JP2757777B2 - メモリの不正アクセス検出方法及びシステム - Google Patents

メモリの不正アクセス検出方法及びシステム

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JP2757777B2
JP2757777B2 JP6112872A JP11287294A JP2757777B2 JP 2757777 B2 JP2757777 B2 JP 2757777B2 JP 6112872 A JP6112872 A JP 6112872A JP 11287294 A JP11287294 A JP 11287294A JP 2757777 B2 JP2757777 B2 JP 2757777B2
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    • G06F12/14—Protection against unauthorised use of memory or access to memory
    • G06F12/1416—Protection against unauthorised use of memory or access to memory by checking the object accessibility, e.g. type of access defined by the memory independently of subject rights
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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はコンピュータプログラム
のデバッグ等に用いる、メモリの不正アクセス検出方法
及びシステムに関し、より詳しくは、ユーザプログラム
が処理上必要に応じて動的にメモリの割り当て／解放を
行う機能を提供されているコンピュータシステム上で動
作する、ソフトウエア開発ツール、不具合調査ツール、
品質検査／向上ツールなどにおいて、動的に割り当てら
れたメモリへユーザプログラムの不具合による不正アク
セスが行われたことを自動的に検出することを可能とし
た動的割当メモリへの不正アクセス検出方法及びシステ
ムを提案するものである。
【０００２】
【従来の技術】従来は、プログラム記述言語としてFort
ran 言語、Cobol 言語などの言語が主流であったが、最
近では、C 言語、C ＋＋言語などが多く利用されるよう
になってきた。これらの新しい言語の特徴は、システム
のサービスを直接的に呼び出したり、メモリの操作など
を直接的に記述できるなどの点にあり、非常に柔軟性が
高い。しかし、システムのサービスを直接的に呼び出し
たり、メモリの操作などを直接的に行うことは、使用法
が誤っていたり、プログラムに不具合が存在する場合に
は、非常に危険である。このような危険を回避するため
にプログラムのデバッグが不可欠であることは言うまで
もないが、コンピュータの演算速度の向上、記憶装置の
大容量化などから、ソフトウエアの規模は大きくなる傾
向にあり、不具合を検出することはより困難になりつつ
ある。
【０００３】メモリの使用法の不具合の検出に関して述
べると、プログラムに割り当てられていないページに対
する参照などの不当アクセスは、ＰＭＭＵ（Page Memor
y Management Unit) によって自動的に検出が可能とな
っている。ＰＭＭＵは、一定の単位（ページ）に分割さ
れたプロセッサのアドレス空間につき、ページ単位のア
クセス権の設定、並びに仮想メモリ使用時における仮想
メモリに対する物理メモリの割り当て状況の管理、及び
仮想論理アドレスから物理アドレスへの変換などを行う
デバイスであり、プロセッサに内蔵されている場合もあ
る。そして、必要に応じてプログラムにメモリを割り当
てるための動的メモリ割り当て機能はこのＰＭＭＵを利
用して実装される。また、オペレーティングシステムが
ＰＭＭＵを制御するために、各ページの物理メモリの割
り当て状況及び各ページのアクセス権の設定を保持する
ページ管理テーブルが使用される。
【０００４】ところでこのＰＭＭＵでは、プログラムに
割り当てられているページ内での不当アクセスの検出は
困難である。この不当アクセスの例としては、配列型デ
ータの範囲を超えた参照、及び動的に割り当てたメモリ
領域より大きなデータのコピーなどが挙げられ、これら
の不当アクセスは、他のデータが破壊されるなどの二次
的な不具合の原因となる。
【０００５】以下に、メモリの使用法に関する不具合の
例を詳しく説明する。 （１）動的に割り当てたメモリの範囲を超えたメモリア
クセス 動的に割り当てたメモリの範囲を超えたアクセスは、例
えば10バイトのメモリを1000番地に動的に割り当てたと
すると、999 番地への書き込みは、前方の別なデータを
破壊することになる。1011番地への書き込みは、後方の
データを破壊することになる。それぞれ、読み込みは、
予期せぬデータの読み込みとなり、読み込まれたデータ
を元に別な命令を実行することによる二次的不具合の原
因となる。
【０００６】（２）動的に割り当てたメモリへの書き込
み命令実行前の読み込み命令の実行 動的に割り当てたメモリは、割り当てた時点で、その内
容は不定である。動的割り当てメモリへ書き込みを行う
以前に読み込みを行った場合には、不定データの読み込
みとなり、読み込まれたデータを元に別な命令を実行す
ることによる二次的不具合の原因となる。
【０００７】（３）解放済み動的割り当てメモリへのア
クセス プログラムは、処理上必要になった時点で、動的メモリ
の割り当てを行い、必要がなくなった時点で解放する。
そして、解放後にアクセスすることは、原則的に禁止さ
れているにもかかわらず、解放済みのメモリにアクセス
したり、解放済みのメモリに対して二重の解放要求を発
行したるすると、予期せぬ事態が発生する。
【０００８】ところでプログラムが使用するメモリの種
類を大分類すると、命令域とデータ域とに分類される
が、通常、命令域は読み取り専用であり、プログラムの
不具合による命令域の破壊を考慮する必要はない。プロ
グラムの不具合によるメモリの破壊が問題になるのは、
データ域に関してである。プログラムが使用するデータ
を分類すると、以下の３種類となる。 静的データ スタックデータ 動的割り当てデータ
【０００９】このうち、静的データは常に割り当てられ
るアドレスが固定である。また、スタックデータは、各
関数（サブルーチン）の呼び出し順に割り当てられるた
め、関数の呼び出し順が同じであれば同じ場所に割り当
てられる。また、静的データ／スタックデータとして定
義されたデータは、宣言された順で割り当てられ、メモ
リ上にも割り当て順で並ぶ。このことから、もし、ある
静的データ／スタックデータ内のデータが破壊されたこ
とが判明した場合には、その前後のデータ（前後に定義
したデータ）を操作している命令を追跡することによ
り、データを破壊している命令を比較的容易に特定でき
る。
【００１０】一方、動的割り当てデータは、処理上必要
に応じて割り当てられるため、データのサイズ又は動作
環境など、様々な条件によって割り当てられる場所が異
なる。また、割り当てられるメモリ上の位置も、割り当
ての順に並ぶ保証はない。従って、ある動的割り当てデ
ータ内のデータが破壊されたことが判明した場合、その
前後のデータを操作している命令を追跡するためには、
まず、前後のデータが何であるかを特定する必要があ
り、データを破壊している命令を特定することは、より
難しいと言える。
【００１１】そこでこのようなメモリの使用法に関する
不具合の検出を目的とした発明が米国特許519318号によ
って提案されている。この米国特許は、対象プログラム
中のメモリアクセス命令を検索し、全てのメモリアクセ
ス命令の前後に、アクセス対象のアドレスをチェックす
るための命令列を挿入する手段、メモリ上のそれぞれデ
ータ間にダミーデータを挿入しアクセス可能領域を非連
続にする手段、チェックを行うための管理情報の作成手
段、該管理情報によるアクセスの正当性の評価手段、及
び前記命令列の挿入及びダミーデータの挿入による非参
照アドレスのずれを整合する手段を備えることを主な特
徴としている。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】ところで、前述のよう
に静的データ及びスタックデータ内のデータ破壊の調査
は、動的割り当てデータ内の調査と比較すると、比較的
容易である。しかし、前記米国尾特許は全てのメモリア
クセスのチェックを行うものであるから、動的割り当て
データ内のチェックのみを行ってチェック時間を節減し
たいというプログラム開発者の要求には応え得ない。そ
して前記米国特許には、動的割り当てメモリに関するア
クセスだけに限定して、チェックを行いたい場合の手段
に関しては、述べられていない。これは、該特許が再配
置可能オブジェクトファイルまたは実行可能ファイル内
のメモリアクセス命令を静的に検索しているためであ
る。
【００１３】本発明はこのような技術的背景のもとにな
されたものであって、ＰＭＭＵを巧みに利用することに
よって動的割り当てメモリに関するアクセスだけに限定
した不正アクセスの検出を可能とした不正アクセス検出
方法及びシステムを提供することを目的とする。
【００１４】
【課題を解決するための手段及び作用】本発明は、ユー
ザプログラム中の動的メモリの割当要求に対しアクセス
不可領域の作成及びこれに対応する実メモリ領域の獲得
をすると共に、アクセス不可領域のアドレスから実メモ
リ領域のアドレスへの変換をするためのアドレス変換テ
ーブルを作成しておき、ユーザプログラム実行時に、該
ユーザプログラム中の動的メモリへのアクセスのための
アドレス、アクセス不可領域のアドレス及びアドレス変
換テーブルに基づいて前記アドレスによるアクセスの正
／不正を判定することを主たる特徴とする。以下、本発
明を図面に従って説明する。本発明の実施にはＰＭＭＵ
が利用される。そこで本発明の理解を助けるためにまず
ＰＭＭＵの一般的な作用について説明する。
【００１５】図１は従来のメモリアクセスの概念図であ
り、１はＣＰＵ，２はＰＭＭＵを示している。ユーザプ
ログラム中の動的割当メモリへのアクセス命令(1) の実
行時に仮想メモリ空間上のアドレス１００１０がＣＰＵ
１のアドレスバスから送出されたものとする。ＰＭＭＵ
２は仮想アドレス１００１０を受け取り(2) 、これが属
するページ（先頭アドレスが１００００）のエントリを
ページ管理テーブル（メモリの適宜領域に記憶）で検索
する(3) 。この検索で仮想アドレス１００１０が属する
ページが物理アドレス２００番地からのページにマッピ
ングされていることを示すエントリをみつけたとする
(4) 。そうすると、仮想アドレス１００１０を物理アド
レス２１０に変換し(5) 、ここにアクセスする。そして
それ以降の命令を実行する。
【００１６】本発明ではユーザプログラムでアクセスさ
れる仮想アドレスはアクセス不可であるように予めペー
ジ管理テーブルを構成しておく。ユーザプログラムの実
行でメモリアクセスがあるとＰＭＭＵはページ管理テー
ブルでアクセス不可を知ることになる。そこでＰＭＭＵ
はＣＰＵに割込をかけ割込ハンドラを起動させる。この
割込処理の中でアクセス対象アドレスの正否を調べ、ア
クセス可能な仮想アドレスへの変換を行い、これをＰＭ
ＭＵへ再度与えることとして、これを物理アドレスに変
換せしめる。
【００１７】図２、３は本発明の概念図であり、特にア
クセス命令の実行の関連について詳しく説明したもので
ある。ユーザプログラムの実行で動的メモリの割当要求
があると(1) 、アクセス不可領域を作成する。また、ア
クセス不可領域と対をなす実メモリ領域（通常の動的割
当メモリの領域）もあわせて獲得する。ページ管理テー
ブルはこれらに基づいて作成され、ユーザプログラムで
アクセスされる仮想アドレスはページ管理テーブルでア
クセス不可となるようにする。実メモリ領域は割込ハン
ドラで使用される仮想アドレスに対応して割り当てる。
次にユーザプログラム中のアクセス対象アドレスの正否
及び該アドレスから前記仮想アドレスを得るためのアド
レス変換テーブルが作成される。これらアクセス不可領
域の作成及びこれと対をなす実メモリ領域の獲得、並び
にアドレス変換テーブルの作成及び内容については後述
する。
【００１８】さて、ユーザプログラム中の動的割当メモ
リへのアクセス命令(2) の実行時に仮想メモリ空間上の
アドレス１００１０がＣＰＵ１のアドレスバスから送出
されたものとする。ＰＭＭＵ２は仮想アドレス１００１
０を受け取り(3) 、これが属するページ（先頭アドレス
が１００００）のエントリをページ管理テーブルで検索
する(4) 。そうすると、この発明ではアクセス不可を示
すエントリを見つけることになる(5) 。
【００１９】ＰＭＭＵ２はＣＰＵ１に不当ページアクセ
スのハードウエア割込をかける(6)。この割込機能自体
は従来のＰＭＭＵが通常有している機能である。ＣＰＵ
１はこの割込に対応する割込ハンドラを割込ベクタから
検索する(7) 。該当する割込ハンドラが見つかると(8)
、これに制御を移す(9) 。割込ハンドラ(10)では、ア
ドレス変換テーブルでアクセス対象のアドレス１００１
０を検索し、その正当性をチェックし、不正である場合
は警告を発する。正当である場合は、アドレス変換テー
ブルによってアドレス１００１０を実際に割り当てられ
た仮想アドレス、例えば２００１０へ変換する。このア
ドレスがＣＰＵ１のアドレスバスから送出される(11)。
ＰＭＭＵ２は仮想アドレス２００１０を受け取り(12)、
これが属するページ（先頭アドレスは２００００）のエ
ントリをページ管理テーブルで検索する(13)。この検索
で仮想アドレス２００１０が属するページが物理アドレ
ス２００番地からのページにマッピングされていること
を示すエントリをみつけたとする(14)。そうすると、仮
想アドレス２００１０を物理アドレス２１０に変換し(1
5)、ここにアクセスする。そしてユーザプログラムに制
御を戻し(16)、それ以降の命令を実行する(17)。
【００２０】以上のような処理の過程で不当アドレスへ
のアクセスは割込ハンドラの中で、具体的にはアドレス
変換テーブルの参照で検出できることになる。
【００２１】本発明方法の実施には以下のような機能実
現手段が必要である。 （１）動的メモリ割り当て／解放機能置換手段 コンピュータに用意されている通常のシステムライブラ
リの動的メモリ割り当て機能では上述のアクセス不可領
域の作成などは行われない。したがって、本発明に依っ
てユーザプログラムのデバッグをするコンピュータで、
通常の動的メモリ割り当て機能が働かず、本発明のよう
な割当が行えるようにライブラリの置換を行う必要があ
る。対応する解放機能も同様である。この手段はそのよ
うな置換をするものである。
【００２２】（２）動的メモリ割り当て手段 ユーザプログラムからの動的メモリの割り当て要求に対
して、以下に説明するアドレス変換テーブル作成手段及
びアクセス不可領域アドレス通知手段を行使して動的メ
モリ割り当てを行う。
【００２３】（３）アドレス変換テーブル作成手段 動的メモリ割り当て要求に対し、アクセス不可領域の作
成と、実メモリ領域の獲得を対で行い、アクセス不可領
域のアドレスから実メモリ領域のアドレスへ変換するた
めのアドレス変換テーブルを作成する。
【００２４】（４）アクセス不可領域アドレス通知手段 動的メモリ割り当て要求に対し前記アドレス変換テーブ
ル作成手段により作成されたアクセス不可領域のアドレ
スをユーザプログラムに通知することにより、ユーザプ
ログラムが動的割り当てメモリへアクセスする箇所を検
出する。
【００２５】（５）動的メモリ解放手段 動的割り当てメモリの解放要求に対し、アドレス変換テ
ーブルを操作し、該当するメモリ領域を解放済み未使用
状態とする。
【００２６】（６）アクセス不可領域アクセス検出手段 前記アクセス不可領域アドレス通知手段によりユーザプ
ログラムに通知されたアクセス不可アドレスへのアクセ
スを検出したとき、アクセス対象アドレスをアドレス変
換テーブルから検索することにより、不正アクセスの検
出を行う。
【００２７】（７）アドレス変換実行手段 アクセス不可領域アクセス検出手段によって検索された
結果により、アクセス不可アドレスから実アドレスへの
変換を行いアクセスを実行する。このような機能実現手
段はソフトウエアによって構成される。そこでプログラ
ムの構造を示す図面に従って本発明をその動的メモリの
操作の観点から説明する。
【００２８】本発明の理解を助けるために、まず通常の
動的メモリの操作につき図４を用いて説明する。 ステップ０１０ ユーザプログラムは、システムライブラリから動的メモ
リ割り当て機能を呼び出す(1) 。ユーザプログラムから
の呼び出しにより、動的メモリ割り当て機能が起動し、
実際の動的メモリ割り当てを行い(2) 、割り当てられた
動的メモリのアドレスが通知される(3) 。
【００２９】ステップ１００ ユーザプログラムは、動的に割り当てたメモリへ参照／
書き込みなどのアクセスを行う(4) 。アクセス対象のア
ドレスは、ステップ０１０で通知されたアドレスであ
る。 ステップ２００ ユーザプログラムは、解放対象の領域として、ステップ
０１０で通知されたアドレスを指定し、システムライブ
ラリから動的メモリ解放機能を呼び出す(5) 。ユーザプ
ログラムからの呼び出しにより、動的メモリ解放が起動
し、指定された領域を解放し(6) 、ユーザプログラムに
復帰する(7) 。
【００３０】つぎに、本発明につき、上述したところと
の対比が明らかになるように図面に基づいて詳述する。
図５は本発明の動的メモリの操作の概念図である。前述
の動的メモリ割り当て手段、アドレス変換テーブル作成
手段、及びアクセス不可領域アドレス通知手段は、本発
明のソフトウエアである置換ライブラリ中の動的メモリ
割り当て機能（ａ）として実現されており、動的メモリ
解放手段は同じく動的メモリ解放機能（ｂ）として実現
されており、アクセス不可領域アクセス検出手段、及び
アドレス変換実行手段は同じく動的割当メモリアクセス
チェック機能（ｃ）として実現されている。ユーザプロ
グラムの実行で置換ライブラリが起動され、このコンピ
ュータシステムにもともと用意されているシステムライ
ブラリの動的メモリ割り当て／解放機能が起動されない
ようにしておく。
【００３１】以下、ユーザプログラムの実行に伴う動的
メモリの操作について説明する。 ステップ０１０ ユーザプログラムは、動的メモリ割り当て機能を呼び出
す(1) 。ユーザプログラムからの呼び出しにより、置換
ライブラリ内の動的メモリ割り当て機能（ａ）が起動
し、アクセス不可領域の作成(2) 、及び実際の動的メモ
リ割り当て(3) を行い、アクセス不可領域のアドレスが
通知される(4) 。
【００３２】ステップ１００ ユーザプログラムは、動的に割り当てたメモリへ参照／
書き込みなどのアクセスを行う(5) 。アクセス対象のア
ドレスは、ステップ０１０で通知されたアクセス不可領
域のアドレスであるため、図２、３によって説明したよ
うにＰＭＭＵ２がアクセス不可領域へのアクセスを検出
し、これによって動的割当メモリアクセスチェック機能
（ｃ）が呼び出される(6) 。動的割当メモリアクセスチ
ェック機能（ｃ）内では、アクセス対象アドレスの正当
性をチェックした後、実際に割り当てた動的メモリへの
アクセスを行い(7) 、ユーザプログラムに復帰する(8)
。
【００３３】ステップ２００ ユーザプログラムは、解放対象の領域として、ステップ
０１０で通知されたアドレスを指定し、動的メモリ解放
機能（ｂ）を呼び出す(9) 。ユーザプログラムからの呼
び出しにより、動的メモリ解放機能が起動し、解放対象
アドレスの正当性をチェックした後、アクセス不可領域
の削除(10)及び実際の動的メモリの削除(11)を行い、ユ
ーザプログラムに復帰する(12)。
【００３４】このような本発明によれば、以下のような
不正又は不当アクセスの検出が可能である。 ・動的に割り当てたメモリの範囲を超えたメモリアクセ
スの検出 ・動的に割り当てたメモリへの書き込み命令実行前の読
み込み命令実行の検出 ・解放済み動的割り当てメモリへのアクセスの検出
【００３５】そして、静的データ、スタックデータ内の
チェックは行わないから、本発明によれば、それらのた
めにハードウエア資源を無駄に占有することがなく、ユ
ーザプログラムの実行時間が短縮出来る。
【００３６】
【実施例】以下、本発明をその実施例を示す図面に基づ
いて詳述する。図６は本発明のシステムのハードウエア
構成図、図７は処理の概略の流れを示すフローチャート
である。
【００３７】図６に示すようにＣＰＵ１及びＰＭＭＵ２
と接続されているメモリ３にはユーザプログラム３ａ，
本発明に係る不正アクセス検出ライブラリ３ｂ，システ
ムライブラリ３ｃ，及びオペレーティングシステム（Ｏ
Ｓ）３ｄがロードされている。前述したようにこのよう
な実行可能ファイルができた状態ではシステムライブラ
リ３ｃ内の動的メモリ割当機能、同解放機能はユーザプ
ログラム３ａからは呼び出せないようになっている。
【００３８】図７に示すように、本発明ではまずユーザ
プログラムをコンパイルする（Ｓ１）。ついで実行可能
ファイルを作成し（Ｓ２）、メモリ３に読み込む（Ｓ
３）。これらの過程では動的メモリの割当／解放機能を
システムライブラリ３ｃのそれから本発明に係る不正ア
クセス検出ライブラリ３ｂのそれへ置換するか、又は、
システムライブラリの対応機能が呼び出されないように
する。次にファイルを実行する（Ｓ４，５）が、この実
行段階では図２、４で説明したように動的メモリの割
当、アドレス変換テーブル作成、アクセス不可領域アド
レス通知、アクセス不可領域アクセス検出及びアドレス
変換の実行を行う。以下に各機能実現手段の説明を詳述
する。
【００３９】動的メモリ割り当て／解放機能置換手段 これはシステムが提供する動的メモリ割り当て／動的メ
モリ解放機能を、本発明に係る動的メモリ割当機能／動
的メモリ解放機能／動的割当メモリアクセスチェック機
能に置換する手段である。これにより、ユーザプログラ
ムからの動的メモリの割り当て／解放の要求に対して、
本発明に係る各機能が起動し、各手段を行使して動的割
り当てメモリへの不正アクセスを検出することが可能と
なる。置換の方法は、ライブラリ共有機能を持つＯＳと
持たないＯＳ、共有ライブラリを使用するプログラムと
使用しないプログラムとで異なる。さらにライブラリ共
有機能を持つＯＳであっても、動的に先読みライブラリ
(pre-load library)を指定する機能を提供するＯＳと，
そうでないＯＳとは異なる。
【００４０】図８、９はこれらの場合によって異なる置
換処理のフローチャートである。本発明実施のためのソ
フトウエアが汎用商品として作成される場合はこの図
８、９のようにライブラリアーキテクチュアを判断して
それに適した置換が自動的に行われるように構成する。
適用システムに応じたものとして前記ソフトウエアが作
成される場合は、そのライブラリアーキテクチュアに応
じた置換だけが可能なように構成すれば足りる。
【００４１】まずユーザプログラムの再配置可能ファイ
ルを作成する（Ｓ８１）。次に、ライブラリアーキテク
チュアを判断して（Ｓ８２）、先読み共有ライブラリを
指定する機能を有する場合（つまりライブラリ共有機能
を持ち、先読みライブラリ指定可能なＯＳ上で、共有ラ
イブラリを使用するプログラムを対象とする場合）はＳ
８３へ移り、ユーザプログラムの実行可能ファイルを作
成する。
【００４２】本発明の動的メモリ割当機能／解放機能／
動的割当メモリアクセスチェック機能を含んだ不正アク
セス検出ライブラリを作成する（Ｓ８４）。そしてター
ゲットプログラム（デバッグ対象とするユーザプログラ
ム）起動時に、不正アクセス検出ライブラリを先読みラ
イブラリとして指定する（Ｓ８５）。図１０はこの場合
のファイル構成説明図、図１１はメモリ３内での配置イ
メージ図である。
【００４３】ターゲットプログラムを起動する（Ｓ８
６）と、実行可能ファイル、不正アクセス検出ライブラ
リ、及びシステムライブラリの順でメモリ上に読み込ま
れ実行イメージが作成される。システムライブラリには
動的メモリ割当／解放機能が残っているが不正アクセス
検出ライブラリのものが先読みされるので支障はない。
【００４４】次に、システム共有ライブラリ内機能置換
ケース、即ちライブラリ共有機能を持つが、先読みライ
ブラリ指定不可能なＯＳ上で、共有ライブラリを使用す
るプログラムを対象とする場合について説明する。図１
２はこの場合のファイル構成説明図、図１３はメモリ３
内での配置イメージ図である。
【００４５】この場合、Ｓ８８でユーザプログラムの実
行ファイルを作成し、次に図１３に示すようにシステム
ライブラリの動的メモリ割当／解放機能を、本発明の動
的メモリ割当機能／解放機能／動的割当メモリアクセス
チェック機能に置換したライブラリ（以下、置換み共有
ライブラリという）を作成する（Ｓ８９）。
【００４６】ターゲットプログラム起動時、共有ライブ
ラリ格納ディレクトリ指定が可能なＯＳでは共有ライブ
ラリ格納ディレクトリとして置換済ライブラリが格納さ
れたディレクトリを指定する（Ｓ９０，９３）。共有ラ
イブラリ格納ディレクトリ指定が不可能なＯＳでは、一
時的にシステム共有ライブラリと置換済み共有ライブラ
リとを置換する（Ｓ９１）。そしてターゲットプログラ
ムを起動すると（Ｓ９２）実行可能ファイル、置換済ラ
イブラリの順でメモリ上に読み込まれ実行イメージが作
成される。
【００４７】共有ライブラリ格納ディレクトリ指定が不
可能なＯＳでは、ターゲットプログラムの起動が完了し
た時点で、システム共有ライブラリを復元する。その他
の場合（システムライブラリ内機能置換ケース）は以下
のとおりである。
【００４８】図１４にシステムライブラリ内機能置換ケ
ースのファイル構成を、図１５にメモリ上での配置イメ
ージを示す。この場合はシステムライブラリ内の動的メ
モリ割当／解放機能を、本発明の動的メモリ割当機能／
解放機能／動的割当メモリアクセスチェック機能に置換
したライブラリ、つまり置換済みライブラリを作成する
（Ｓ９４）。ターゲットプログラムを再配置可能ファイ
ルから実行可能ファイルを作成する際、システムライブ
ラリの代わりに、置換済みライブラリを指定してターゲ
ットプログラムに結合するよう指定して、ターゲットプ
ログラムの実行可能ファイルの作成を行う（Ｓ９５）。
そしてターゲットプログラムを起動する（Ｓ９６）。こ
れらの手続きにより、ユーザプログラムからの動的メモ
リ割当／解放要求に対して、システムが提供する動的メ
モリ割当／解放機能置換機能ではなく、本発明の動的メ
モリ割当／解放機能置換機能が起動されることになる。
【００４９】以下の手段はデバッグなどのためにユーザ
プログラムを実行した場合に作用するものである。
【００５０】動的メモリ割り当て手段 この手段の処理手順を図１６に示す。ユーザプログラム
からの動的メモリの割り当て要求に対して、下記のアド
レス変換テーブル作成手段（Ｓ１６２）及びアクセス不
可領域アドレス通知手段（Ｓ１６３）を行使し、動的メ
モリ割り当てを行うためのものである。また、第１回目
の場合（Ｓ１６１）、不当ページアクセス割込ハンドラ
の登録を行う（Ｓ１６４）。
【００５１】不当ページアクセス割込ハンドラの登録は
以下のようにして行う。ユーザプログラムの実行でアク
セス不可ページへのアクセスがあった場合、ＰＭＭＵは
それを検出しハードウエア割り込みを生成する。割り込
み発生時には予めハードウエア割込ベクタに登録され
た、割り込みハンドラが呼び出される。
【００５２】本発明では、このＰＭＭＵの機構を利用
し、動的割当メモリへのアクセスの正当性をチェックす
るため、アクセス不可能ページへのアクセス検出時にＰ
ＭＭＵから発生されるハードウエア割込に対して起動さ
れる割り込みハンドラ（以下不当ページアクセス割り込
みハンドラという）として、動的割当メモリアクセスチ
ェック機能を、ハードウエア割り込みベクタに登録す
る。
【００５３】ＯＳがＰＭＭＵから発生されるハードウエ
ア割り込みを受け付ける機能を提供している場合には、
割り込みベクタを直接操作するのではなく、ＯＳの手続
きによって不当ページアクセス割込ハンドラの登録を行
う。なお、動的割当メモリアクセスチェック機能はアク
セス不可領域アクセス検出手段、アドレス変換実行手段
を行使し、不当ページアクセス割込ハンドラ内で起動さ
れる。
【００５４】アドレス変換テーブル作成手段（Ｓ１６
２） この手段の処理手順を図１７に示す。この手段は動的メ
モリ割り当て要求に対し、以下の手続きを行う。
【００５５】未使用アドレス変換テーブルの検索（Ｓ１
７１） ユーザプログラムからの割り当て要求サイズとギャップ
サイズ×２との和を、最低割り当て単位で切り上げを行
いこれを割当必要サイズとして決定する。そして後述す
る検索制御リンク内に連結されたアドレス変換テーブル
の中から、未使用状態の領域を管理するアドレス変換テ
ーブルで、かつその管理する領域のサイズが割当必要サ
イズを満たすものを検索する。
【００５６】検索の結果該当するアドレス変換テーブル
が見つかった（Ｓ１７２）場合には、アドレス変換テー
ブルの分割を行う（Ｓ１７７）。見つからなかった場合
には、アクセス不可領域の作成（Ｓ１７３）、実メモリ
領域の獲得（Ｓ１７４）、アドレス変換テーブル作成
（Ｓ１７５）、及びアドレス変換テーブルのリンク連結
（Ｓ１７６）を順次行って、アドレス変換テーブルの分
割（Ｓ１７７）を行う。
【００５７】アクセス不可領域の作成（Ｓ１７３） 前記割当必要サイズをページサイズの倍数に切り上げ
る。そしてＰＭＭＵの制御に使用されているページ管理
テーブルから、切り上げ後のサイズを満たす連続した未
使用ページを検索する。検索された未使用ページを、す
べてのアクセス権を不可にセットして使用中とする。な
おＯＳからＰＭＭＵの制御／ページ管理テーブルの操作
に関して、同等の手続き機能が提供されている場合に
は、ページ管理テーブルの直接操作は行わず、ＯＳの手
続きを呼び出す。
【００５８】実メモリ領域の獲得（Ｓ１７４） ＰＭＭＵの制御に使用されているページ管理テーブルか
らアクセス不可領域の作成（Ｓ１７３）で作成したアク
セス不可領域と同じサイズを満たす連続した未使用ペー
ジを検索する。検索された未使用ページを、読み込み権
／書き込み権を可にセットして使用中とし、実際のメモ
リページを割り当てる。なお、ＯＳからＰＭＭＵの制御
／ページ管理テーブルの操作に関して、同等の手続き機
能が提供されている場合には、ページ管理テーブルの直
接操作は行わず、ＯＳの手続きを呼び出す。
【００５９】アドレス変換テーブル作成（Ｓ１７５） アドレス変換テーブルは図１８に示す領域管理情報と図
示しない検索制御情報とから構成される。図１８は領域
管理情報とアクセス不可領域及び実メモリ領域との関係
を示す。領域管理情報は、以下の各項目から構成され
る。
【００６０】領域サイズ 当該アドレス変換テーブルが管理する領域全体のサイズ
を意味する。従ってこの部分には、アクセス不可領域の
作成（Ｓ１７３）、実メモリ領域の獲得（Ｓ１７４）で
作成したアクセス不可領域／実メモリ領域のサイズを設
定する。
【００６１】割り当て要求サイズ 当該アドレス変換テーブルが管理する領域内で、ユーザ
プログラムから要求され、割り当てたサイズを意味す
る。従ってこの部分には、ユーザプログラムからの割り
当て要求サイズを設定する。
【００６２】ギャップサイズ 動的に割り当て領域が連続しないようにするための隙間
のサイズを意味する。動的に割り当てた領域が連続して
隣接している場合には、もしユーザプログラムが範囲を
超えたアクセスをしても、隣接領域へのアクセスとの区
別がつかないため、各割り当て領域は連続しないことと
する。ギャップサイズが固定の場合には、この項目は不
要である。
【００６３】アクセス不可領域のアドレス 当該アドレス変換テーブルが管理するアクセス不可領域
の先頭アドレスを意味する。この部分にはアクセス不可
領域の作成（Ｓ１７３）で作成したアクセス不可領域の
先頭アドレスを設定する。
【００６４】実メモリ領域のアドレス 当該アドレス変換テーブルが管理する実メモリ領域の先
頭アドレスを意味する。この部分には実メモリ領域の獲
得（Ｓ１７４）で作成した実メモリ領域の先頭アドレス
を設定する。
【００６５】状態フラグ 当該アドレス変換テーブルが管理する領域の使用状況を
意味する。「使用中」「未使用状態」の２状態と、実施
者の必要に応じた付加的状態を設定可能とする。獲得時
には、「使用中」を示す値を設定する。
【００６６】初期化状態管理ビットマップ 当該アドレス変換テーブルが管理する領域内の各バイト
単位の初期化状態を意味する。各バイト単位に当項目内
の各ビットが初期化状態を示す。初期化状態とは、未初
期化状態と初期化済み状態の２状態のどちらかを示す。
未初期化状態とは、一度も書き込みの行われていない状
態を言う。初期化済み状態とは、１度以上書き込みの行
われた状態を言う。なお獲得時には、すべて「未初期化
状態」に設定する。
【００６７】以上のような各項目は、実施者により、追
加／再編／省略／統合／細分化することが可能である。
検索制御情報は、検索制御リンクを形成するための付加
情報である。検索制御リンクは領域管理情報を高速に検
索するために形成する。また、検索制御リンクは、バイ
ナリツリー方式、シリアルリンク方式、などそれ自体公
知の様々な方式で構成することが可能である。検索制御
リンクをどのように構成するかは、実施者定義とする。
以下に、バイナリツリー方式、シリアルリンク方式で検
索制御リンクを構成した場合のアドレス変換テーブルの
様式を示す。
【００６８】バイナリツリー方式 バイナリツリー方式を採用した場合における、検索制御
リンクの概観を図１９に、またアドレス変換テーブルの
様式を図２０に示す。アドレス変換テーブル内の検索制
御情報は前方リンクポインタ(1) 及び後方リンクポイン
タ(2) からなる。前方リンクポインタは、自ノードが管
理するアクセス不可領域より前方（例えば図１９の左
側）に位置するアクセス不可領域を管理するアドレス変
換テーブルを指す。また、後方リンクポインタは、自ノ
ードが管理するアクセス不可領域より後方（例えば図１
９の右側）に位置するアクセス不可領域を管理するアド
レス変換テーブルを指す。連結する際には、検索時の便
宜上、常に、各アドレス変換テーブルが管理するアクセ
ス不可領域のアドレスで、ツリーを構成するよう状態を
維持する。
【００６９】シリアルリンク方式 シリアルリンク方式を採用した場合における、検索制御
リンクの概観を図２１に、またアドレス変換テーブルの
様式を図２２に示す。アドレス変換テーブル内の検索制
御情報は前方リンクポインタ(1) 及び後方リンクポイン
タ(2) からなる。
【００７０】前方リンクポインタは、自ノードが管理す
るアクセス不可領域より前方に位置するアクセス不可領
域を管理するアドレス変換テーブルを指す。また後方リ
ンクポインタは、自ノードが管理するアクセス不可領域
より後方に位置するアクセス不可領域を管理するアドレ
ス変換テーブルを指す。連結する際には、常に、各アド
レス変換テーブルが管理するアクセス不可領域のアドレ
スでソートされた状態を維持する。
【００７１】検索制御リンクはいずれの方式によっても
よいが、アドレスから、該当するアドレスを含むアドレ
ス変換テーブルを検索する場合には、バイナリツリー方
式が優れている。未使用状態のアドレス変換テーブルを
検索するなど、全アドレス変換テーブルを操作する必要
がある場合や、アドレス変換テーブルを結合するなど、
前後のアドレス変換テーブルを参照する場合は、シリア
ルリンク方式が優れている。従って、両方式を共に用い
るのが望ましい。
【００７２】図１７に戻って、このようなアドレス変換
テーブルのリンク連結（Ｓ１７６）は、アドレス変換テ
ーブル作成（Ｓ１７５）で作成したアドレス変換テーブ
ルを検索制御リンクへ連結することで行われる。
【００７３】アドレス分割（Ｓ１７７） この後アドレス変換テーブルの分割（Ｓ１７７）を行
う。未使用アドレス変換テーブルの検索（Ｓ１７１）で
検索されたアドレス変換テーブル、またはアドレス変換
テーブル作成（Ｓ１７５）で作成したアドレス変換テー
ブルが管理するサイズが、割当必要サイズと分割基準規
定サイズとの和のサイズより大きい場合、アクセス不可
領域及び実メモリ領域それぞれを分割する。分割基準規
定サイズは、実施者定義、または利用者定義とする。分
割は、以下の手順で行う。
【００７４】（１） アドレス変換テーブル作成 分割された領域の後方側領域を管理するための、アドレ
ス変換テーブル（新アドレス変換テーブル）を作成す
る。分割された領域の前方側領域は、分割前の領域を管
理するアドレス変換テーブル（元アドレス変換テーブ
ル）で管理する。作成したアドレス変換テーブルの各項
目は、以下のとおり設定する。
【００７５】領域サイズ （元アドレス変換テーブルの領域サイズ−割当必要サイ
ズ）を設定する。
【００７６】割り当て要求サイズ ０を設定する。
【００７７】ギャップサイズ 元アドレス変換テーブルのギャップサイズを設定する。
【００７８】アクセス不可領域のアドレス （元アドレス変換テーブルのアクセス不可領域のアドレ
ス＋割当必要サイズ）を設定する。
【００７９】実メモリ領域のアドレス （元アドレス変換テーブルの実メモリ領域のアドレス＋
割当必要サイズ）を設定する。
【００８０】状態フラグ 「未使用状態」を設定する。
【００８１】初期化状態管理ビットマップ すべて「未初期化状態」に設定する。
【００８２】（２） 新アドレス変換テーブルのリンク
連結 アドレス変換テーブル作成（Ｓ１７５）で作成したアド
レス変換テーブルをアドレス変換テーブルのリンク連結
（Ｓ１７６）と同様に検索制御リンクへ連結する。
【００８３】（３） 元アドレス変換テーブルの再設定 分割前の領域を管理するアドレス変換テーブルの各項目
を、以下のとおり更新する。
【００８４】領域サイズ 割当必要サイズを設定する。
【００８５】その他 変更なし。
【００８６】図１６に戻ってアクセス不可領域アドレス
通知手段（Ｓ１６３）を説明する。動的メモリ割り当て
要求に対し、アドレス変換テーブル作成手段（Ｓ１６
２）により作成されたアドレス変換テーブルのアクセス
不可領域内のアドレスに、同テーブル内のギャップサイ
ズを加えたアドレス（以下ユーザ割り当てアドレスとい
う）を、ユーザプログラムに通知する。このことによ
り、ユーザプログラムは、通知されたユーザ割り当てア
ドレスを動的割り当てメモリのアドレスであると解釈す
る。
【００８７】また、ユーザ割り当てアドレスは、アクセ
ス不可能領域内のアドレスであるため、ユーザプログラ
ムがユーザ割り当てアドレスにアクセスすると、ＰＭＭ
Ｕ２がアクセス不可アドレスへのアクセスとしてそれを
検出し、割り込みハンドラが起動される。前述したよう
に、このＰＭＭＵの振る舞いを利用することにより、動
的割り当てメモリへアクセスする箇所を検出することが
可能となる。
【００８８】動的メモリ解放手段 図２３は動的メモリ解放手段の処理手順を示すフローチ
ャートである。この手段は動的割り当てメモリの解放要
求に対し、以下の手順の処理を行う。
【００８９】アドレス変換テーブル検索（Ｓ２３１） 解放要求で指定されたアドレスを含む領域を管理するア
ドレス変換テーブルを前述の検索制御リンクから検索す
る。検索の結果、該当するアドレス変換テーブルが見つ
からなかった（Ｓ２３２）場合には、その旨をユーザに
警告し、解放要求を却下する（エラー通知：Ｓ２３
８）。
【００９０】検索の結果得られたアドレス変換テーブル
内のアクセス不可領域のアドレスとギャップとの和のア
ドレスが、解放要求で指定されたアドレスと等しくない
場合（ユーザ通知領域の先頭でない場合）（Ｓ２３
３）、アクセス不可領域アドレス通知手段でユーザプロ
グラムに通知したアドレスとは異なるため、その旨をユ
ーザに警告し、解放要求を却下する（エラー通知：Ｓ２
３８）。
【００９１】検索の結果得られたアドレス変換テーブル
内の状態フラグが、「使用中」の状態でない（Ｓ２３
４）場合には、一度も割り当てられていない領域へのア
クセス、または、すでに解放された領域へのアクセスと
して、その旨をユーザに警告し、解放要求を却下する
（エラー通知：Ｓ２３８）。
【００９２】Ｓ２３３，２３４がともにＹＥＳである場
合は、検索されたアドレス変換テーブルの状態フラグを
「未使用状態」に設定し（Ｓ２３５）、該当するメモリ
領域を未使用領域とする。このようにして未使用状態と
なったアドレス変換テーブルの前後に、未使用状態とな
ったアドレス変換テーブルが存在する（Ｓ２３６）場合
には、それらを連結し（Ｓ２３７）、１つのアドレス変
換テーブルでの管理を行う。不要になったアドレス変換
テーブルは削除する。
【００９３】アクセス不可領域アクセス検出手段 図２４はアクセス不可領域アクセス検出手段の処理手順
を示すフローチャートである。この手段はアクセス不可
領域アドレス通知手段によりユーザプログラムに通知さ
れたアクセス不可アドレスへ、ユーザプログラムが実際
にアクセスした時点で起動される不当ページアクセス割
り込みハンドラ内で行使される。
【００９４】アクセス不可領域へのアクセスを検出した
場合、ユーザプログラムが使用していたレジスタ（以下
ユーザレジスタという）を保存する（Ｓ２４１）。ただ
し、ＯＳが割り込みハンドラ呼び出し時に、ユーザレジ
スタを保存している場合には不要である。そして、アク
セス対象アドレス及びサイズを、実行しようとした命令
から取り出し（Ｓ２４２）、取り出されたアドレスを含
む領域を管理するアドレス変換テーブルを、前述の検索
制御リンクから検索する（Ｓ２４３）。アクセス対象ア
ドレスを検索の結果、該当するアドレス変換テーブルが
見つからなかった場合（Ｓ２４４）には、その旨をユー
ザに警告し、アクセス命令をスキップする（エラー通
知：Ｓ２４７）。
【００９５】Ｓ２４４で見つかった場合はユーザ通知領
域であるか否かをしらべる（Ｓ２４５）。即ち、アクセ
ス対象アドレスまたはアクセス対象末尾アドレス（アク
セス対象アドレスとアクセス対象サイズとの和）が、検
索の結果得られたアドレス変換テーブルが示すユーザ通
知領域（アクセス不可領域のアドレスとギャップサイズ
との和のアドレスから、アクセス不可領域のアドレスと
ギャップサイズと割り当て要求サイズとの和のアドレス
まで：図１８参照）の範囲に入っていなければ、前後ギ
ャップ内へのアクセスと判断し、範囲外へのアクセスの
旨をユーザに警告し、アクセス命令をスキップする（Ｓ
２４７）。
【００９６】次には検索の結果得られたアドレス変換テ
ーブル内の状態フラグを調べ（Ｓ２４６）、「使用中」
の状態でない場合には、一度も割り当てられていない領
域へのアクセス、又はすでに解放された領域へのアクセ
スとして、その旨をユーザに警告し、アクセス命令をス
キップする（Ｓ２４７）。なお、Ｓ２４５，２４６でＮ
Ｏの場合は、実施者定義によって、アクセス命令の実行
を許可することが可能である。
【００９７】Ｓ２４４，２４５，２４６でいずれもＹＥ
Ｓである場合は、次に説明するアドレス変換を実行した
後、ユーザレジスタの復元を行い、ユーザプログラムの
割り込みを発生した命令の次の命令に復帰する。ただ
し、ＯＳが割り込みハンドラ呼び出し時に、ユーザレジ
スタを保存している場合には不要である。
【００９８】アドレス変換実行手段 図２５はアドレス変換実行手段の処理手順を示すフロー
チャートである。この手段はアクセス不可領域アクセス
検出手段によって得られたアクセス対象アドレス及びサ
イズのメモリに対し、以下の手順で処理を行う。
【００９９】まずアクセス不可領域へのアクセスを実行
しようとした命令から、読み込み／書き込み等の命令の
種類を取り出す（Ｓ２５１）。次に、読み込み命令であ
るか書き込み命令であるかを調べ（Ｓ２５２）、読み込
み命令の場合、初期化状態管理ビットマップ内のアクセ
ス対象アドレス及びサイズの該当するビットの状態をチ
ェックする（Ｓ２５６）。初期化状態管理ビットマップ
内の該当ビットが未初期化状態を示す場合には、未初期
化メモリの読み込みとして、その旨をユーザに警告する
（エラー通知：Ｓ２５７）。
【０１００】Ｓ２５２でメモリアクセス命令の種類が書
き込み命令であると判別した場合、初期化状態管理ビッ
トマップ内のアクセス対象アドレス及びサイズの該当す
るビットの状態を初期化済みとして設定する（Ｓ２５
３）。
【０１０１】Ｓ２５３，２５７の次又はＳ２５６でのチ
ェックの結果が未初期化メモリの読み込みでなかった場
合は命令の代行をする（Ｓ２５４）。ここにおいてはア
クセス対象アドレスを、アドレス変換テーブル内のアク
セス不可領域のアドレスと実メモリ領域のアドレスを元
に、実アドレスへの変換を以下の式で行い、アクセスを
代行する。 アクセス対象実アドレス＝命令から取り出したアドレス
−アクセス不可領域のアドレス＋実メモリ領域のアドレ
ス そうしてメモリアクセス命令を代行した後、メモリアク
セスによって変更されるレジスタをユーザプログラムの
レジスタ保存域に格納する（Ｓ２５５）。
【０１０２】
【発明の効果】このような本発明によれば、以下のよう
な不正又は不当アクセスの検出が可能である。 ・動的に割り当てたメモリの範囲を超えたメモリアクセ
スの検出 ・動的に割り当てたメモリへの書き込み命令実行前の読
み込み命令実行の検出 ・解放済み動的割り当てメモリへのアクセスの検出
【０１０３】そして、静的データ、スタックデータ内の
チェックは行わないから、本発明によれば、それらのた
めにハードウエア資源を無駄に占有することがなく、ユ
ーザプログラムの実行時間が短縮出来る。
【図面の簡単な説明】
【図１】従来のメモリアクセスの概念図である。
【図２】本発明の概念図である。
【図３】本発明の概念図である。
【図４】従来の動的メモリの操作の概念図である。
【図５】本発明の動的メモリの操作の概念図である。
【図６】本発明システムのハードウエア構成図である。
【図７】本発明方法の概略フロチャートである。
【図８】置換処理のフローチャートである。
【図９】置換処理のフローチャートてある。
【図１０】ファイル構成説明図である。
【図１１】メモリ内配置イメージ図である。
【図１２】ファイル構成説明図である。
【図１３】メモリ内配置イメージ図である。
【図１４】ファイル構成説明図である。
【図１５】メモリ内配置イメージ図である。
【図１６】動的メモリ割当手段のフローチャートであ
る。
【図１７】アドレス変換テーブル作成手段のフローチャ
ートである。
【図１８】領域管理情報の説明図である。
【図１９】バイナリツリー方式の検索制御リンクの概観
図である。
【図２０】そのアドレス変換テーブルの様式図である。
【図２１】シリアルリンク方式の検索制御リンクの概観
図である。
【図２２】そのアドレス変換テーブルの様式図である。
【図２３】動的メモリ解放手段のフローチャートであ
る。
【図２４】アクセス不可領域アクセス検出手段のフロー
チャートである。
【図２５】アドレス変換実行手段のフローチャートであ
る。
【符号の説明】
１ ＣＰＵ ２ ＰＭＭＵ ３ メモリ

Claims (17)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 動的メモリ割当要求及び動的メモリへの
    アクセスを含むユーザプログラムのメモリに対する不正
    アクセスを検出する方法において、前記動的メモリの割
    当要求に対しアクセス不可領域の作成及びこれに対応す
    る実メモリ領域の獲得をすると共に、アクセス不可領域
    のアドレスから実メモリ領域のアドレスへの変換をする
    ためのアドレス変換テーブルを作成しておき、 前記ユーザプログラム実行時に、該ユーザプログラム中
    の動的メモリへのアクセスのためのアドレス、アクセス
    不可領域のアドレス及びアドレス変換テーブルに基づい
    て前記アドレスによるアクセスの正／不正を判定するこ
    とを特徴とする不正アクセスの検出方法。
  2. 【請求項２】 ユーザプログラム中の動的メモリへのア
    クセスがアクセス不可領域へのアクセスであるか否かを
    検出し、該領域へのアクセスであった場合は割込処理を
    行う請求項１記載の不正アクセスの検出方法。
  3. 【請求項３】 ユーザプログラム中の動的メモリへのア
    クセスがアクセス不可領域へのアクセスであるか否かを
    検出し、該領域へのアクセスであった場合は割込処理を
    行って、アクセス対象アドレスをアドレス変換テーブル
    で変換して実メモリ領域をアクセスする請求項２記載の
    不正アクセスの検出方法。
  4. 【請求項４】 アドレス変換テーブルで変換して得たア
    ドレスが前記実メモリ領域に対応しないものである場合
    に警告を発せしめる請求項３記載の不正アクセスの検出
    方法。
  5. 【請求項５】 アクセス対象アドレスに該当するアドレ
    ス変換テーブルがない場合に警告を発せしめる請求項３
    記載の不正アクセスの検出方法。
  6. 【請求項６】 アドレス変換テーブルにはこれが管理す
    る実メモリ領域の使用中／未使用の別を表す状態フラグ
    を有し、アクセス対象アドレスに係るアドレス変換テー
    ブルの前記状態フラグが未使用を示す場合は警告を発せ
    しめる請求項１記載の不正アクセスの検出方法。
  7. 【請求項７】 アドレス変換テーブルの検索制御リンク
    は、バイナリツリー方式及びシリアルリンク方式で構成
    されている請求項１記載の不正アクセスの検出方法。
  8. 【請求項８】 動的メモリ割当要求、動的メモリへのア
    クセス及び動的メモリの解放要求を含むユーザプログラ
    ムのメモリに対する不正アクセスを検出する方法におい
    て、前記動的メモリの割当要求に対しアクセス不可領域
    の作成及びこれに対応する実メモリ領域の獲得をすると
    共に、アクセス不可領域のアドレスから実メモリ領域の
    アドレスへの変換をするためのものであり、これが管理
    する実メモリ領域の使用中／未使用の別を表す状態フラ
    グを有するアドレス変換テーブルを作成しておき、 前記ユーザプログラム実行時に、該ユーザプログラム中
    の動的メモリへのアクセスのためのアドレス、アクセス
    不可領域のアドレス及びアドレス変換テーブルに基づい
    て前記アドレスによるアクセスの正／不正を判定する一
    方、動的メモリの解放要求に対してはアドレス変換テー
    ブルの該当領域の状態フラグを未使用とすることを特徴
    とする不正アクセスの検出方法。
  9. 【請求項９】 ユーザプログラム中の動的メモリへのア
    クセスがアクセス不可領域へのアクセスであるか否かを
    検出し、該領域へのアクセスであった場合は割込処理を
    行う請求項８記載の不正アクセスの検出方法。
  10. 【請求項１０】 ユーザプログラム中の動的メモリへの
    アクセスがアクセス不可領域へのアクセスであるか否か
    を検出し、該領域へのアクセスであった場合は割込処理
    を行って、アクセス対象アドレスをアドレス変換テーブ
    ルで変換して実メモリ領域をアクセスする請求項９記載
    の不正アクセスの検出方法。
  11. 【請求項１１】 アドレス変換テーブルで変換して得た
    アドレスが前記実メモリ領域に対応しないものである場
    合に警告を発せしめる請求項１０記載の不正アクセスの
    検出方法。
  12. 【請求項１２】 アクセス対象アドレスに該当するアド
    レス変換テーブルがない場合に警告を発せしめる請求項
    １０記載の不正アクセスの検出方法。
  13. 【請求項１３】 アクセス対象アドレスに係るアドレス
    変換テーブルの前記状態フラグが未使用を示す場合は警
    告を発せしめる請求項８記載の不正アクセスの検出方
    法。
  14. 【請求項１４】 アドレス変換テーブルの検索制御リン
    クは、バイナリツリー方式及びシリアルリンク方式で構
    成されている請求項８記載の不正アクセスの検出方法。
  15. 【請求項１５】 動的メモリ割当要求、動的メモリへの
    アクセス及び動的メモリの解放要求を含むユーザプログ
    ラムが動作するコンピュータにおけるメモリに対する不
    正アクセスを検出するシステムにおいて、 前記動的メモリの割当要求に対し、アクセス不可領域の
    作成及びこれに対応する実メモリ領域の獲得をすると共
    に、アクセス不可領域のアドレスから実メモリ領域のア
    ドレスへの変換をするためのアドレス変換テーブルを作
    成するアドレス変換テーブル作成手段と、 前記動的メ
    モリ割当要求に対し、前記アクセス不可領域のアドレス
    をユーザプログラムへ通知するアクセス不可領域アドレ
    ス通知手段と、 前記動的メモリ割当要求に対し、前記アドレス変換テー
    ブル作成手段及びアクセス不可領域アドレス通知手段を
    用いて動的メモリ割当を行う動的メモリ割当手段と、 ユーザプログラムに通知されたアクセス不可領域のアド
    レスへのアクセスを検出したとき、アクセス対象アドレ
    スを前記アドレス変換テーブルから検索することにより
    不正アクセスの検出を行うアクセス不可領域アクセス検
    出手段と、 前記検索の結果により、アクセス不可領域のアドレスか
    ら実アドレスへの変換を行いアクセスを実行するアドレ
    ス変換実行手段と、 前記動的メモリの解放要求に対し、アドレス変換テーブ
    ルを操作し、該当するメモリ領域を解放済み未使用状態
    とする動的メモリ解放手段と、を備えたことを特徴とす
    る不正アクセス検出システム。
  16. 【請求項１６】 前記コンピュータはＣＰＵおよびＰＭ
    ＭＵを備え、前駆アクセス不可領域アクセス検出手段
    は、前記ＰＭＭＵを含み、該ＰＭＭＵは、アクセス対象
    アドレスがアクセス不可領域のアドレスであることを検
    出した場合にＣＰＵに対し割込をかけるべくなしてある
    請求項１５記載の不正アクセス検出システム。
  17. 【請求項１７】 予め用意されているシステムライブラ
    リ中の動的メモリ割当／解放のための手段を、前記動的
    メモリ割当手段及び動的メモリ解放手段と実質的に置換
    する手段を備える請求項１５記載の不正アクセス検出シ
    ステム。
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