモリアクセス制御をサポートするプロセッサアーキテクチャを設計したアーキテクチャプロバイダなどの信頼できる当事者によって署名された予想値と一致するかどうかをチェックすることによって証明され得る。これにより、ユーザ提供コード４２、４４は、任意のセキュアな又は機微性のある機能を実行する前に、領域ベースのアーキテクチャの完全性が信頼できるかどうかを検証することができる。

したがって、これらのプロセスが以前実行されていたであろう非セキュア領域内のギャップを示す点線で示されるように、以前は非セキュア領域８６内で実行されていたであろうレルム４２、４４に関連付けられているコードは、今や、それらのデータとコードは非セキュア領域８６で動作する他のコードによってアクセスできないため、これらがより強いセキュリティ保証を有し得るレルム領域に移動され得ることが分かる。しかしながら、レルム領域８８及びセキュア領域８４が直交しており、したがって相互の物理アドレス空間を見ることができないという事実により、これは、レルム領域内のコードのプロバイダはセキュア領域内のコードのプロバイダを信頼する必要がなく、逆も同様であることを意味する。レルム領域内のコードは、ルート領域８２及びＲＭＭ４６のモニタコード２９を提供するファームウェアを単に信頼することができ、これはシリコンプロバイダ、又はプロセッサによってサポートされる命令セットアーキテクチャのプロバイダにより提供され得る。これらのプロバイダは、彼らのデバイス上でコードが実行されているとき、初めから本質的に信頼される必要があり得、その結果、ユーザがセキュアコンピューティング環境を提供され得るために、他のオペレーティングシステムベンダー、ＯＥＭ、又はクラウドホストとの他の更なる信頼関係がユーザにより必要とされることはない。

これは、例えば、様々な目的のアプリケーション及び使用事例のために有用であり、例えば、モバイルウォレット及び支払いアプリケーション、ゲームにおける不正及び著作権侵害防止メカニズム、オペレーティングシステムプラットフォームセキュリティ拡張、セキュアな仮想マシンホスティング、機密コンピューティング、ネットワーク化、又はインターネット・オブ・シングスのためのゲートウェイ処理を含む。ユーザは、レルムサポートが有用である他の多くのアプリケーションを見つけ得ることが理解されよう。

レルムに提供されるセキュリティ保証をサポートするために、処理システムは、証明レポート機能をサポートすることができ、起動時又は実行中に、ファームウェアの画像と構成、例えば、モニタコードの画像と構成、又はＲＭＭコードの画像と構成の測定が行われる。実行中にはレルムのコンテンツと構成が測定され、それによって、レルムオーナーが関連性のある証明レポートを既知の実装及び保証に対してトレースバックし、そのシステム上で動作するかどうかについて信頼決定を行うことができる。

図２に示すように、領域の切り替えを管理する別のルート領域８２が提供され、そのルート領域は、それ自体の隔離されたルート物理アドレス空間を有する。ルート領域を作成し、リソースをセキュア領域から隔離することは、たとえ非セキュア及びセキュア領域８６、８４のみを有しレルム領域８８を有しないシステムであってもより堅牢な実装を可能にするが、レルム領域８８をサポートする実装にも使用することができる。ルート領域８２は、シリコンプロバイダ又はアーキテクチャ設計者によって提供される（又は保証された）モニタソフトウェア２９を使用して実装することができ、セキュアブート機能、トラステッドブート測定、システムオンチップ構成、デバッグ制御及びＯＥＭなどの他の当事者によって提供されるファームウェア構成要素のファームウェア更新管理を提供するために使用することができる。ルート領域のコードは、シリコンプロバイダ又はアーキテクチャ設計者によって最終的なデバイスへの依存関係なしに開発し、保証し、かつ展開することができる。対照的に、セキュア領域８４は、特定のプラットフォーム及びセキュリティサービスを実装するためにＯＥＭによって管理され得る。非セキュア領域８６の管理は、オペレーティングシステムサービスを提供するオペレーティングシステム３２によって制御され得、一方、レルム領域８８は、セキュア領域８４内の既存のセキュアソフトウェア環境とは相互に隔離されると同時に、ユーザ又はサードパーティのアプリケーションに専用であり得る信頼できる実行環境の新しい形態の開発を可能にする。

図３は、これらの技術をサポートするための処理システム２の別の例を概略的に示す。図１と同じである要素は、同じ参照番号で示されている。図３は、アドレス変換回路１６のより詳細を示し、ステージ１メモリ管理ユニット５０、及びステージ２メモリ管理ユニット５２を含む。ステージ１ＭＭＵ５０は、仮想アドレスから物理アドレスへ（変換がＥＬ２又はＥＬ３コードによってトリガされる場合）又は中間アドレスへ（ステージ２ＭＭＵ５２による更なるステージ２変換が必要である動作状態で、変換がＥＬ０又はＥＬ１コードによってトリガされる場合）のいずれかの変換に関与し得る。ステージ２ＭＭＵは、中間アドレスを物理アドレスに変換することができる。ステージ１ＭＭＵは、ＥＬ０又はＥＬ１から開始される変換についてはオペレーティングシステムによって制御されるページテーブルに、ＥＬ２からの変換についてはハイパーバイザによって制御されるページテーブルに、又はＥＬ３からの転換についてはモニタコード２９によって制御されるページテーブルに基づくことができる。一方、ステージ２ＭＭＵ５２は、どの領域が使用されているかに応じてハイパーバイザ３４、ＲＭＭ４６又はセキュア分割マネージャ１４によって定義されるページテーブル構造に基づくことができる。変換をこのように２つの段階に分離することにより、オペレーティングシステムは、それらがシステム上で動作する唯一のオペレーティングシステムであるという仮定の下で、それら自体のための及びアプリケーションのためのアドレス変換を管理することが可能となり、一方、ＲＭＭ４６、ハイパーバイザ３４、又はＳＰＭ４０は、同じ領域内で実行される異なるオペレーティングシステム間の隔離を管理することができる。

図３に示すように、アドレス変換回路１６を使用するアドレス変換プロセスは、現在の例外レベル１５及び現在の領域１４（又はセキュリティ状態）と組み合わせて、特定の物理アドレス空間（ＰＡＳ識別子又は「ＰＡＳ ＴＡＧ」によって識別される）のセクションが所与のメモリアクセス要求に応答してアクセスされることを可能にするセキュリティ属性５４を返すことができる。物理アドレス及びＰＡＳ識別子は、前述のグラニュール保護情報を提供するグラニュール保護テーブル５６内でルックアップすることができる。この例では、ＰＡＳフィルタ２０は、選択されたＰＡＳが要求された物理アドレスにアクセスできるかどうかを検証し、できる場合、トランザクションがメモリシステムのシステムファブリックの一部である任意のキャッシュ２４又はインターコネクト８に渡されることができる、粒状（granular）メモリ保護ユニット（ＧＭＰＵ）として示されている。

ＧＭＰＵ２０は、別のアドレス空間にメモリを割り当てることを可能にしつつ、同時に、ハードウェアベースの強力な隔離保証を提供し、物理メモリをこれらのアドレス空間に割り当てる方法における空間的及び時間的柔軟性だけでなく、効率的な共有スキームを提供する。前述のように、システム内の実行ユニットは、「ルートワールド」と呼ばれ最高例外レベル（ＥＬ３）に位置する１実行状態（ルートワールド）が存在する仮想実行状態（領域又は「ワールド」）に論理的に分割され、ルートワールドはこれらのワールドへの物理メモリ割り当てを管理する。

単一のシステム物理アドレス空間は、複数の「論理」又は「アーキテクチャ上の」物理アドレス空間（ＰＡＳ）に仮想化され、そのような各ＰＡＳは、独立したコヒーレンシー属性を有する直交アドレス空間である。システム物理アドレスは、ＰＡＳタグでそれを拡張することによって、単一の「論理」物理アドレス空間にマッピングされる。

所与のワールドは、論理物理アドレス空間のサブセットへのアクセスを許可される。これは、メモリ管理ユニット１６の出力に取り付けることができるハードウェアフィルタ２０によって実施される。

ワールドは、アドレス変換に使用されるページテーブルの変換表記述子のフィールドを使用してアクセスのセキュリティ属性（ＰＡＳタグ）を定義する。ハードウェアフィルタ２０は、システム物理アドレス空間内の各ページに対してグラニュール保護情報（ＧＰＩ）を定義するテーブル（グラニュール保護テーブル５６、又はＧＰＴ）へのアクセスを有し、グラニュール保護情報は、それが関連付けられているＰＡＳＴＡＧ、及び（任意選択で）他のグラニュール保護属性を示す。

ハードウェアフィルタ２０は、グラニュールのＧＰＩに対するワールドＩＤ及びセキュリティ属性をチェックして、アクセスが許可され得るか否かを決定し、このようにして、粒状メモリ保護ユニット（ＧＭＰＵ）を形成する。

ＧＰＴ５６は、例えば、オンチップＳＲＡＭ又はオフチップＤＲＡＭに存在することができる。オフチップに記憶された場合、ＧＰＴ５６は、ＧＰＴ５６のセキュリティを維持するために暗号化、完全性、及び鮮度のメカニズムを使用し得るオンチップメモリ保護エンジンによって完全性保護され得る。

ＧＭＰＵ２０を、コンプリータ側ではなく、システムのリクエスタ側（例えば、ＭＭＵ出力上）に位置させることにより、インターコネクト８が、複数のＤＲＡＭポートにわたって継続してページをハッシング／ストライピングすることを許可しながら、ページ粒度でアクセス許可を割り当てることを可能にする。

トランザクションは、物理的別名化ポイント６０の点として定義される場所に到達するまで、システムファブリック２４、８全体を通して伝播するため、ＰＡＳＴＡＧがタグ付けされたままである。これにより、スレーブ側フィルタリングと比較してセキュリティ保証を弱めることなく、フィルタをマスター側に配置することができる。トランザクションがシステム全体を通して伝播するにつれて、ＰＡＳ ＴＡＧは、アドレス隔離のための詳細なセキュリティメカニズムとして使用することができる。例えば、キャッシュは、キャッシュ内のアドレスタグにＰＡＳ ＴＡＧを追加して、同じＰＡに対して誤ったＰＡＳ ＴＡＧを使用して行われるアクセスがキャッシュにヒットすることを防止し、それによってサイドチャネル抵抗を改善することができる。ＰＡＳ ＴＡＧはまた、外部ＤＲＡＭに書き込まれる前にデータを暗号化するメモリコントローラに取り付けられた保護エンジンのコンテキストセレクタとして使用することができる。

物理的別名化ポイント（ＰｏＰＡ）は、ＰＡＳ ＴＡＧが剥離され、アドレスが論理物理アドレスからシステム物理アドレスに戻るシステム内の位置である。ＰｏＰＡは、物理ＤＲＡＭへのアクセスが（ＰＡＳ ＴＡＧを介して解決された暗号化コンテキストを使用して）行われる、システムのコンプリータ側でキャッシュの下方に位置することができる。あるいは、セキュリティの弱化という犠牲においてシステムの実装を簡素化するために、キャッシュの上方に位置してもよい。

任意の時点で、ワールドは、１つのＰＡＳから別のＰＡＳにページを遷移させることを要求できる。要求は、モニタコード２９に対してＥＬ３で行われ、ＧＰＩの現在の状態を検査する。ＥＬ３は、特定の遷移のセットのみ（例えば、レルムＰＡＳからセキュアなＰＡＳでなく、非セキュアＰＡＳからセキュアなＰＡＳ）が発生することを可能にし得る。クリーンな遷移を提供するために、新しい命令「データを削除し物理的別名化ポイントまで無効化」がシステムによりサポートされ、ＥＬ３はページを新しいＰＡＳに遷移させる前にこれを提出できる。これにより、前のＰＡＳに関連付けられた任意の残留状態がＰｏＰＡ６０（よりもリクエスタ側に近い）の上流の任意のキャッシュからフラッシュされることが保証される。

ＧＭＰＵ２０をマスター側に取り付けることによって達成することができる別の特性は、ワールド間のメモリの効率的な共有である。物理的グラニュールへの共有アクセスを、他のワールドがそれにアクセスすることを防止しながら、Ｎワールドのサブセットに許可することが望ましい場合がある。これは、「限定的共有」語義（semantic）をグラニュール保護情報に追加すると共に、それが特定のＰＡＳ ＴＡＧを使用することを強制することによって達成することができる。一例として、ＧＰＩは、物理的グラニュールに、セキュアＰＡＳ８４のＰＡＳ ＴＡＧがタグ付けされている間、「レルムワールド」８８及び「セキュアワールド」８４によってのみアクセスされ得ることを示すことができる。

上記の特性の例は、特定の物理的グラニュールの可視性特性の急速な変化をもたらす。各ワールドに、そのワールドにのみアクセス可能な私的ＰＡＳが割り当てられている場合を考える。特定のグラニュールに対し、ワールドは、それらのＧＰＩを「排他的」から「非セキュアワールドと限定的共有」に変更することによって、ＰＡＳの関連付けを変更することなく、任意の時点で非セキュアワールドに見えるように要求することができる。このようにして、コストのかかるキャッシュメンテナンス又はデータコピー操作を必要とせずに、そのグラニュールの可視性を高めることができる。

図４は、それぞれの物理アドレス空間をハードウェアに設けられる物理メモリ上で別名化する概念を示す。前述のように、領域８２、８４、８６、８８の各々は、それ自体のそれぞれの物理アドレス空間６１を有する。

物理アドレスがアドレス変換回路１６によって生成される時点で、物理アドレスは、システムによってサポートされた特定の数値範囲６２内の値を有し、これは、どの物理アドレス空間が選択されるかに関係なく同じである。しかしながら、物理アドレスの生成に加えて、アドレス変換回路１６はまた、現在の領域１４及び／又は物理アドレスを導出するために使用されるページテーブルエントリ内の情報に基づいて、特定の物理アドレス空間（ＰＡＳ）を選択し得る。代替的に、ＰＡＳの選択を実行するアドレス変換回路１６の代わりに、アドレス変換回路（例えば、ＭＭＵ）は、ＰＡＳの選択に使用される、ページテーブルエントリ（ＰＴＥ）から導出された物理アドレス及び情報を出力することができ、次いで、この情報は、ＰＡＳフィルタ又はＧＭＰＵ２０によって使用されて、ＰＡＳを選択することができる。

所与のメモリアクセス要求に対するＰＡＳの選択は、以下の表で定義される規則に従って、処理回路１０がメモリアクセス要求を発行するときに動作する現在の領域に応じて限定され得る。

選択に利用可能な複数の物理アドレス空間が存在する領域については、物理アドレスを提供するために使用されるアクセスされたページテーブルエントリからの情報を使用して、利用可能なＰＡＳオプションの間から選択する。

したがって、ＰＡＳフィルタ２０がシステムファブリック２４、８にメモリアクセス要求を出力する時点では（それが任意のフィルタリングチェックに合格したと仮定して）、メモリアクセス要求は、物理アドレス（ＰＡ）及び選択された物理アドレス空間（ＰＡＳ）と関連付けられている。

物理的別名化（ＰｏＰＡ）ポイント６０の前に動作するメモリシステム構成要素（キャッシュ、インターコネクト、スヌープフィルタなど）の視点からは、それぞれの物理アドレス空間６１は、メモリ内の異なるシステム位置に対応する完全に別のアドレス範囲と見なされる。これは、ＰｏＰＡ前メモリシステム構成要素の視点からは、メモリアクセス要求によって識別されるアドレス範囲は、実際には、アドレス変換において出力され得る範囲６２の４倍のサイズであることを意味する。これは、事実上、ＰＡＳ識別子は物理アドレス自体と並んで追加のアドレスビットとして扱われ、そのため、選択されるＰＡＳによっては同じ物理アドレスＰＡｘが別個の物理アドレス空間６１内のいくつかの別名化物理アドレス６３の数にマッピングされ得るためである。これらの別名化物理アドレス６３は、すべて実際には、物理的ハードウェアに実装された同じメモリシステム位置に対応するが、ＰｏＰＡ前メモリシステム構成要素は、別名化アドレス６３を別のアドレスとして扱う。したがって、そのようなアドレスにエントリを配分するＰｏＰＡ前キャッシュ又はスヌープフィルタがある場合、別名化アドレス６３は、別のキャッシュヒット／ミス決定と別のコヒーレンシー管理を有する、異なるエントリにマッピングされるであろう。これは、他の領域の動作を探るメカニズムとして、キャッシュ又はコヒーレンシーサイドチャネルを使用する攻撃者の可能性又は有効性を低減する。

システムは、（例えば、以下に論じられる図１４に示されるように）２つ以上のＰｏＰＡ６０を含み得る。各ＰｏＰＡ６０において、別名化物理アドレスは、システム物理アドレス空間６４内の単一の非別名化されたアドレス６５に折り畳まれる。非別名化アドレス６５は、任意のＰｏＰＡ後構成要素の下流に提供され、その結果、メモリシステム位置を実際に識別するシステム物理アドレス空間６４は、再び、リクエスタ側で実行されるアドレス変換において出力され得る物理アドレスの範囲と同じサイズである。例えば、ＰｏＰＡ６０では、ＰＡＳ識別子はアドレスから剥離され得、下流の構成要素については、アドレスはＰＡＳを指定することなく、単に物理アドレス値を使用して識別することができる。あるいは、メモリアクセス要求のいくつかのコンプリータ側フィルタリングが所望される場合、ＰＡＳ識別子は、ＰｏＰＡ６０の下流で依然として提供され得るが、アドレスの一部として解釈されなくてもよい。その結果、異なる物理アドレス空間６０に現れる同じ物理アドレスは、ＰｏＰＡの下流において同じメモリシステム位置を指すように解釈されるであろう。しかし、供給されたＰＡＳ識別子がそれでもコンプリータ側セキュリティチェックを実行するために使用され得る。

図５は、システム物理アドレス空間６４を、グラニュール保護テーブル５６を使用して、特定のアーキテクチャ上の物理アドレス空間６１内のアクセスのために配分されたチャンクに分割することができる方法を示す。グラニュール保護テーブル（ＧＰＴ）５６は、システム物理アドレス空間６５のどの部分を各アーキテクチャ上の物理アドレス空間６１からアクセス可能とするかを定義する。例えば、ＧＰＴ５６は、特定のサイズの物理アドレスのグラニュール（例えば４Ｋページ）に各々対応するいくつかのエントリを含み得、そのグラニュールの割り当てられたＰＡＳを定義し得、これは、非セキュア、セキュア、レルム、及びルート領域の中から選択され得る。設計により、特定のグラニュール又はグラニュールのセットが、領域のうちの１つと関連付けられたＰＡＳに割り当てられている場合、それはその領域と関連付けられたＰＡＳ内でのみアクセスすることができ、他の領域のＰＡＳ内でアクセスすることはできない。しかしながら、（例えば）セキュアＰＡＳに配分されたグラニュールはルートＰＡＳ内からアクセスできないにもかかわらず、ルート領域８２はそれでも、そのページテーブル内に、物理的なアドレス指定されたメモリのその区域にマッピングされたページに関連付けられた仮想アドレスがルートＰＡＳの代わりにセキュアＰＡＳ内の物理アドレスに変換されることを確実にするためのＰＡＳ選択情報を指定することによって、物理アドレスのそのグラニュールにアクセスできることに留意されたい。したがって、（前述の表に定義されたアクセス可否ルールによって許可される範囲での）領域間のデータの共有は、所与のメモリアクセス要求のＰＡＳを選択する時点で制御され得る。

しかしながら、いくつかの実装では、ＧＰＴによって定義された、割り当てられたＰＡＳ内で物理アドレスのグラニュールへのアクセスを可能とすることに加えて、ＧＰＴは、他のＧＰＴ属性を使用して、アドレス空間のうちのある区域（例えば、通常は、その領域のアクセス要求に対して割り当てられたＰＡＳを選択することが許可されない、下位の又は直交する特権の領域に関連付けられたアドレス空間）を別のアドレス空間と共有されたものとしてマークすることができる。これは、所与のグラニュールに対して割り当てられたＰＡＳを変更する必要なしに、データを一時的に共有することを容易とし得る。例えば、図５では、レルムＰＡＳの区域７０は、レルム領域に割り当てられるようにＧＰＴ内に定義されており、非セキュア領域８６はそのアクセス要求のためにレルムＰＡＳを選択できないため、通常、非セキュア領域８６からアクセス不可能である。非セキュア領域２６はレルムＰＡＳにアクセスできないため、通常、非セキュアコードは区域７０のデータを見ることができなかった。しかしながら、レルムが、メモリの割り当てられた区域内のそのデータのいくつかを非セキュア領域と一時的に共有することを望む場合、ルート領域８２で動作するモニタコード２９に、区域７０が非セキュア領域８６と共有されることを示すようにＧＰＴ５６を更新することを要求することができ、これにより、どの領域が区域７０に対して割り当てられた領域であるかを変更する必要なしに、区域７０を図５の左側に示される非セキュアＰＡＳからもアクセス可能とし得る。レルム領域がそのアドレス空間の区域を非セキュア領域と共有されるものとして指し示す場合、非セキュア領域から発行され、その区域をターゲットとするメモリアクセス要求は、当初は非セキュアＰＡＳを指定し得るが、ＰＡＳフィルタ２０は要求のＰＡＳ識別子が代わりにレルムＰＡＳを指定するように再マッピングすることができる。それにより、下流のメモリシステム構成要素は、要求をあたかも初めからレルム領域から発行されたかのように扱う。この共有は、異なる領域を特定のメモリ区域に割り当てるための動作が、より高程度のキャッシュ／ＴＬＢ無効化及び／又はメモリ内のデータゼロ化若しくはメモリ区域間でのデータコピーを伴う、よりパフォーマンス集約的であり得るために、パフォーマンスを改善し得る。これは、共有が一時的なものに過ぎないと予想される場合には正当化できない可能性がある。

図６は、アドレス変換回路１６をより詳細に示す。アドレス変換回路１６は、変換要求処理回路１００、ＴＬＢ制御回路１０２、及びページテーブルウォーク制御回路１０４を含む。アドレス変換回路１６はまた、アドレス変換回路１６内に設けられているものとして図６に示されているが、他の実施形態では、汎用オペランドのために処理回路１０によってアクセスされるレジスタバンク１２内に設けることができるいくつかの変換制御レジスタ１０６にアクセスすることもできる。

要求処理回路１００は、変換されるターゲット仮想アドレス及び現在の動作ドメインを識別するドメインＩＤを指定する変換要求を処理回路１０から受信する。変換要求に応答して、要求処理回路１００は、ＴＬＢ制御回路を制御してＴＬＢ１８内でルックアップを実行し、ＴＬＢがターゲット仮想アドレス及び現在のドメインに対応するバッファエントリを含むかどうかを判定する。ＴＬＢ内のバッファエントリは、ＴＬＢエントリがＴＬＢ１８に割り当てられた時点で現在のドメインであったドメインを示す対応するドメイン識別子でタグ付けされてもよく、ＴＬＢ内のルックアップは、あるドメインからのアクセスが、別のドメインに関連付けられた要求に応答してＴＬＢに割り当てられた変換データにヒットするのを防ぐために、現在のドメインによって修飾されてもよい。要求がＴＬＢでヒットすると、一致するＴＬＢエントリは、ターゲット仮想アドレスを変換されたアドレスにマッピングするためのアドレスマッピングを返すことができる（同様に、前述したアクセス許可及び／又はＰＡＳ選択情報を返す）。要求処理回路１００は、返された情報を使用して、メモリアクセスが許可されているかどうかを判定することができる。（アクセス許可に基づいて）メモリアクセスが許可されない場合、アドレス障害が発生し、メモリアクセスが実行されることが防止される。メモリアクセスが許可された場合、要求処理回路１００は、変換されたアドレスを返す（図１に示すシステムでは、変換されたアドレス（物理アドレス）をＰＡＳフィルタ２０に転送して、グラニュール保護ルックアップ／ＰＡＳフィルタリングステップを実行する）。

ＴＬＢでのルックアップが失敗し、その結果、要求されたターゲット仮想アドレス及びドメイン識別子に対して対応するバッファエントリが見つからない場合、ＴＬＢ制御回路１０２は、ページテーブルウォーク制御回路１０４を制御して、メモリに格納された変換テーブル構造（ページテーブル構造としても知られる）からの１つ以上のページテーブルエントリを要求するための１つ以上のページテーブルウォーク要求を発行する。

図７に示すように、ページテーブル構造は、特定のターゲットアドレスのアドレスマッピングを識別するためにページテーブルウォーク動作でトラバースされ得る複数レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４、１２６を使用して実装され得る。図７に示すように、インデックスビットＬ０Ｉの所与のセットを使用して、メモリ内の位置がレベル０（Ｌ０）ベースアドレス１２１によって識別されるレベル０ページテーブル１２０にインデックスを付けることができる。以下でより詳細に説明するように、Ｌ０ベースアドレス１２１は、変換制御レジスタ１０６内の情報に基づいて選択される。Ｌ０テーブル１２０のインデックス付きエントリは、Ｌ１ページテーブル１２２のメモリ内の位置を識別するＬ１ベースアドレスを識別する。ターゲットアドレスからのインデックスビットＬ１Ｉの異なるサブセットは、Ｌ１ページテーブル１２２のエントリのうちの１つを選択し、次にＬ２ページテーブル１２４のメモリ位置を識別するＬ２ベースアドレスを識別する。Ｌ３ページテーブル１２４の位置を識別するＬ３ベースアドレスを識別するために、ターゲットアドレステーブルからのインデックスビットＬ２Ｉの別のサブセットがＬ２ページテーブル２６にインデックス付けされる。次に、ターゲットアドレスのビットＬ３Ｉの更に別のサブセットは、ターゲットアドレスを物理アドレスなどの変換アドレスにマッピングするための実際のアドレスマッピングを提供する（ならびに任意の関連するアクセス許可及び／又はＰＡＳ選択情報を提供する）Ｌ３ページテーブル１２６の特定のエントリを選択する。したがって、Ｌ３ページテーブル１２６は、実際のアドレスマッピング情報を提供するリーフページテーブルエントリを提供する最終ページテーブルであり、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４は、次のレベルのページテーブルのベースアドレスを識別する中間エントリを提供する。

４つのレベルのページテーブルを提供することは単なる一例であり、他のものは異なる数のレベルのページテーブルを使用することができることが理解されよう。また、アドレス空間のより大きなブロックが同じ変換マッピング及び他の情報を共有する場合、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４内のエントリのうちの１つは、それがアドレスマッピングを直接提供するリーフエントリであることを指定できるため、後続のレベルを更にステップスルーする必要はない（一方、同じ上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４内の他のエントリは、下位レベルのページテーブルを指すベースアドレスを含む分岐エントリとして依然として機能することができる）。

このようにページテーブルを異なるレベルに分割することにより、ページテーブル構造全体を格納するために必要なメモリストレージの総量を削減することができ、これは、マッピングされているアドレスサイズと同等のサイズを有するメモリの領域内の所与の量のアドレス空間を変換するためのアドレスマッピングを配置する必要がなく、アドレス空間の多くの場合、大きなチャンクが、オペレーティングシステム又はアドレス変換データを設定する他のプロセスによってまだ定義されたマッピングを有していないという事実を利用するためである。図７は、インデックスビットＬ０Ｉ、Ｌ１Ｉなどが対応するページテーブルエントリを選択するためのインデックスとして直接使用される例を示しているが、インデックスはまた、インデックスビットに適用されたハッシュ関数の結果であってもよい。

いくつかのシステムでは、ＴＬＢ１８は、ページテーブルの異なるレベルから変換エントリをキャッシュするための別個のキャッシュ構造を含むことができる。例えば、ＴＬＢ１８は、最終レベルのページテーブル１２６からのリーフエントリをキャッシュするためのメインＴＬＢ構造、ならびにページテーブル１２０、１２２、１２４からの上位レベルのページテーブルエントリをキャッシュするためのウォークキャッシュ構造を含むことができる。一方、他の実施形態は、共有キャッシュ構造を使用してページテーブルの複数のレベルからアドレス変換データをキャッシュするＴＬＢを提供することができる。他の実施形態は、所与のＶＡに対応するアドレスマッピングを提供するためにルックアップされ得るリーフエントリのみをキャッシュすることができるが、上位レベルのページテーブル１２０、１２２、１２４からの分岐エントリを搬送しなくてもよい。これらの手法のいずれも使用することができる。図６は単一のＴＬＢ１８を示しているが、いくつかの実装形態は、容量をアクセス待ち時間とトレードオフするために、キャッシュ階層に複数レベルのＴＬＢキャッシュ構造を含むことができる（例えば、高速アクセスのためにレベル０ＴＬＢに格納されるエントリの数がより少なく、レベル０ＴＬＢのミスの場合に、低速アクセスのためにレベル１ＴＬＢに格納されるエントリの数がより多い）。

プロセッサ１０のいくつかの動作状態では、アドレス変換プロセスはまた、複数段階のアドレス変換を含み得る（アドレス変換の１段階又は２段階が必要かどうかは、現在の例外レベル１５及び／又はレジスタ１２に設定された構成情報に依存し得る）。例えば、ＣＰＵ４上で実行されるアプリケーション又はオペレーティングシステムによって実行される命令によってメモリ位置を識別するために使用されるＶＡは、ステージ１変換で中間物理アドレス（ＩＰＡ）に変換され得る。ステージ１アドレス変換を制御するためのステージ１アドレス変換構造は、例えば、ＥＬ１で動作するオペレーティングシステム又は別のプロセスによって設定され得る。オペレーティングシステムの観点から、ステージ１のアドレス変換で生成されたＩＰＡは、アクセスされている実際のメモリ位置の物理アドレスであると仮定することができる。しかしながら、仮想化をサポートし、同じデバイス上に共存する異なるオペレーティングシステムによって使用される同一のＩＰＡが競合するのを防ぐために、ＥＬ２で動作するハイパーバイザ又は他のプロセスは、ＩＰＡとＰＡとの間の更なる第２ステージアドレス変換をメモリシステムに提供することができる。図４及び図５を参照して上述したように、これらのＰＡは、選択された物理アドレス空間内のＰＡであってもよく、いくつかの事前ＰｏＰＡメモリシステム構成要素は、異なる物理アドレス空間内の同一のＰＡ値を、それらが異なる物理位置を指すかのように扱うことができる。したがって、ステージ２アドレス変換を制御するために、ＥＬ２で動作するコードによって定義される第２ステージ変換テーブル構造が存在し得る。

２つのステージのアドレス変換の各々は、図７に示すように複数レベルのページテーブルを使用することができることに留意されたい。したがって、ターゲットＶＡによって識別されたアドレスの所与のブロックのアドレスマッピングを識別するためのフルページテーブルウォークは、ステージ１アドレス変換で使用されるページテーブルの各ベースアドレスが、ステージ１ページテーブルの対応するレベルにアクセスする前にステージ２アドレス変換を通過することを必要とする場合がある。すなわち、図７に示すようにステージ１及びステージ２の両方のテーブルが４レベルのページテーブルを含む例では、フルページテーブルウォークプロセスは、以下の順序で複数レベルのページテーブルにアクセスすることを含むことができる。
・ステージ１レベル０ページテーブルのベースアドレス１２１のＰＡへのステージ２変換（ステージ１変換構造はＥＬ１で動作するコードによって構成されるため、ステージ１レベル０ベースアドレスはＩＰＡアドレスであり得る）。ステージ２変換は、４回のルックアップ（ステージ２、レベル０；ステージ２レベル１；ステージ２レベル２；ステージ２レベル３）を含む。
・ステージ１レベル１ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル０インデックス部分Ｌ０Ｉに基づくステージ１レベル０ルックアップ。
・ステージ１レベル１ベースアドレスのＰＡ（再び、４回のルックアップを含む）へのステージ２変換。
・ステージ１レベル２ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル１インデックス部分Ｌ１Ｉに基づくステージ１レベル１ルックアップ
・ステージ１レベル２ベースアドレスのＰＡへのステージ２変換（これも４回のルックアップを含む）
・ステージ１レベル３ベースアドレス（ＩＰＡ）を識別するためのターゲットＶＡのレベル２インデックス部分Ｌ２Ｉに基づくステージ１レベル２ルックアップ。
・ステージ１レベル３ベースアドレスのＰＡへのステージ２変換（ここでも４回のルックアップを含む）。
・ターゲットＶＡに対応するターゲットＩＰＡを識別するためのターゲット仮想アドレスのレベル３インデックス部分Ｌ３Ｉに基づくステージ１レベル３ルックアップ。
・元のターゲットＶＡに対応する変換アドレスとして返すことができるターゲットＰＡへのターゲットＩＰＡのステージ２変換（再び、４回のルックアップを含む）。

したがって、キャッシュなしでは、変換は合計２４回のルックアップを含む。上記のシーケンスから分かるように、ページテーブルウォークプロセス全体の実行は、アドレス変換の各ステージのページテーブルの各レベルをステップスルーするためにメモリへの多数のアクセスを必要とする可能性があるため、非常に遅くなり得る。これが、最終レベルのアドレスマッピングだけでなく、ＴＬＢ１８内のステージ１及びステージ２のテーブルの上位レベルのページテーブルからのエントリからの情報もキャッシュすることがしばしば望ましい理由である。これにより、所与のターゲットアドレスの最終レベルのアドレスマッピングが現在アドレス変換キャッシュ内にない場合でも、フルページテーブルウォークの少なくともいくつかのステップをバイパスすることができる。

２つのステージのアドレス変換をサポートするシステムでは、いくつかのＴＬＢ１８は分割ＴＬＢとして実装されてもよく、ステージ１及びステージ２のページテーブル構造からの情報をそれぞれキャッシュするために別々のキャッシュ構造が提供される。この場合、ＶＡを指定する変換要求を処理するために２つの別々のＴＬＢルックアップが必要になる場合があり、ステージ１のＴＬＢで対応するＩＰＡを識別するための１回のルックアップと、ステージ２のＴＬＢでそのＩＰＡに対応するＰＡを識別するための１回のルックアップが必要になる。あるいは、２つのステージのアドレス変換を受けるアドレス要求のためのページテーブルウォーク動作は、最初にＶＡのＩＰＡへのマッピングを識別し、次にＩＰＡのＰＡへのマッピングを識別するためにステージ１及びステージ２のページテーブル構造の別々のルックアップを必要とするが、これが行われると、ステージ１及びステージ２の組み合わされたＴＬＢは、ＶＡをＰＡに直接マッピングするエントリで割り当てることができ、その結果、同じＶＡへの将来のアクセスで、２つの別々のルックアップを実行する必要なくＰＡをＴＬＢ１８から読み出すことができる。

変換制御レジスタ１０６は、ステージ１又はステージ２のページテーブル構造に対するレベル０ベースアドレス１２１の選択を制御するために使用される。変換制御レジスタ１０６は、保護アドレス領域（ＰＡＲ）レジスタ１３０及びいくつかの変換テーブルベースレジスタ（ＴＴＢＲ）１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８を含む。図６には示されていないが、変換制御レジスタ１０６はまた、例外レベルごとにバンク化され得る制御パラメータを提供するための他の制御レジスタを含むことができる。例えば、これらの他の制御パラメータは、変換又はページテーブルウォークがどのように実行されるかに影響する情報を定義することができ、例えば、アドレスサイズ又はページグラニュールサイズを定義することができる。

ＰＡＲレジスタ（保護領域定義データ記憶回路）１３０は、仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する。例えば、領域定義データは、（絶対終端アドレスを指定することによって、又はベースアドレスに対する終端アドレスの相対オフセットとしてサイズを指定することによって）保護領域のベースアドレス及び保護領域のサイズを指定することができる。いくつかのシステムは、複数の保護アドレス領域を示すために複数のＰＡＲレジスタ１３０をサポートすることができるが、簡潔にするために、以下の例は、１つの保護アドレス領域を参照してＰＡＲレジスタ１３０の使用を説明する。複数の保護アドレス領域が実施される場合、複数の保護アドレス領域に関連付けられた領域定義データのセットの各々に対して比較が実行される。

ＴＴＢＲ１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８の各々は、対応するページテーブル構造にレベル０ページテーブルのベースアドレスを格納する。ＴＴＢＲ１３２、１３４、１３６、１３８、１４２、１４４、１４６、１４８は、ページテーブルウォークが必要なときにどのページテーブル構造が参照されるかを変更するためにソフトウェアによって更新することができる。

現在のドメインが非セキュアドメインである場合、ステージ１アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、非セキュアステージ１ ＴＴＢＲ、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ、１３２が提供される。同様に、非セキュアステージ２ ＴＴＢＲ、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ、１４２は、現在のドメインが非セキュアドメインである場合にステージ２アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納する。後述するように、ＴＬＢ１８内でミスしたアドレス要求のＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域外にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２はレルムドメインによって参照することもできる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２は両方とも、上記のような第２の変換テーブルアドレス記憶回路の例であり、又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８若しくはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １４８が更なる変換テーブルアドレス記憶回路の例として提供される実施態様では）。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２は、ドメインのいずれかにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２は、ドメインのいずれかにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

現在のドメインがレルムドメインであり、ターゲットＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域内にある場合、ステージ１アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、レルムステージ１ ＴＴＢＲ、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ、１３４（第１の変換テーブルアドレス記憶回路の一例）が提供される。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４は、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。同様に、現在のドメインがレルムドメインであり、ターゲットＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義された保護アドレス領域内にある場合、ステージ２アドレス変換に使用されるレベル０ベースアドレス１２１を格納するために、レルムステージ２ ＴＴＢＲ、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ、１４４（第１の変換テーブルアドレス記憶回路、又は第１の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路の一例でもある）が提供される。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４は、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

任意選択的に、図６では単一のレジスタに結合されて簡潔に示されているが、２つの別個のレジスタに分割することもできる追加のステージ１ ＴＴＢＲ１３６を、ルート及び／又はセキュアドメインに関連付けて提供することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及び／又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は、上述の第３の変換テーブルアドレス記憶回路の例である。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及びＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６のうちの関連するものは、ルートドメイン及びセキュアドメインのうちの対応する１つで動作するときに、ステージ１アドレス変換によってトリガされるページテーブルウォークを参照することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔは、ルートドメインからのみ読み書き可能である。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は、セキュアドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。同様に、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓとラベル付けされた、オプションの追加のステージ２ ＴＴＢＲ１４６を、セキュアドメインに関連付けて提供することができる（ルートドメインは１ステージのアドレス変換しか必要としないため、ルートドメインはステージ２ ＴＴＢＲを必要としない）。したがって、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は、セキュアドメインで動作するときに、ステージ２アドレス変換によってトリガされるページテーブルウォークのために参照することができる。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は、セキュアドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であってもよい。

あるいは、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒｏｏｔ及び／又はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１３６は省略されてもよく、その場合、ルート及び／又はセキュアドメインのステージ１アドレス変換に使用されるＴＴＢＲは、代わりに、非セキュアドメインと共有されるＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２レジスタとすることができる。同様に、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６は省略することができ、その場合、セキュアドメインのステージ２アドレス変換に使用されるＴＴＢＲは、代わりにＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２とすることができる。この場合、ドメインを切り替える際に、ルートドメインコードは、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２の内容を更新して、入力されているドメインに応じてどのアドレス変換構造が参照されるかを変更することができる。

また、場合によっては、いくつかの実装形態では、第２の変換テーブルアドレス記憶回路の代替例として、第２のレルムステージ１ ＴＴＢＲ１３８（Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供することができ、及び／又は第２のレルムステージ２ ＴＴＢＲ１４８（Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供することができる。これらのレジスタは、ＰＡＲ１３０によって定義された保護アドレス領域外のアドレスへのレルムドメインアクセスのためのステージ１又はステージ２変換に使用する代替ベースアドレスを提供することができる。Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８が提供される場合、それは、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ１以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であり得る。Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １４８が提供される場合、それは、レルムドメイン又はルートドメインにおいてＥＬ２以上で動作するソフトウェアによって読み書き可能であり得る。

図８は、レルムドメインから発行された要求のアドレス変換を処理する方法を示す。ステップ１５０において、要求処理回路１００は、メモリアクセス要求のターゲットＶＡに基づいて（及び現在のドメイン識別子に基づいて）ＴＬＢ１８内でルックアップを実行するようにＴＬＢ制御回路１０２を制御する。ステップ１５２において、ＴＬＢ制御回路１０２は、ＴＬＢヒットが識別されたかどうかを判定する。ヒットは、ＴＬＢ１８が指定されたメモリアクセス要求及び現在のドメイン識別子に対応する有効なエントリを含む場合に識別される（レルムドメインは非セキュアドメインに関連付けられた変換テーブル構造を再利用することを許可され得るが、レルムドメインからのアクセスは、非セキュアドメイン識別子でタグ付けされたＴＬＢエントリにヒットすると見なされ得る）。指定されたメモリアクセス要求に対応する有効なエントリがない場合、ＴＬＢミスが発生する。

ＴＬＢミスが発生した場合、ステップ１５６において、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、ターゲットＶＡと、ＰＡＲレジスタ１３０に格納された領域定義データとを比較して、ターゲットＶＡが保護アドレス領域（ＰＡＲ）内にあるかどうかを判定する。

ターゲットＶＡがＰＡＲの外側にある場合、ステップ１５８において、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、非セキュアドメインと共有される、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２から取得されたステージ１ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１を用いて、ページテーブルウォーク動作を開始する。ステージ２変換に必要な場合、ステージ２ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１は、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から取得される。したがって、ＰＡＲ外のＶＡの場合、非セキュアドメインから行われた要求によるそれらのＶＡへのアクセスに使用されるのと同じステージ１又はステージ２変換データが使用される。これは、非セキュアドメイン８６内で実行されているアプリケーション３０からの切り出しを表す、図２に示すようなＲ０レルム４２に特に有用である。切り出されたレルムエンクレーブ４２は、そのコード及びセキュアデータをＰＡＲ内のＶＡに割り当てることができ、ＰＡＲの外部のデータへのアクセスは、ＲＭＭ４６がＯＳ３２によって維持される非セキュアページテーブルとのレルムページテーブルの同期を管理しなければならないことを回避するために、非セキュアドメイン８６によって使用されるのと同じアドレス変換データを共有することができる。

一方、ステップ１５６で、ターゲットＶＡがＰＡＲ内にあると判定された場合、ステップ１６２で、ページテーブルウォーク制御回路１０４は、ページテーブルウォーク動作を開始し、ステージ１ページテーブル構造のレベル０ベースアドレス１２１は、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４から取得される。ステージ２変換が必要な場合、ステージ２レベル０ベースアドレスはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４から取得される。したがって、ＰＡＲ内のアクセスは、非セキュアドメインによって使用されるものとは異なるページテーブル構造にアクセスし、その結果、特別なアクセス許可が、レルムドメイン８８内のＲ０レルム４２によって表されるセキュアエンクレーブに対して定義され得る。

したがって、ステップ１５８及び１６２において、ＶＡ／ＩＰＡのオフセットビットと組み合わせてＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４、又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から導出されたアドレスを指定するメモリ、又は以前のページテーブルウォークメモリアクセスによって識別されたページテーブルエントリに格納された更なるアドレスポインタから導出されたアドレスに対して、いくつかのページテーブルウォーク要求が発行される。なお、ページテーブルウォークメモリアクセス自体は、上述したようにＰＡＳフィルタによって実行されるＰＡＳフィルタリングチェックの対象となる。また、ＴＬＢがページテーブル構造の上位レベルエントリをキャッシュするための少なくとも１つのウォークキャッシュＴＬＢ構造を含むシステムでは、関連する上位レベルエントリがウォークキャッシュ構造にキャッシュされている場合、いくつかのステップがスキップされる可能性があるため、ステップ１５８及び１６２において、上記で概説したフルページテーブルウォーク動作を実行する必要はない場合がある。

ＶＡからＰＡへのマッピングを識別するために必要なステージ１及び／又はステージ２のエントリがメモリから取得されると、ＶＡがＰＡＲ内にあったか否かにかかわらず、ステップ１６０において、取得された変換データをキャッシュするために１つ以上の新しいＴＬＢエントリをＴＬＢ１８に割り当てることができる。上述したように、ＴＬＢはいくつかの方法で実装することができるので、キャッシュされたデータの正確な形式は大幅に変化し得る。ＴＬＢエントリがレルムドメインアクセスに続いて割り当てられる場合、新しいＴＬＢエントリは、それがＳ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ（１３２又は１４２）又はＳ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ（１３４又は１４４）を使用して識別された非セキュア又はレルムページテーブルから取得された情報を含むかどうかにかかわらず、レルムドメインを示すドメイン識別子タグを指定することができる。レルムドメインは、ＰＡＲの外部のアドレスにアクセスするために同じ非セキュアドメインページテーブルを共有するが、そうでなければ非セキュアドメイン８６内のコードがアクセスタイミング測定に基づいてＴＬＢサイドチャネルを使用して、レルムドメインによってＴＬＢに割り当てられたアドレスをプローブできるため、非セキュアドメインがＲ０レルム４２内で動作するコードによってＴＬＢに割り当てられたエントリにヒットすることは望ましくない場合があり、これにより、Ｒ０レルム４２のセキュアアクティビティに関する情報が漏洩する可能性がある。

また、ステップ１６０において、ＶＡは、取得された変換データを使用してＰＡに変換され、変換応答で返される（又はＰＡＳフィルタ２０へのＰＡＳ選択と共に提供される）。

ステップ１５２でＴＬＢヒットが識別された場合、ステップ１６４で、ターゲットＶＡは、ＴＬＢに以前に割り当てられたキャッシュアドレス変換データに基づいてＰＡに変換される。したがって、ターゲットＶＡは、ターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるか否かに基づいて（ステージ１の場合）選択されたＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４及びＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２のうちの１つによって、又はターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるか否かに基づいて（ステージ２の場合）選択されたＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２のうちの１つによって識別された第１／第２の変換テーブル構造のうちの１つから以前に取得された変換データに基づいて変換される。しかしながら、ターゲットＶＡ及びＰＡＲのこの比較は、ＴＬＢミスを処理するときにステップ１５６で行われたはずであるため、ステップ１６４で再び行う必要はない。なぜなら、アドレス変換マッピングを提供するエントリに対するＴＬＢヒットでは、以前に取得された変換データをＴＬＢ１８から単に読み出すことができ、ＰＡＲレジスタ１３０又はＴＴＢＲ１３２～１４８をチェックする必要がない可能性があるからである（ただし、分割ステージ１／ステージ２ ＴＬＢ手法では、ステージ１ ＴＬＢ及びステージ２ ＴＬＢにヒットがあるかどうかについてそれぞれ別々の判定が必要になる場合がある）。

図９は、ルート、セキュアドメイン、又は非セキュアドメインからのアクセスのためのアドレス変換を制御する方法を示す。ステップ１５０及びステップ１５２は、ＴＬＢ内のルックアップが、ルート、セキュアドメイン、又は非セキュアドメインのうちの関連するドメインを指定する現在のドメイン識別子に基づくことを除いて、図８と同じである。ＴＬＢミスが検出された場合、ステップ１７０において、ステージ１又はステージ２のレベル０ページテーブルを識別するために使用するＴＴＢＲが現在のドメインに基づいて選択される。非セキュアドメイン内のステージ１変換には、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２が使用される。ルートドメイン又はセキュアドメインにおけるステージ１変換の場合、そのドメインの専用Ｓ１＿ＴＴＢＲ１３６が実装されている場合、そのＳ１＿ＴＴＢＲ１３６はレベル０ベースアドレスを提供するために使用されるが、別個のＳ１＿ＴＴＢＲ１３６が実装されていない場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎが使用される。ステージ２変換のためのＬ０ベースアドレスは、現在のドメインが非セキュアドメインである場合にはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２から、現在のドメインがセキュアドメインである場合にはＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６から取得される（又は、セキュアドメイン専用のＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６が実装されていない場合、セキュアアクセスは、ステージ２変換のレベル０ベースアドレスを取得するためにＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２レジスタを使用することができる。）。ルートドメインは、ステージ２変換を必要としない。

ステップ１７２において、ステージ１アドレス変換データを取得するために、選択されたＳ１＿ＴＴＢＲから取得されたレベル０ベースアドレスに基づいてページテーブルウォーク動作が実行される。ステージ２変換が必要な場合、ステージ２アドレス変換データは、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２及びＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｓ１４６の一方から取得されたステージ２ Ｌ０ベースアドレスを介して導出されたアドレスへのアクセスに基づいて取得される。

ステップ１７４において、図８のステップ１６０と同様に、取得された変換データは現在のドメイン識別子によってタグ付けされたＴＬＢにキャッシュされ、ＶＡは取得された変換データを使用してＰＡに変換される。

一方、ステップ１５２でＴＬＢヒットが識別された場合、ステップ１７６で、図８のステップ１６２と同様に、ＴＬＢ１８から読み出されたキャッシュアドレス変換データに基づいてＶＡが変換されるが、このとき、キャッシュアドレス変換データは、ＰＡＲレジスタ１３０によって定義されたＶＡとＰＡＲとの間の比較とは無関係に選択された変換テーブル構造から以前に取得されたものである。

図１０は、通常の（非セキュア）ドメイン８６及びレルムドメイン８８から変換がどのように処理されるかを示している。非セキュアドメインアクセスの場合、レベル０ページテーブルを指すために使用されるＴＴＢＲは、ステージ１の場合はＳ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２であり、ステージ２の場合はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２である（簡潔にするために、図１０は、ステージ１又はステージ２のいずれかであり得る単一の変換ステージのみを示す）。

レルムドメインアクセスの場合、ＶＡがＰＡＲ１８０内にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１３４はステージ１のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供し、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ１４４はステージ２のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供する。ＶＡがＰＡＲ１８０の外側にある場合、Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２はステージ１のＬ０ベースアドレスを提供するために使用され、Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１４２はステージ２のレベル０ページテーブルベースアドレスを提供し、これは正常ワールド８６によって使用される同じＬ０ステージ１又はステージ２ページテーブル１８２を指す。これは、図２に示すＥＬ０レルム４２を実装するのに役立ち、ＥＬ０領域（Ｒ０）４２が非セキュアドメイン内のエンクロージングアプリケーション３０の非セキュアアドレス空間をソフトウェア入力を減らして透過的に共有することを可能にする。

すなわち、通常のＥＬ０アプリケーション３０は、そのオペレーティングシステム３２によって提供される仮想アドレス空間、例えば、アドレス０で始まる１ＧＢのサイズを有することができる。ＥＬ０レルム４２は、アプリケーションの仮想アドレス空間のサブセットである保護アドレス範囲（ＰＡＲ）１８０、例えば、選択されたオフセットアドレスで始まるサイズが１２８ＭＢ、例えば５１２ＭＢを有するものとして定義され得る。レルムＰＡＲ１８０内のメモリは、ＥＬ０アプリケーション３０の他の部分（又は他のエージェント）からアクセスできないようにする必要がある。Ｒ０レルム４２の場合、そのプライベートメモリは、保護アドレス領域１８０内に存在し、ＰＡＲ１８０の外部の非ＰＡＲアプリケーション仮想メモリへの直接読み取り／書き込みアクセスを有することによってアプリケーション３０の残りの部分とデータを共有する。

例えば、レルムが非セキュアドメインのページテーブル構造をコピーする別個のページテーブル構造を維持するシャドウページテーブルを使用して、既存の仮想メモリ技術及びＭＭＵを使用してＰＡＲ切り出しを実装することが可能である。しかしながら、これには、制御当事者間の良好な調整が必要である（例えば、ページテーブル更新及びＴＬＢ無効化を同期させることであり、これらの動作のトラッピング又は準仮想化を必要とする可能性がある）。これらの手段は、無関係なコードに性能上の影響を及ぼす可能性がある。また、ページテーブル構造をコピーすると、メモリ記憶容量が浪費される。また、敵対的環境（上記のようにエンティティ間に信頼がない場合）では、エンティティ間のこの協働に依存することはできない。レルムセキュリティ保証（機密性及び完全性）は、他の当事者の善意に依存することはできない。

これらの問題は、ＰＡＲ領域１８０外へのアクセスのために既存のページテーブル構造を再利用しながら、別個のアドレス変換データを用いてＰＡＲ領域１８０を実装するためのメカニズムを提供する、図１０に示す「ＰＡＲオーバーレイ」技術を使用して対処することができる。したがって、非セキュアページテーブルは、レルムドメインと共有され、レルムドメインは、（少なくとも）２つのＴＴＢＲ、すなわち、レルム「オーバーレイ」ページテーブル構造を指すＴＴＢＲ＿Ｒ１３４、１４４と、非セキュアドメインと共有され、「アンダーレイ」ページテーブル構造を指すＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、１４２とへのアクセスを有する。この手法は、非セキュアページテーブルによってＰＡＲ領域１８０に対応する範囲内の仮想アドレスにマッピングされた物理アドレスにレルムコードがアクセスできないが、非セキュアコードはこれらの物理アドレスにアクセスできることを意味する。セキュリティを維持するために、非セキュアコードによって渡されたパラメータに応じて仮想アドレスにアクセスする場合、ＰＡＲ領域外のアドレスを条件とするメモリアクセスをトリガする前に、ＰＡＲ領域１８０内にあるかどうかをチェックするためにアドレスをチェックすることが、レルムコードにとって望ましい場合がある。そうでなければ、レルムコードは、セキュリティリスクとなり得る非セキュアコードから渡されたパラメータの制御下で、レルムページテーブルによってＰＡＲ領域１８０にマッピングされた物理アドレス内のそれ自体の内部データにアクセスするように錯覚される可能性がある。例えば、レルムコードは、非セキュアページテーブルによってＰＡＲ領域のアンダーレイ範囲にマッピングされたデータ構造をウォークするように要求され得るが、それらの仮想アドレスがレルムドメイン内でアクセスされると、レルムコードは、非セキュアドメインによるアクセスから保護されるべき機密情報を記憶する物理アドレスにアクセスすることになり、これは、最初にアドレスをサニタイズすることによって防止され得る。このサニタイズアドレスチェックは、プロセッサのいかなるアーキテクチャ機能（セキュリティのためにソフトウェアによって実行することが推奨されるチェックであるが、プロセッサのハードウェア機能として実装される機能ではない）によっても実施されない場合がある。

あるいは、同じ物理レジスタＴＴＢＲ＿Ｎ１３２を再利用してＰＡＲ１８０の外部のレルムドメイン「アンダーレイ」アクセス用のベースアドレスを提供する代わりに、第２のレルムドメインＴＴＢＲ１３８、１４８（Ｓ１＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２又はＳ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２）を提供し、ＶＡがＰＡＲ１８０の外部にあるときにレルムドメインによって使用することができる。この場合、Ｓ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｒ２ １３８、１４８に格納されたアドレスは、Ｓ１／Ｓ２＿ＴＴＢＲ＿Ｎ１３２、１４２に格納されたアドレスと一致するように、又は異なるページテーブル構造がＥＬ０レルム（Ｒ０）４２によってアクセスされる場合に異なるアドレスを指定するように更新することができるので、より柔軟性がある。

図１１は、レルムドメイン８６で発生する例外を処理する方法を示す。ステップ２００において、例外がレルムドメインから取得される。例外は、所与のＶＡに関連する。例えば、例外は、命令フェッチ、データアクセス、又はページテーブルウォークアクセスのためにアドレス変換を実行しようとしたときに、そのＶＡのページテーブル構造にアドレス変換マッピングが定義されていないこと、又はアクセス許可が要求されたメモリアクセスを禁止していることが判明したときに通知されるアドレス障害であり得る。また、例外は、ＰＡＳフィルタ２０がメモリアクセスを拒否することによって引き起こされる可能性もある。

ステップ２０２において、所与のＶＡがＰＡＲレジスタ１３０によって定義されたＰＡＲ１８０にあるかどうかが判定される。そうである場合、ステップ２０４において、第１の例外処理アクションが実行され、例えば、例外はレルムドメイン８８で処理され、シンドローム情報はＶＡがＰＡＲ１８０内にあったことを示すように設定される。所与のＶＡがＰＡＲ１８０外にある場合、ステップ２０６で、第２の例外処理アクションが実行され、例えば、例外はレルムドメインで処理され、シンドローム情報は、ＶＡがＰＡＲ１８０外にあったことを示すように設定される。例外に応答してレルムドメインで実行される例外ハンドラは、次に、例外をどのように処理するかを判定するためにシンドローム情報を使用することができる。ＶＡがＰＡＲ１８０内にあった場合、例外ハンドラ自体が障害の原因に対処することができる。ＶＡがＰＡＲ１８０の外部にあった場合、例外ハンドラは例外を非セキュアドメインに転送することができ、非セキュア例外ハンドラは障害の原因に対処することができる。これは、非セキュアドメインのページテーブル構造を共有するレルムドメインに起因して、障害が非セキュアドメイン内のコードによって定義された変換データに関連付けられている場合に有用であり、その場合、その例外は、非セキュアドメイン内のＯＳ３２又はハイパーバイザ３４に関連付けられた例外ハンドラによってより良好に処理され得る。

代替的な手法は、ステップ２０４における第１の例外処理アクションがレルムドメインにおける例外処理を含むことができる一方で、ステップ２０６における第２の例外処理アクションが非セキュアドメインにおける例外処理を含むことができることであり得る。この場合、例外処理回路は、ＶＡがＰＡＲ内にあったか否かに応じて、例外をレルムドメイン又は非セキュアドメインで直接とらせることができる。

しかしながら、例外処理を行う時点で、機密である可能性があり、非セキュアドメインによるアクセスから保護されるべきである状態がレジスタ１２に格納されている場合、図１１に示す手法を使用することが好ましい場合があり、その場合、レルムソフトウェア例外ハンドラが必要に応じてそれを非セキュアドメインに転送することを選択できる前に、レルムドメインで発生する任意の例外が最初にレルムドメインに取り込まれる。これにより、レルムソフトウェア例外ハンドラは、非セキュアドメインに例外を転送する前に、非セキュアアクセスから保護されるべきレジスタ状態１２のサブセットをメモリに保存し、それらのレジスタ１２の内容を上書きするための状態保存動作を開始することができる。

図１２は、処理回路が非セキュアドメイン８６内にあるときに発行されるＴＬＢ無効化コマンドを処理する方法を示す。ステップ２１０において、ＴＬＢ無効化コマンドが発行される。ＴＬＢ無効化コマンドは、ＴＬＢ１８に、ＴＬＢ無効化コマンドによって指定された無効化基準を満たす有効なエントリがあるかどうかを検索させる（例えば、これらの基準は、無効化が実行されるべきＶＡ又はＶＡ範囲を指定することができる）。ＴＬＢ無効化コマンドが非セキュアドメインから発行されると、ステップ２１２において、ＴＬＢは、無効化基準（複数可）を満たし、非セキュアドメイン又はレルムドメインのいずれかを示すドメイン識別子タグを指定するキャッシュエントリを無効化する。対照的に、ルートドメイン、セキュアドメイン、又はレルムドメインのうちの１つから発行されたＴＬＢ無効化の場合、ＴＬＢ無効化コマンドは、そのドメイン識別子タグがその特定のドメインを指定するが、他のドメインを指定しないＴＬＢエントリを引き起こすことができる。レルムドメインは、非セキュアドメインのページテーブルから導出された情報を提供するエントリをＴＬＢ１８にキャッシュさせている可能性があるため、それらの非セキュアページテーブルが更新されると、そのようなページテーブルからの古いデータは、たとえそれがレルムドメインによって割り当てられたとしても、ＴＬＢ１８からフラッシュされるべきであり、そのため、ＴＬＢ無効化が、非セキュアドメインＴＬＢエントリだけでなく、レルムドメインＴＬＢエントリの無効化を引き起こすために有用である。

上述したように、２つの別個のＴＴＢＲ１３２、１３４の使用は、非セキュアドメイン８６で実行されているＥＬ０アプリケーション３０内のセキュアエンクレーブを表すＥＬ０レルム４２に有用であり得る。しかしながら、図２に示すように、レルムドメイン８８はまた、レルムドメイン内のＥＬ０でアプリケーションレベルコードとＥＬ１で対応するオペレーティングシステムの両方を実行する、カプセル化されたＥＬ０／ＥＬ１レルム４４（例えば、図２に示すレルムＲ１）をサポートすることもできる。そのようなＥＬ０／ＥＬ１レルム４４の場合、単一のＬ０ベースアドレスがＥＬ０／ＥＬ１領域によってアクセスされる仮想アドレス空間全体に使用され得るので、ＰＡＲレジスタ１３０及びＴＴＢＲ＿Ｎレジスタ１３２を使用する必要はない。したがって、そのような組み合わされたＥＬ０／ＥＬ１レルム４４の場合、ページテーブルウォークにどのＴＴＢＲを使用するかを決定するためにＶＡをＰＡＲ定義データと比較する必要はない。

したがって、すべてのレルムドメインアクセスが、上に示された領域「オーバーレイ」技術を使用することは必須ではない。場合によっては、制御レジスタで指定されたいくつかの構成情報は、ＶＡがＰＡＲ内にあるか否かにかかわらず、又はＶＡとＰＡＲとの比較に基づいてＴＴＢＲを選択するか否かにかかわらず、レルムドメインアクセスがステージ１ページテーブルウォークのＬ０ベースアドレスを取得するために単一のＴＴＢＲを使用するべきか否かを指定することができる。

図１３は、アドレス変換回路１６及びＰＡＳフィルタの動作を要約する。ＰＡＳフィルタリング２０は、アドレス変換回路によって実行される、ステージ１（及び任意選択でステージ２）のアドレス変換後に実行される追加のステージ３のチェックとみなすことができる。ステージ１変換は、（上述したようにＴＴＢＲに基づいて選択されたステージ１ページテーブル構造でアクセスされたリーフエントリに基づいて）ＰＡＳ選択情報「ＮＳ」を提供し、これは、レルム又はセキュアドメインからのアクセスが、そのドメイン又は非セキュアＰＡＳに関連付けられたＰＡＳにアクセスするかどうかを制御する。ＰＡＳの選択に関係なく、非セキュアドメインからのアクセスは非セキュアＰＡＳにアクセスする。ＥＬ３内のルートドメインからのアクセスの場合、ステージ１のページテーブルエントリは、図４に示す４つのＰＡＳのうちのどれが所与のルートドメインメモリアクセスのために選択されるべきかを一緒に符号化する２ビットのアドレスベースの選択情報（ＮＳ、ＮＳＥとラベル付けられた）を提供する。ＰＡＳフィルタ２０は、選択されたＰＡＳと、現在の「セキュリティ状態」（すなわち、現在のドメインを識別するドメインＩＤ）と、上述のグラニュール保護テーブル（ＧＰＴ）内の情報とに基づいてグラニュール保護チェックを実行して、アクセスを続行すべきかどうかを判定する。

図１４は、使用され得るシミュレータ実装を示す。上記の実施形態は、技術をサポートする特有の処理ハードウェアを動作させる装置及び方法の点において本発明を実装するが、コンピュータプログラムを使用して実装される本明細書に記載の実施形態による命令実行環境を提供することも可能である。このようなコンピュータプログラムは、コンピュータプログラムがハードウェアアーキテクチャのソフトウェアベースの実装を提供する限り、シミュレータとしばしば称される。様々なシミュレータコンピュータプログラムは、エミュレータ、仮想マシン、モデル、及び動的バイナリトランスレータを含むバイナリトランスレータを含む。典型的に、シミュレータの実装形態は、シミュレータプログラム４１０をサポートするホストオペレーティングシステム４２０を任意選択で実行して、ホストプロセッサ４３０で実行し得る。いくつかの構成では、ハードウェアと提供された命令実行環境との間に複数の層のシミュレーションがあってもよく、及び／又は、同じホストプロセッサ上に提供された複数の異なる命令実行環境があってもよい。歴史的に、強力なプロセッサが、合理的な速度で実行するシミュレータ実装を提供するために必要とされてきたが、そのような手法は、ある状況において、例えば、互換性又は再使用の理由から別のプロセッサにネイティブなコードを実行することが望まれるときに、正当化され得る。例えば、シミュレータ実装は、ホストプロセッサハードウェアによってサポートされていない追加の機能を有する命令実行環境を提供してもよく、又は典型的には異なるハードウェアアーキテクチャに関連付けられた命令実行環境を提供してもよい。シミュレーションの概要は、「Ｓｏｍｅ Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ Ｓｉｍｕｌａｔｉｏｎ Ｔｅｃｈｎｉｑｕｅｓ」、Ｒｏｂｅｒｔ Ｂｅｄｉｃｈｅｋ、１９９０年冬ＵＳＥＮＩＸ Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ、５３～６３頁に記載されている。

これまで、特定のハードウェア構成又は機能を参照して実施形態を説明してきたが、シミュレーションされた実施形態では、適切なソフトウェア構成又は機能によって同等の機能を提供することができる。例えば、特定の回路は、シミュレーションされた実施形態において、コンピュータプログラムロジックとして実装されてもよい。同様に、レジスタ又はキャッシュなどのメモリハードウェアは、シミュレーションされた実施形態でソフトウェアのデータ構造として実装されてもよい。前述の実施形態で参照されているハードウェア要素のうちの１つ以上がホストハードウェア（例えば、ホストプロセッサ４３０）に存在する構成では、いくつかのシミュレーションされた実施形態は、適する場合、ホストハードウェアを使用してもよい。

シミュレータプログラム４１０は、（非一時的媒体であってもよい）コンピュータ可読記憶媒体に記憶されてもよく、（アプリケーション、オペレーティングシステム、及びハイパーバイザを含み得る）ターゲットコード４００に対するプログラムインタフェース（命令実行環境）を提供し、シミュレータプログラム４１０によってモデル化されたハードウェアアーキテクチャのインタフェースと同じである。したがって、ターゲットコード４００のプログラム命令は、シミュレータプログラム４１０を使用して命令実行環境内から実行されてもよく、このため、前述の装置２のハードウェア特徴を実際には有しないホストコンピュータ４３０は、これらの特徴をエミュレートすることができる。これは、例えば、ターゲットコードが、新しいバージョンのプロセッサアーキテクチャをサポートしないホストデバイス上で実行されるシミュレータ内で実行されることによって試験され得るので、新しいバージョンのプロセッサアーキテクチャのために開発されているターゲットコード４００の試験を、実際にそのアーキテクチャをサポートするハードウェアデバイスが利用可能となる前に、可能にするために有用であり得る。

シミュレータコードは、例えば、ターゲットコード４００の命令をデコードする命令復号プログラムロジックを含む、処理回路１０の挙動をエミュレートし、命令を、ホストハードウェア４３０によってサポートされたネイティブ命令セット内の対応する命令のシーケンスにマッピングして、復号化された命令に相当する機能を実行する処理プログラムロジック４１２を含む。処理プログラムロジック４１２はまた、上述のように、異なる例外レベル及び領域におけるコードの処理をシミュレートする。レジスタエミュレートプログラムロジック４１３（状態エミュレートロジックの例）は、ターゲットコード４００に関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャに従って定義されたアーキテクチャ上のレジスタ状態をエミュレートする、ホストプロセッサのホストアドレス空間内のデータ構造を維持する。したがって、そのようなアーキテクチャ上の状態が図１の実施例のようにハードウェアレジスタ１２に記憶されるのでなく、代わりに、ホストプロセッサ４３０のメモリに記憶され、レジスタエミュレートプログラムロジック４１３は、ターゲットコード４００の命令のレジスタ参照を、ホストメモリからシミュレートされたアーキテクチャ上の状態データを取得するための対応するアドレスにマッピングする。このアーキテクチャ状態は、前述した現在のドメイン指示１４及び現在の例外レベル指示１５、ならびに前述したようにＴＴＢＲ１３２～１４８に対応する様々な変換テーブルアドレス及びＰＡＲレジスタ１３０に対応する領域定義データを含み得る。

シミュレーションコードは、前述のように同じページテーブル構造及びＧＰＴ５６を参照して、アドレス変換回路１６及びＰＡＳフィルタ２０の機能をそれぞれエミュレートするアドレス変換プログラムロジック４１４及びフィルタリングプログラムロジック４１６を含む。したがって、アドレス変換プログラムロジック４１４は、ターゲットコード４００によって指定された仮想アドレスをＰＡＳのうちの１つの中の（ターゲットコードの観点からメモリ内の物理位置を指す）シミュレートされた物理アドレスに変換するが、実際にこれらのシミュレートされた物理アドレスは、アドレス空間マッピングプログラムロジック４１５によってホストプロセッサの（仮想）アドレス空間上にマッピングされる。フィルタリングプログラムロジック４１６は、上述のＰＡＳフィルタと同様に、ターゲットコードによってトリガされたメモリアクセスを進めることを可能とするかどうかを判定するために、グラニュール保護情報のルックアップを実行する。アドレス変換プログラムロジック４１４は、前述したように、変換されるターゲットＶＡがＰＡＲ内にあるかどうかに基づいて、レルムドメインアクセスに使用するＴＴＢＲ１３２、１３４、１４２、１４４を選択する。

本出願において、「～ように構成された（configured to...)」という用語は、装置の要素が、定義された動作を実施することが可能である構成を有することを意味するために使用される。この文脈において、「構成」とは、ハードウェア又はソフトウェアの配置又は相互接続の方法を意味する。例えば、装置は、定義された動作を提供する専用ハードウェアを有してもよく、又はプロセッサ若しくは他の処理デバイスが、機能を実行するようにプログラムされてもよい。「ように構成された」は、装置要素が、定義された動作を提供するために何らかの変更がなされる必要があることを意味しない。

本発明の例示的な実施形態が添付の図面を参照して本明細書で詳細に説明されているが、本発明はこれらの正確な実施形態に限定されないこと、及び様々な変更及び修正が、当業者によって、添付の特許請求の範囲によって定義されている本発明の範囲から逸脱することなく、実施形態に行われ得ることが理解されよう。

Claims (20)

1. 装置であって、
   メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換回路と、
   第１の変換テーブルアドレスを格納する第１の変換テーブルアドレス記憶回路と、
   第２の変換テーブルアドレスを格納するための第２の変換テーブルアドレス記憶回路と、
   仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データを格納する保護領域定義データ記憶回路と、
   を備え、
   前記メモリアクセス要求に応答して、前記アドレス変換回路は、
   前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるとき、前記第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された前記第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換し、
   前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域外にあるとき、前記第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された前記第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、装置。
2. １つ以上の変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするための少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ、
   を備え、
   前記少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファ内でミスするメモリアクセス要求に応答して、前記アドレス変換回路は、
   前記メモリアクセス要求の前記ターゲット仮想アドレスが、前記領域定義データによって指定された仮想アドレス空間の前記少なくとも１つの保護領域内にあるかどうか判定し、
   ページテーブルウォーク動作を、
   前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるときに前記第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された前記第１の変換テーブルアドレスと、
   前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域外にあるときに前記第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された前記第２の変換テーブルアドレスと、を使用して実行するように構成されている、請求項１に記載の装置。
3. 複数の動作ドメインのうちの１つにおいてデータ処理を実行するための処理回路を備え、
   前記処理回路が第１のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるかどうかに応じて、前記第１の変換テーブル構造及び前記第２の変換テーブル構造のうちの１つからのアドレス変換データを使用して、前記ターゲット仮想アドレスを変換するように構成されている、請求項１又は２に記載の装置。
4. 前記処理回路が第２のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、前記ターゲット仮想アドレスを変換するように構成されている、請求項３に記載の装置。
5. 前記処理回路が前記第２のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記第２の変換テーブルアドレス記憶回路から前記変換テーブルアドレスを取得するように構成されている、請求項４に記載の装置。
6. 更なる変換テーブルアドレスを格納するための更なる変換テーブルアドレス記憶回路、
   を備え、
   前記処理回路が前記第２のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記更なる変換テーブルアドレス記憶回路から前記変換テーブルアドレスを取得するように構成されている、請求項４に記載の装置。
7. 例外の処理を制御するための例外処理回路、
   を備え、
   前記第１のドメインでの処理のために発生する少なくとも１つのタイプの例外について、所与の仮想アドレスに関連付けられた前記少なくとも１つのタイプの例外に応答して、前記例外処理回路は、
   前記所与の仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にある場合に、第１の例外処理アクションを実行し、
   前記所与の仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域外にある場合に、前記第１の例外処理アクションとは異なる第２の例外処理アクションを実行する、ように構成されている、請求項３から６のいずれか一項に記載の装置。
8. 前記第１の例外処理アクションは、前記例外が前記少なくとも１つの保護領域内の仮想アドレスに関連付けられていることを示すシンドローム情報を設定することを含み、
   前記第２の例外処理アクションは、前記例外が前記少なくとも１つの保護領域外の仮想アドレスに関連付けられていることを示す前記シンドローム情報を設定することを含む、請求項７に記載の装置。
9. 前記第１の例外処理アクションは、前記第１のドメインで前記例外の処理をトリガすることを含み、
   前記第２の例外処理アクションは、第２のドメインで前記例外の処理をトリガすることを含む、請求項７に記載の装置。
10. １つ以上の変換テーブル構造からのアドレス変換データから導出された情報をキャッシュするためのバッファエントリを含む少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファを備え、各バッファエントリは、前記複数のドメインのうちの対応する１つを識別するドメイン識別子に関連付けられ、
    前記処理回路が第２のドメインにあるときに発行された変換無効化コマンドに応答して、前記少なくとも１つの変換ルックアサイドバッファは、
    前記変換無効化コマンドによって指定された少なくとも１つの無効化基準が満たされ、前記ドメイン識別子が前記第１のドメインを識別するバッファエントリを無効化し、
    前記少なくとも１つの無効化基準が満たされ、前記ドメイン識別子が前記第２のドメインを識別するバッファエントリを無効化する、ように構成されている、請求項３から９のいずれか一項に記載の装置。
11. 前記アドレス変換回路は、少なくとも前記処理回路の現在のドメインに基づいて選択された複数の物理アドレス空間のうちの１つにおいて前記ターゲット仮想アドレスを前記ターゲット物理アドレスに変換するように構成されている、請求項３から１０のいずれか一項に記載の装置。
12. 前記複数の物理アドレス空間は、前記第１のドメインに関連付けられた第１の物理アドレス空間と、第２のドメインに関連付けられた第２の物理アドレス空間と、を少なくとも含み、
    前記第１の物理アドレス空間は、前記第１のドメインからアクセス可能であり、前記第２のドメインからアクセス不可能であり、
    前記第２の物理アドレス空間は、前記第１のドメインと前記第２のドメインの両方からアクセス可能である、請求項１１に記載の装置。
13. 前記複数の物理アドレス空間はまた、第３のドメインに関連付けられた第３の物理アドレス空間を含み、
    前記第３の物理アドレス空間は、前記第３のドメインからアクセス可能であり、前記第１のドメイン及び前記第２のドメインからアクセス不可能である、請求項１２に記載の装置。
14. 前記処理回路が前記第３のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定とは無関係に選択された記憶位置から取得された変換テーブルアドレスによって識別される変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて、前記ターゲット仮想アドレスを変換するように構成されている、請求項１２に記載の装置。
15. 第３の変換テーブルアドレスを格納するための第３の変換テーブルアドレス記憶回路を備え、
    前記処理回路が前記第３のドメインにあるとき、前記アドレス変換回路は、前記第３の変換テーブルアドレス記憶回路から前記変換テーブルアドレスを取得するように構成されている、請求項１４に記載の装置。
16. 前記少なくとも１つの保護領域の各保護領域について、前記領域定義データは、前記保護アドレス領域のベースアドレスと、前記保護アドレス領域のサイズとを指定する、請求項１から１５のいずれか一項に記載の装置。
17. 前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスからターゲット中間アドレスへのマッピングを指定する第１ステージ変換テーブル構造と、前記ターゲット中間アドレスから前記ターゲット物理アドレスへのマッピングを指定する第２ステージ変換テーブル構造とに基づいて、２ステージアドレス変換を実行するように構成されており、
    前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される前記第１の変換テーブルアドレス記憶回路及び前記第２の変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから、前記第１ステージ変換テーブル構造を識別する第１ステージ変換テーブルアドレスを取得するように構成されており、
    前記アドレス変換回路は、前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるか外にあるかの判定に基づいて選択される第１の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路及び第２の第２ステージ変換テーブルアドレス記憶回路のうちの１つから、前記第２ステージ変換テーブル構造を識別する第２ステージ変換テーブルアドレスを取得するように構成されている、請求項１から１６のいずれか一項に記載の装置。
18. 方法であって、
    ターゲット仮想アドレスを指定するメモリアクセス要求に応答して、
    前記ターゲット仮想アドレスが、保護領域定義データ記憶回路に格納された領域定義データによって指定された少なくとも１つの保護領域内にあるとき、第１の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換することと、
    前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域外にあるとき、第２の変換テーブルアドレス記憶回路に格納された第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換することと、
    を含む、方法。
19. ターゲットコードを実行するための命令実行環境を提供するために、ホストデータ処理装置を制御するコンピュータプログラムであって、
    コンピュータプログラムは、
    メモリアクセス要求によって指定されたターゲット仮想アドレスをターゲット物理アドレスに変換するアドレス変換プログラムロジックと、
    前記ターゲットコードに関連付けられたターゲット命令セットアーキテクチャのアーキテクチャ状態をエミュレートする状態情報を維持するための状態エミュレートロジックであって、前記状態情報は、
    第１の変換テーブルアドレスと、
    第２の変換テーブルアドレスと、
    シミュレートされた仮想アドレス空間の少なくとも１つの保護領域を指定する領域定義データと、を指定する、前記状態エミュレートロジックと、を備え、
    前記ターゲットコードのメモリアクセス命令に応答して、前記アドレス変換プログラムロジックは、
    前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域内にあるとき、前記第１の変換テーブルアドレスによって識別される第１の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換し、
    前記ターゲット仮想アドレスが前記少なくとも１つの保護領域外にあるとき、前記第２の変換テーブルアドレスによって識別される第２の変換テーブル構造からのアドレス変換データに基づいて前記ターゲット仮想アドレスを変換する、ように構成されている、コンピュータプログラム。
20. 請求項１９に記載の前記コンピュータプログラムを格納する、コンピュータ可読記憶媒体。
    

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