JP3210384B2 - 異なるモードで動作する２個のプログラム・セグメント間でコンピューターがコントロールを転送することを可能にする方法及び装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】この発明は、互いに呼び合うけれ
ども異なるモードで動作する２個のプログラム部分間で
コンピューターがコントロールを転送することを可能に
するソフトウェア製品及び方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】発明の範囲を限定することなく、例えば
コンピューターシステムにおけるプロセスとプロセスと
の間を通るコントロール及びアーギュメントの転送に関
連して、発明の背景を説明する。従来、この分野では、
一つのプログラムが、ターミネイト・アンド・ステイ・
レジデント・プログラム（Terminata and Stay Residen
t （『ＴＳＲ』と略記する）program)などの、他のプロ
グラムの入口点を呼ぼうとする時には、両方のプログラ
ムが同じ動作モードのためのコード・セグメント内にな
ければならず、或いは、その２プログラムが異なる動作
モードのためのモード・セグメント内にあるならば、モ
ード転換が必要である。

【０００３】これら選択肢の両方が望ましくない。前者
は、ＴＳＲプログラムが、他の装置に関連していること
があるので、ＴＳＲプログラムの入口点を呼ばなければ
ならいなプログラムに関して包括的であるべきである。
例えば、通信ドライバーが、アプリケーション・プログ
ラムとグラフィックス・システムとの間の通信能力を提
供するＴＳＲプログラムであり、アプリケーション・プ
ログラムをインテル(Intel) ８０３８６マイクロプロセ
ッサ上で実モード、仮想モード及び保護モードで書くこ
とが出来るならば、両方のプログラムが同じモードで作
動するという制約で、これらのモードの各々について別
々の通信ドライバーＴＳＲプログラムがなければならな
いであろう。

【０００４】しかし、モード転換も望ましくはない。モ
ード・スイッチは、制御レジスターにおけるビットの変
更を伴う。保護モードから実モードへの復帰のためのモ
ード転換では、ページングが正確に行われることをプロ
グラムが保証し、コントロールを６４Ｋ限度のセグント
に移転する。更に、安全に達成するために、コントロー
ル転送の前後にモード転換割り込みを作動不能にし、後
に再び作動可能にしなければならない。モード転換動作
が現在１００マイクロ秒以上を消費すると見積もられて
いる。複雑なグラフィックスを描くアプリケーション・
プログラムについては、１個の絵に数千個以上のモード
転換が必要となることがあり、性能に否定的な影響を与
える。また、実モード・プログラムに利用することの出
来るアドレス空間に制限があることがある。

【０００５】

【発明の概要】一般に、本発明の一つの形として、第１
動作モードで動作している第１プログラムが、第２動作
モードで動作している第２プログラム内にあるコードを
呼ぶことが出来る様にコンピューターを作動させる方法
があり、この方法は、プログラム間通信に使われるスタ
ック内の全てのアーギュメントを、第１動作モードで使
われているフォーマットから、第２動作モードで使われ
るフォーマットに変換するステップと；コンピューター
が第２プログラムから第１プログラムの所望の場所に戻
ることになる様に、所望の戻りアドレスを、第２動作モ
ードで使われるフォーマットに変換するステップとから
成る。

【０００６】一般に、本発明の他の形は、コンピュータ
ーが、第１プログラムを第１動作モードで実行すると同
時に第２プログラムを第２動作モードで実行することを
可能にするソフトウェア製品であり、このソフトウェア
製品は、プロセス間通信に使われるスタックで渡される
アーギュメントを、第１動作モードにより使われるフォ
ーマットから、第２動作モードで使われるフォーマット
に変換するアーギュメント変換手段と、第１プログラム
を第２プログラムに結合させるコール・ゲートであっ
て、該アーギュメント変換手段に結合された戻りアドレ
ス変換手段を有するコール・ゲートとから成り、その戻
りアドレス変換手段は、第１プログラムにおける戻りア
ドレスを、第１動作モードで使われるフォーマットから
第２動作モードで使われるフォーマットに変換するコー
ドから成る。

【０００７】独創的システムと本発明の他の形も開示さ
れ、特許請求の範囲の欄に記載されている。本発明の利
点は、コンピューターが二つのプログラムを異なる動作
モードで実行することを可能にし、第１プログラムの動
作モードから第２プログラムの動作モードへの転換を必
要とすることなく、一方のプログラムが他方のプログラ
ム内にあるサブルーチンへのコールを行うことを許すこ
とである。

【０００８】

【実施例】図１は、上位プロセッサ・システム３１０と
グラフィックス・コプロセッサ・システム３２０とを有
するマルチプロセッサ・コンピューター・システム３０
０である好適な実施例を示す。この様なシステムのため
のアプリケーションとしては、コンピューター支援設
計、デスクトップ・パブリッシング、イメージング、及
びプレゼンテーション・グラフィックスなどの高解像度
グラフィックスがある。しかし、ここに記載したソフト
ウェア製品及び方法がマルチプロセッサ環境で実施され
ることは必要ではない。実際、当業者は、多くの可能な
単一プロセッサ実施例を理解するであろうが、それにつ
いては図１０と関連させて説明する。

【０００９】典型的には、上位プロセッサ３１１は、周
辺管理のために最適化されている。適当な例は、インテ
ル８０２８６及び８０３８６プロセッサである。これら
のプロセッサは、ＤＯＳに基づくパーソナル・コンピュ
ーター・システムと共に使われるものであり、適当なオ
ペレーティングシステムの一例である。実際に、ここに
記載した方法及びメカニズムは種々のプロセッサ及びオ
ペレーティングシステムを使って実現され得るものであ
る。上位プロセッサ３１１に随伴するメモリー２１０は
ランダムアクセスメモリー（ＲＡＭ）を包含しており、
これは、その動作を指揮するプログラムに該プロセッサ
がアクセスすることを可能にするものである。

【００１０】グラフィックスプロセッサ３２１は、グラ
フィックス処理のために設計されていて、プログラマブ
ルである。この様なプロセッサの例は、テキサス・イン
スツルメント・インコーポレーテッドにより製造されて
いるＴＭＳ３４０１０及びＴＭＳ３４０２０グラフィッ
クス・システム・プロセッサ・チップであり、これはグ
ラフィックス処理のための命令セット拡張と、ディスプ
レイ装置制御及び再生タスクのためのハードウェアとを
伴う３２ビット・マイクロプロセッサである。メモリー
２２０はＲＡＭメモリーを包含しているので、グラフィ
ックスプロセッサ３２１は、グラフィックス情報の処理
方法を教えるプログラムを記憶することが出来る。グラ
フィックス・システム３２０は、共通譲渡された、本書
に組み込まれた特許出願５８6,９１４、５４4,７７５、
３８6,８５０、３８7,４７２及び３８7,４５５に記載さ
れている様に実施されるのが適当である。

【００１１】この２個のプロセッサ間の通信手段は、バ
ス３３０と通信バッファー３２３とにより具体化され
る。バス３３０は、２方向バスであり、データ経路とコ
ントロール・ラインとを提供する。通信バッファー３２
３は、両方のプロセッサ・システム３１０及び３２０に
よりアクセスされることが出来る。通信バッファーの他
のハードウェア実施態様も可能である。各プロセッサ３
１１及び３２１は、プロセッサ間の初期接続のためのメ
ッセージ・データと、呼ばれている機能を識別するコマ
ンド識別子スペースと、コマンド・アーギュメント及び
追加のデータを通すデータ・スペースとから成る、通信
バッファー３２３へのアクセスを有する。図１に示され
ている構成は、プロセッサ間通信を提供する多数の手段
のうちの一つに過ぎない。更に、図１は、別々のメモリ
ー２１０及び２２０を有するものとして２個のプロセッ
サ・システム３１０及び３２０を示しているけれども、
この通信回路は、共有のメモリーを持つことも出来る。

【００１２】図１のマルチプロセッサ・システム３００
は、ディスプレイ３４０、大量記憶装置３５０、及び、
例えばキーボードやマウスなどの入力装置３６０等の種
々の標準的周辺装置と共に作動する。これら入力装置及
び出力装置と、上位システム３１０のその他の部分との
間で、上位システム・バス３１４を介して、適切な形の
情報を通信するためにＩ／Ｏ回路３１３が使われる。入
力装置３６０は、ユーザーが上位処理システム３１０と
相互作用することを可能にする。ディスプレイ３４０
は、例えばＶＲＡＭとパレットとを介してグラフィック
スプロセッサ３２１に接続されている。

【００１３】好適な実施例である単一プロセッサ環境ハ
ードウェア構成は、上位処理システム３１０と、プロセ
ッサに接続されずに該システムに接続された周辺装置３
６０及び３５０と同一である。単一プロセッサ環境にお
ける該ソフトウェア製品及び方法の一例は、アプリケー
ション・プログラムがそれを通して装置にインターフェ
ースするところのプログラムとして実現される装置ドラ
イバーである。

【００１４】図２は、メモリー２１０及び２２０に常駐
する種々のソフトウェアを示す。メモリー２１０は、ア
プリケーション・プログラム１３０及び通信ドライバー
２１１を内蔵する。通信ドライバー２１１は、ターミネ
イト・アンド・ステイ・レジデント・プログラム（Term
inate and Stay Resident （『ＴＳＲ』と略記する）pr
ogram ）である。ＴＳＲは、ロード及び実行後にメモリ
ー２１０に留まり、更に、アプリケーション・プログラ
ム１３０などの別のプログラムからのコールを介して実
行することの出来るプログラムである。

【００１５】アプリケーション・プログラム１３０と通
信ドライバー２１１とは、スタック８００を介して相互
に通信する別々のプログラムである。アプリケーション
・プログラム１３０は、アプリケーション・プログラム
・ソース２０１とアプリケーション・インターフェース
・ソース２０７に由来する。例えばＣなどの高レベル言
語アプリケーション・プログラム・ソースについては、
アプリケーション・プログラム・ソース２０１はアプリ
ケーション・プログラム対象２０３にコンパイルされ
る。アセンブリー言語ソースについては、アプリケーシ
ョン・プログラム・ソースはアプリケーション・プログ
ラム対象２０３にアセンブルされる。アプリケーション
・インターフェース・ソース２０７は、同様にして、コ
ンパイル又はアセンブリによりアプリケーション・イン
ターフェース対象２０９に変換される。

【００１６】アプリケーション・プログラム対象ファイ
ル２０３とアプリケーション・インターフェース対象フ
ァイル２０９とは、相互に結合されて一つの実行可能な
ファイル（即ち、アプリケーション実行可能ファイル２
０５）を形成し、これはアプリケーション・プログラム
１３０としてメモリー２１０にロードされる。図２は、
更に、アプリケーション・プログラム実行可能イメージ
１３０が、アプリケーション・プログラム・ソース２０
１に対応する構成要素２１４と、アプリケーション・イ
ンターフェース・ソース２０７に対応する構成要素２１
７とから成ることを示している。

【００１７】上記の変換及び／又は結合のステップはコ
ンピューターシステム３００の外部で達成することが出
来て、例えば入力装置３６０などの、周辺装置の一つを
通してそれに搭載出来ることは当業者には明白であろ
う。その搭載は、ソース・ファイル２０１及び２０７、
又は対象ファイル２０３及び２０９、又は実行可能ファ
イル２０５、又はその組合せのいずれによっても行われ
ることが出来る。

【００１８】通信ドライバーは、同様の変換を受ける。
そのソース・ファイル２１９は、それらが高レベル言語
で書かれているかアセンブリー言語で書かれているかに
より、通信ドライバー実行可能ファイル２２３にコンパ
イルされ又はアセンブルされる。通信ドライバー実行可
能ファイル２２３は、通信ドライバー実行可能イメージ
２１１としてメモリー２１０にロードされる。スタック
８００は、メモリー２１０の一部分であることの出来る
ものであるが、アプリケーション・プログラム１３０と
通信ドライバー２１１との間のプログラム間データ転送
を提供する。

【００１９】通信ドライバー２１１は、バス３３０を介
してグラフィックスプロセッサ３２０上のメモリー２２
０内のコマンド・エグゼクテイブ２２５と通信する。こ
の通信は、次の同時係属の特許出願、即ち、１９８９年
１０月１２日に出願された第４２0,４０９、１９８９年
１０月１２日に出願された第４２0,４９１、１９８９年
１０月１１日に出願された第４１9,９９９、１９８９年
１０月１１日に出願された第４２0,０８５に更に記載さ
れている。

【００２０】或るコンピューターは、多重動作モードで
作動する。その一つの用途はエミュレーション、即ち、
他のために書かれたプログラムを実行する一コンピュー
ターの能力である。インテル８０３８６は、その様なコ
ンピューターの例である。それは実モード、仮想モード
又は保護モードで作動する。好適な実施例は実モード及
び保護モードを包含するけれども、別の実施例は仮想モ
ードと、インテル８０３８６以外のコンピューターでの
随意の動作モードとを包含するであろう。

【００２１】８０３８６は、８０８６などの初期インテ
ル・プロセッサと両立する１６ビット・モードである実
モードで作動を始める。これは、保護モードに転換され
るが、それは、或る種のエラーを避けるために実施され
る或る補と特徴からその名称を得る３２ビット・モード
である。種々の動作モードについての精しい解説は、エ
ドムンド・ストラウスの１９８７年ブラディー・ブック
スの８０３８６テクニカル・レファレンス（Bdmund Str
auss, 80386 Technical Reference, Brady Books, 198
7）に見出される。しかし、プログラムは、一般的には
専ら一つのモードで作動するように書かれていることに
注意しなければならない。

【００２２】図３は、メモリー２１０の線型表示であ
り、アプリケーション・プログラム１３０が一セクショ
ンに記憶され、通信ドライバー２１１がもう一つのセク
ションに記憶されている。アプリケーション・プログラ
ム１３０と通信ドライバー２１１とは別々のプログラム
であって、同じモードのために書かれていなくてもよ
い。従って、アプリケーション・プログラム１３０と通
信ドライバー２１１とが、両立しないモードで作動する
という場合もある。図３は、この場合の例を示す。メモ
リー２１０は、実モード６４０と保護モード６３０との
ためのコード・セグメントに分割されている。通信ドラ
イバー２１１は、実モードのコード・セグメント６３０
に常駐する実モード・プログラムであり、アプリケーシ
ョン・プログラム１３０は、保護モードのコード・セグ
メント６４０に常駐する保護モード・プログラムであ
る。

【００２３】インテル８０３８６マイクロプロセッサ
は、サブルーチン・コールが通常はコンピュータープロ
グラムで行われるのと全く同様に、プログラムが他のプ
ログラムの入口点へのコールを行うことを許す。よっ
て、アプリケーション・プログラム１３０は、通信ドラ
イバー２１１内のルーチンを呼ぶことが出来る。プログ
ラム間通信は、スタックにより達成される。図４(a) 及
び図４(b) は、呼び出しスタックの二つの例を示す。図
４(a) は、保護モード・プログラムが見るメモリー２１
０のセクションを示す。スタック・ポインタＳＳは、呼
び出しスタック７００を内蔵するメモリー２１０のセク
ションを『指す』。保護モード・プログラムは、メモリ
ーを３２ビット幅であると見なす。その結果として、該
呼び出しスタックは３２ビット・ワードを使って実施さ
れるが、これは、アプリケーション・プログラム１３０
が通信ドライバー２１１への転送の前につくり出すスタ
ックである。

【００２４】スタック７００は、２個のショート・ワー
ド、ロングワード、及びポインタを有するアーギュメン
ト・リストを包含している。記憶場所７１０及び７１２
内のアーギュメント・スタックは、１６ビットに嵌まり
込む値を包含する２個の値を包含している。それでもな
お、これらの値は２個の３２ビット記憶場所に記憶さ
れ、高位ビットは全て０又は未定義である。一方、記憶
場所７１４は、１６ビットより多くを必要とする数値を
内蔵している。最後に、要素７１６はポインタであり、
これは保護モードでは４８ビットを必要とし、従って２
個の３２ビット記憶場所を必要とする。

【００２５】１６ビット・モードである実モードでは、
メモリーは１６ビット幅であると見なされる。よって、
図４(b) のスタック８００は１６ビット幅であり、これ
は、図示の通信ドライバー２１１が予期する種類のスタ
ックである。記憶場所８１０及び８１２は、共に、１６
ビットで表されるのに充分な程度に小さな情報を記憶す
る。要素８１４は、該スタック内の２個の記憶場所であ
り、３２ビットを使うことを必要とする程度に大きな情
報を記憶する。これは、３２ビット・スタック７００内
の要素７１４に対応する。最後に、要素８１６はポイン
タである。１６ビット実モードの場合には、ポインタ
は、図５に示されている１６ビット・セレクター及び１
６ビット・オフセットから成る３２ビット・データ構造
である。

【００２６】図５は、メモリー２１２の他の部分を示
す。領域６５０は、セグメントと呼ばれるメモリーの連
続的線型ブロックである。２種類のセグメント、即ち、
データ・セグメント及びコード・セグメントがある。イ
ンテル８０３８６のメモリーは、数千個のセグメントを
内蔵することがある。多数のセグメントの中の一つを特
定する、セレクタと呼ばれるデータ構造を通して特別の
セグメントがアドレス指定される。図５において、ＤＳ
及びＤＳ２は、線型アドレスＹ及び＋１０００からそれ
ぞれ始まるメモリー２１２内のセグメントを特定するセ
レクタである。

【００２７】ポインタは、セレクタ及びオフセットの組
合せである。ポインタ７１６を形成する２個の記憶場所
において、これら２個の記憶場所のうちの第１の記憶場
所の最初の１６ビットは、該ポインタにおいて使用され
ないので未定義の内容を有する。一方、第２の半分であ
る低位の１６ビットはセレクタを内蔵する。第２の記憶
場所は３２ビット・オフセットを内蔵しており、これ
は、該セレクタにより選択されセグメントの中のインデ
ックスとして使われる。図５を再び参照すると、要素６
５２及び６５４は、共に、３２ビット保護モードにより
使用される４８ビット・ポインタである。これらはセレ
クタＤＳを共有するけれども、異なるオフセツト、即
ち、０及び１０００をそれぞれ有する。一方、要素６６
２は、１６ビット・モードにより使用される３２ビット
・ポインタである。これは、要素６５４と同じ記憶場所
を指す。

【００２８】スタック８００などの１６ビット・スタッ
クを予期するプログラム、又はプログラム・セグメント
には、ワードをスタック７００から放り出すときに、１
６ビット実モードで作動しているプログラムは１６ビッ
トを一度に放り出すのに、該ワードは一度に３２ビット
書かれているという問題がある。よって、スタック７０
０及び８００が、３２ビット保護モードで作動するプロ
グラム・セグメント１３０から１６ビット実モードで作
動するプログラム・セグメント１４０へのコールのアー
ギュメント・リストを表し、そのアーギュメント・リス
トが２個の１６ビット・アーギュメントと、１個の３２
ビット・アーギュメントと、１個のポインタとを有する
ならば、その１６ビット・プログラム・セグメントは、
所望の『１０Ａ５』及び『Ｅ５１Ａ』ではなくて、その
初めの２個のアーギュメントとして『００００』と『１
０Ａ５』とを放り出す（ポップ・オフする）であろう。
同様に、例えばポインタが戻りアドレスであれば、異な
るポインタ・フォーマットは問題を引き起こすことにな
り、呼び出されたルーチンは呼び出しプログラム中の適
切な記憶場所に戻らないであろう。

【００２９】図６の方法は、呼び出されたプログラム・
セグメントが呼び出しプログラム・セグメントに関して
両立しないスタック幅とポインタ・フォーマットとを有
するときに有利に働く。所望の結果を達成する一つの方
法は、通信ドライバー２１１への全てのコールについて
モード転換による。しかし、それは、アーギュメントを
変換し、スタックを複写することから成る非常に時間の
かかる動作であり、そして、グラフィックス・システム
の場合には適度の速度の描画を妨げる。更に、インテル
８０３８６の場合には、ＤＯＳオペレーティングシステ
ムにおける制約に起因して、実モードへのモード・スイ
ッチ時に、呼び出されたルーチンが１Ｍeg境界より上の
メモリーにアクセス出来ないという別の問題がある。

【００３０】図６は、所望の結果を達成するための第２
の方法を示す。図６は、各ステップを実行することの出
来る一つの順序を示すに過ぎず、他のシーケンスも可能
であることに注意するべきである。ステップ９０２は、
初期設定ステップを示す。インテル８０３８６（ＰＣ）
は、１６ビット実モードで動作を開始する。このとき、
通信ドライバー（ＣＤと略記する）がステップ９０４に
おいて初期設定手順により又はプログラムから始動させ
られる。通信ドライバー２１１はターミネイト・アンド
・ステイ・レジデント（ＴＳＲと略記する）プログラム
であり、それ自体としては、実行された後にメモリーか
ら除去されない。更に、それは、メモリーに留まるの
で、他のプログラムから呼び出されることが出来る。

【００３１】ステップ９０６は、アプリケーション・プ
ログラム２１４の実行を開始し、これにより、それはプ
ログラム・セグメント１３０としてメモリー２１０にロ
ードされ、そのステップの一部はボックス９０８に含ま
れている。初期ステップの一つはステップ９１０であ
り、プロセッサを保護モードに転換させる。その初期モ
ード転換後に、該プロセッサは、更なるモード転換を必
要とすることなく保護モードに留まる。しかし、ステッ
プ９０６の前に、即ち、アプリケーション・プログラム
２１４の実行を開始する前に、プロセッサを保護モード
に転換することも可能である。

【００３２】ボックス９１２は、該アプリケーション・
プログラムにおける内部ループを構成するステップを構
成している。それは、通信ドライバー２１１への各コー
ルのためのステップを包含している。図６の９１２のス
テップは、アプリケーション・プログラム２１４と通信
ドライバー２１１とが異なるモード・セグメントにある
ことを前提としている。その二つのプログラムが同じモ
ード・セグメント内にあれば、ステップ９１０、９１
４、９１６及び９１８は不要であろう。更に、ステップ
９２０における通信ドライバーへのコールは、呼び出し
プログラムが存在しているモード・セグメントと同じ種
類のモード・セグメントへのコールであろう。

【００３３】ステップ９１４は、アプリケーション・イ
ンターフェース２１７におけるルーチンへのコールであ
る。通信ドライバー２１１における各入口点は、アプリ
ケーション・インターフェース２１７内に対応するサブ
ルーチンを有する。ステップ９１６及び９１８は、３２
ビット・フォーマットから１６ビット・フォーマットへ
の呼び出しスタックの変換を実行する。アーギュメント
・リストを分解するステップ９１６は、データの種類
と、呼び出されたルーチンのアーギュメントの数とが分
からないときに実行される。プログラミング言語Ｃから
の例は、『printf』ルーチンである。『printf』は、或
る出力装置への定義式出力のために使われる。該ルーチ
ンへのアーギュメントは、該フォーマットと、印刷され
るべきデータとであり、アーギュメントの数と該アーギ
ュメントのデータの種類とに関しては何らの制約もな
い。しかし、殆どのサブルーチンの場合には、アーギュ
メントの数及びデータの種類は固定されており、分解の
ステップは不要である。

【００３４】アーギュメントとして使うことの出来るデ
ータの種類には制約が無いけれども、好適な実施例で
は、アーギュメントは、長さ１６ビットのショート・ワ
ード（Ｓ）と、長さ３２ビットのロングワード（Ｌ）
と、上記フォーマットを有するポインタ（Ｐ）とを含
む。通信ドライバー２１１における各入口点は、そのア
ーギュメント・リスト種類、即ち、その全てのアーギュ
メントのデータの種類の連鎖、によって特徴付けられ
る。例えば、ルーチンが４個のアーギュメント、即ち、
ショート・ワードと、もう一つのショート・ワードと、
ロングワードと、ポインタとを期待するならば、そのア
ーギュメント・リスト種類はＳＳＬＰである。これは図
４(a) におけるスタック７００の場合である。

【００３５】ステップ９１８は、別の呼び出しスタック
を構築する。好適な実施例では、各アーギュメント・リ
スト種類について明確なスタック変換方法がある。例え
ば、ＳＳＬＰアーギュメント・リスト種類のための変換
方法が図７に示されている。ステップ９５０は、ショー
ト・ワードである第１アーギュメントを変換し、ステッ
プ９５２は、もう一つのショート・ワードである第２ア
ーギュメントを変換し、ステップ９５４はロングワード
である第３アーギュメントを変換し、ステップ９５６は
ポインタである第４アーギュメントを変換する。

【００３６】ショート・ワード変換は、低位１６ビット
を代替の呼び出しスタックに複写することを伴う。ロン
グワード変換は、高位１６ビットと低位１６ビットとを
代替の呼び出しスタックの連続する２個の１６ビット記
憶場所に複写することを必要とする。しかし、ポインタ
変換は、もっと複雑である。それは図８に示されてい
る。基本的に、それは、４８ビット・ポインタが指す線
型アドレスを計算し（３２ビット保護モードは４８ビッ
ト・ポインタを使い、１６ビット実モードは３２ビット
・ポインタを使うことを想起されたい）、そのアドレス
を指す新しいセレクタを生成し、その新しいセレクタと
ゼロのオフセットとを使って３２ビット・ポインタを該
代替呼び出しスタックに複写する。よって、ポインタ変
換は、ステップ９５８から始まって、該４８ビット・ポ
インタのセレクタが指すコード・セグメントの線型開始
アドレスを検索する。図５は、メモリー２１２内の２個
の重なり合うコード・セグメントを示す。ポインタ６５
２は、セレクタＤＳとオフセット００００ ００００と
の組合せである。よって、それは、セレクタＤＳにより
選択されるセグメントのベース・アドレスを指す。図４
(a) の呼び出しスタック７００において、メモリー要素
７１６は、セレクタＤＳとオフセット００００ １００
０とを有するポインタである（ＤＳ：００００ １００
０）。メモリー要素７１６に記憶されているポインタ６
５４が指すコード・セグメントは、セレクタＤＳにより
選択されるセグメントであり、ベース・アドレスＤＳ：
００００ ００００を有し、これに或る線型アドレスＹ
（これはステップ９５８が検索するアドレスである）が
随伴している。

【００３７】ステップ９６０は、３２ビット・オフセッ
トを線型アドレスＹに加える。呼び出しスタック７００
の記憶場所７１６からのポインタ６５４においてオフセ
ットは００００ １０００である。よって、ステップ９
６０の結果はＹ＋００００１０００であり、これもポイ
ンタ６５４が指す線型アドレスである。ステップ９６２
は新しいセレクタＤＳ２を割り振る。効率のために、ア
プリケーション・プログラムは初期設定時にプログラム
実行時の内部割り振りのために数個のセレクタを割り振
ることが出来る。

【００３８】ステップ９６４は、６４Ｋバイト範囲を有
するコード・セグメントのための新しいセレクタＤＳ２
を生成する。メモリー内の各バイトは１個のアドレス指
定可能ユニットである。従って、１６ビット数は０〜６
４Ｋ−１についての値を有するので、１６ビット・オフ
セットは６４Ｋバイトの範囲をアドレス指定することが
出来る。ポインタ変換のターゲットは、１６ビットのセ
レクタと１６ビットのオフセットとを有する３２ビット
・ポインタである。この理由から、新しいセレクタは６
４Ｋバイト範囲で作られる。更に、ステップ９６４は、
新しいセレクタ・ベース・アドレスである線型アドレス
Ｙ＋００００ １０００から始まるコード・セグメント
（これは図５にコード・セグメント６６０として示され
ている）を指すこととなる様に新しいセレクタＤＳ２を
生成する。図５に示されている様に、ＤＳ２：００００
とＤＳ：００００ １０００とは同じ線型アドレスを指
す。

【００３９】最後に、ステップ９６６は、新しいセレク
タとゼロ・オフセットとを連結して３２ビット・ポイン
タを生成するが、その内容は『ＤＳ２：００００』であ
る。ステップ９６６は、その３２ビット・ポインタを代
替の呼び出しスタックに複写する。よって、図１１及び
図１２の方法を図４(a) の３２ビット・スタック７００
に対して行うと、図４(b) のスタック８００が得られ
る。有益なことに、この方法は、無数の可能な呼び出し
スタックのいずれに対しても適用可能である。

【００４０】３２ビット保護モード・コード・セグメン
トで作動するプログラムから１６ビット実モード・コー
ド・セグメントの入口点を呼び出す際の別の問題は、該
プログラムが１６ビット・ルーチンから戻るときに適切
な記憶場所に戻ることを保証することである。図９は、
アプリケーション・プログラム２１０と通信ドライバー
２１１との別の図である。通信ドライバー２１１は、例
えばブロック２５０、２５２、及び２５６などとして示
されている数個のルーチンから成っている。通信ドライ
バー２１１の各ルーチンは、例えば図９のＡ，Ｂ，及び
Ｎなどの、外部から呼び出し可能な入口点を有する。更
に、通信ドライバー２１１内の各ルーチンについて、ジ
ャンプ・テーブル２７０中に対応する入口がある。ジャ
ンプ・テーブル２７０は、通信ドライバー２１１内の各
ルーチンのための入口点のアドレスを与える。また通信
ドライバー２１１内の各ルーチンについて、対応するル
ーチンがアプリケーション・インターフェース２１７内
にある。よって、ルーチン２５０については、入口点
Ａ、ジャンプ・テーブル項目２４０、及びアプリケーシ
ョン・インターフェース・ルーチン２３０がある。

【００４１】通信ドライバー２１１におけるルーチンの
実行を行わせるために、アプリケーション・コード２１
４は例えばルーチン２３０などの、アプリケーション・
インターフェース２１７内のルーチンを呼び出す。該ア
プリケーション・インターフェース・ルーチンはジャン
プ・テーブル２７０内の対応する入口点のアドレスを参
照する。検索されたアドレスで、それはアプリケーショ
ン・インターフェース２１７内の特別のルーチンである
コール・ゲート２６０を呼び出すが、これはアプリケー
ション・プログラム２１４から通信ドライバー２１１へ
の全てのコールを処理する。コール・ゲート２６０は、
ステップ２６２において、戻りアドレス２６６を、通信
ドライバー２１１が使用する戻りアドレスのためのフォ
ーマットに変換する。それはジャンプ命令２６４の後の
第１命令であって、コール・ゲート２６０を通して行わ
れる通信ドライバー２１１への全てのコールについて同
一であるので、所望の戻りアドレスの線型アドレスは既
知である。戻りアドレス２６６を変換した後、ステップ
２６２はそれを代替の呼び出しスタックに記憶させる。
ステップ２６４は、ＪＵＭＰ命令２６４によって通信ド
ライバー２１１への実行の実際の転送を行わせるが、そ
れは、検索された入口点アドレスを取って実行をそれへ
転送する。これは、呼び出しスタックはプログラム自体
によって作られ、ＪＵＭＰは明示的に行われるのに対し
て、殆どのサブルーチン・コールではＣＡＬＬ命令はス
タック及び実行の転送を自動的に生成する点において、
サブルーチン・コールが通常行われる道とは異なること
に注意しなければならない。

【００４２】ステップ２６４後にコントロールは通信ド
ライバー２１１の入口点へ転送される。コンピューター
は該入口点に随伴するルーチンを実行し、その終わりに
戻り命令がある。ＲＥＴ命令は、ステップ２６２により
変換された戻りアドレスをコンピューターに得させてコ
ントロールをコール・ゲート２６０の戻りアドレス２６
６へ戻させる。

【００４３】コール・ゲート２６０は、ＲＥＴ命令であ
るステップ２６８で終わり、これはコントロールを呼び
出しアプリケーション・インターフェース・ルーチンへ
戻し、これはコントロールをアプリケーション・コード
２１４へ戻す。アプリケーション・プログラム１３０が
プロセッサ間通信のために通信ドライバー２１１内のル
ーチンを呼び出す様になっているマルチプロセッサ環境
３００を参照して好適な実施例について説明したれど
も、アプリケーション・プログラム１３０と通信ドライ
バー２１１とが異なるモード・セグメント内に常駐する
ことを可能にする前記ソフトウェア製品及び方法は、異
なるモード・セグメント内に常駐する二つの別々のプロ
グラムが相互に通信する単一プロセッサ環境にも適用す
ることの出来るものである。この様なシステムの例が図
１０に示されている。システム３０１は、コンピュータ
ーシステム３１０と、周辺装置３５０、３６０及び３７
０とを包含する単一プロセッサ・システムである。コン
ピューター３１０はプロセッサ３１１及びメモリー２１
０を包含している。図１の装置３５０及び３６０に加え
て、システム３１０がライトペン３７０に接続されてい
る。メモリー２１５は、少なくとも２個のプログラム、
即ち、アプリケーション・プログラム１３０とライトペ
ン・インターフェース・プログラム２１５とを包含す
る。アプリケーション・プログラム１３０は、該ライト
ペンから入力を読み出すサブルーチン・コールを包含し
ている。これらのコールは、ライトペン３７０のための
装置ドライバーとして作用するライトペン・インターフ
ェース・プログラム２１５を介して行われる。アプリケ
ーション・プログラム１３０及びライトペン・インター
フェース・プログラム２１５の間の通信はスタック８０
０を介して行われる。上記した通信ドライバー２１１の
場合と同じく、ライトペン・インターフェース・プログ
ラム２１５とアプリケーション・プログラム１３０とが
異なるモード・セグメントに常駐しているならば、図
６、７、８、及び９の方法は、モード間通信の問題を解
決する。ライトペン・インターフェース・プログラム２
１５がＴＳＲプログラムであるならば、それはメモリー
に常駐し、第２アプリケーション・プログラム１３２
は、それにアクセスすることが出来る。アプリケーショ
ン・プログラム１３０とアプリケーション・プログラム
１３２との両方がライトペン・インターフェース・プロ
グラム２１５へのコールを行うけれども、それらが同じ
モードで作動する必要はない。アプリケーション・イン
ターフェース２１７は、ライトペン・インターフェース
・プログラム２１５が実行するモードとは異なるモード
で実行するアプリケーション・プログラム間の通信に適
用可能な図６、７、８、及び９との関連で説明した変換
を行う。

【００４４】幾つかの好適な実施例について以上に詳し
く説明をした。本発明の範囲は、上記した実施例とは異
なる実施例も包含していることが理解されなければなら
ない。例えば、カラーディスプレイ装置は、ラスター走
査陰極線管又はその他のラスター走査装置；ラスター走
査されず、パラレル・ライン又はフレーム・ドライバー
を有する装置；カラー・プリンタ、フィルム・フォーマ
ッター、又はその他のハードコピー・ディスプレイ；液
晶、プラズマ、ホログラフィー、変形可能マイクロミラ
ー、又はその他の非ＣＲＴ技術のディスプレイ；又は非
平面イメージ形勢技術を使う３次元装置又はその他の装
置であることが出来る。

【００４５】『マイクロコンピューター』という用語
は、或る文脈では、マイクロコンピューターはメモリー
を必要とするが『マイクロプロセッサ』はメモリーを必
要としないということを意味するために使われている。
本書での使用方法では、これらの用語が同義で、同等の
ものを指すこともある。『処理回路』という用語は、Ａ
ＳＩＣ（アプリケーション固有の集積回路）、ＰＡＬ
（プログラマブル・アレー・ロジック）、ＰＬＡ（プロ
グラマブル・ロジック・アレー）、デコーダー、メモリ
ー、非ソフトウェアに基づくプロセッサ、又はその他の
回路、又は、マイクロプロセッサ及び随意のアーキテク
チャのマイクロコンピュータを含むディジタルコンピュ
ーター、又はその組合せを包含する。包含という言葉
は、発明の範囲を考察するのに網羅的でないと解釈され
なければならない。

【００４６】内部接続及び外部接続は、抵抗又は容量に
よるものであってもよく、直接的でも間接的でもよく、
介在する回路を介してもよく、その他の態様でもよい。
別々の部品で、又はシリコン、ガリウム砒素、又はその
他の電子材料属の完全な集積回路で実施し、また光学又
はその他の技術に基づく形及び実施例で実施することが
考えられる。本発明の種々の実施例はハードウェア、ソ
フトウェア、又はマイクロコード化ファームウェーハを
使用し又はハードウェア、ソフトウェア、又はマイクロ
コード化ファームウェーハで具体化されることが出来る
ことが理解されるべきである。プロセス図はマイクロコ
ード化されたソフトウェアに基づく実施例についての流
れ図も表す。

【００４７】実施例を参照して本発明を説明したけれど
も、この説明は限定的意味に解されるべきものではな
い。実施例の種々の変形及び組合せと、本発明の他の実
施例とは、当業者にとっては上記説明を参照すれば明ら
かであろう。従って、特許請求の範囲の欄の記載内容は
その様な変形や実施例を包摂するものである。（Ｃ）著
作権、テキサス・インスツルメント・インコーポレーテ
ッド、１９９０。このトラック文献の開示内容の一部分
は、著作権保護の対象となるものを含んでいる。著作権
所有者は、特許商標庁の特許ファイル又は記録にある該
特許文献又は特許開示内容の何人による複写にも異存は
ないが、其以外では全ての著作権を保留する。

【図面の簡単な説明】

【図１】上位プロセッサとグラフィックスプロセッサと
を有するマルチプロセッサ・コンピューターのブロック
図である。

【図２】上位プロセッサ及びグラフィックスプロセッサ
のそれぞれのメモリーに常駐する種々のプログラムを示
すブロック図である。

【図３】二つの異なるモード・セグメント内のアプリケ
ーション・プログラムと通信ドライバーとを示す上位プ
ロセッサのメモリーの線型表示である。

【図４】(a) は３２ビット・プログラムからのコールに
使われる３２ビット・スタックである。 (b) は１６ビット・サブルーチンへのコールに使われる
１６ビット・スタックである。

【図５】上位プロセッサ・メモリー内の二つの重なり合
うコード・セグメントと、これらのコード・セグメント
へのポインタとを示す。

【図６】３２ビット・コード・セグメントから１６ビッ
ト・コード・セグメントにおける入口点を呼ぶための方
法の流れ図である。

【図７】特別のアーギュメント・スタックを変換するた
めの方法の流れ図である。

【図８】４８ビット・ポインタを３２ビット・ポインタ
に変換する方法の流れ図である。

【図９】アプリケーション・インターフェースにおける
種々の構成要素間のデータの流れと、アプリケーション
・インターフェース・ヘッダ・ルーチン、コール・ゲー
ト、及び通信ドライバー間のコントロールの流れとのブ
ロック図である。

【図１０】単一プロセッサ・コンピューター・システム
のブロック図である。

フロントページの続き (56)参考文献 特開 平２−81227（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−3339（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−277934（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−137334（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−247830（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−65529（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 9/30 - 9/355 G06F 9/40 - 9/42 G06F 9/46 ＣＳＤＢ（日本国特許庁)

Claims (5)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 第１メモリー・アドレス・フォーマット
   を有する第１動作モードで動作する第１プログラムをイ
   ネーブルするコンピュータを動作して、動作モードを変
   更することなく、第２メモリー・アドレス・フォーマッ
   トを有する第２動作モードで動作する第２プログラムと
   通信する方法であって、 前記第２プログラムにおいて呼び出し可能なエントリー
   ・ポイントのためのエントリーを有するジャンプ・テー
   ブルを形成するステップと、 前記第２プログラムへ送られるべき少なくとも１つのア
   ーギュメントのアーギュメント・リストを含む前記第１
   メモリー・アドレス・フォーマットにスタックを形成す
   るステップと、 前記第１プログラムによって、前記第２プログラムの呼
   び出し可能なエントリー・ポイントへの各々の呼び出し
   にあたって、 前記スタックのアーギュメント・リストにおける各々の
   アーギュメントを前記第１メモリー・アドレス・フォー
   マットから前記第２メモリー・アドレス・フォーマット
   へ変換することによって、前記スタックを前記第１メモ
   リー・アドレス・フォーマットから前記第２メモリー・
   アドレス・フォーマットへ変換し、かつ前記第２メモリ
   ー・アドレス・フォーマットに前記スタックを再形成す
   るステップと、 戻りアドレスを前記第１メモリー・アドレス・フォーマ
   ットから前記第２メモリー・アドレス・フォーマットヘ
   変換するステップと、 所望の呼び出し可能なエントリー・ポイントにある前記
   第２プログラムにおいて、ルーチンの完全性をフォロー
   するコントロールの戻りのための戻りアドレスを特定す
   るステップと、 前記第２プログラムの所望の呼び出し可能なエントリー
   ・ポイントのエントリー・ポイント・アドレスを得るた
   めに、前記ジャンプ・テーブルにアクセスするステップ
   と、 前記ジャンプ・テーブルから得られたエントリ・ポイン
   ト・アドレスへコントロールを転送するステップと、 を有することを特徴とする方法。
2. 【請求項２】 第１メモリー・アドレス・フォーマット
   を有する第１動作モードで動作する第１プログラムをイ
   ネーブルするするコンピュータを動作して、動作モード
   を変更することなく、第２メモリー・アドレス・フォー
   マットを有する第２動作モードで動作する第２プログラ
   ムと通信する方法であって、 前記第２プログラムへ送られるべき少なくとも１つのア
   ーギュメントのアーギュメント・リストを含む前記第１
   メモリー・アドレス・フォーマットにスタックを形成す
   るステップと、 前記第１プログラムによって、前記第２プログラムの呼
   び出し可能なエントリー・ポイントへの各々の呼び出し
   にあたって、前記スタックのアーギュメント・リストに
   おける各々のアーギュメントを前記第１メモリー・アド
   レス・フォーマットから前記第２メモリー・アドレス・
   フォーマットへ変換することによって、前記スタックを
   前記第１メモリー・アドレス・フォーマットから前記第
   ２のアドレスフォーマットへ変換し、かつ前記第２メモ
   リー・アドレス・フォーマットに前記スタックを再形成
   するステップと、 を有することを特徴とする方法。
3. 【請求項３】 第１メモリー・アドレス・モードは、３
   ２ビットのデータ・ワードを特定し、 第２メモリー・アドレス・モードは、１６ビットのデー
   タ・ワードを特定し、かつ短い(１６ビット)のデータ・
   ワードを前記第１メモリー・アドレス・フォーマットか
   ら前記第２メモリー・アドレス・フォーマットへ変換す
   るステップは、前記第１メモリー・アドレス・フォーマ
   ットにおいて対応するスタック・エントリーの下位の１
   ６ビットに等しい前記第２メモリー・アドレス・フォー
   マットにスタック・エントリーを設定するステップと、
   前記対応するスタック・エントリーの上位の１６ビット
   を捨てるステップを有することを特徴とする請求項１ま
   たは請求項２に記載の方法。
4. 【請求項４】 第１メモリー・アドレス・モードは、３
   ２ビットのデータ・ワードを特定し、 第２メモリー・アドレス・モードは、１６ビットのデー
   タ・ワードを特定し、かつ長い(３２ビット)のデータ・
   ワードを前記第１メモリー・アドレス・フォーマットか
   ら前記第２メモリー・アドレス・フォーマットへ変換す
   るステップは、前記第１メモリー・アドレス・フォーマ
   ットにおいて対応するスタック・エントリーの上位の１
   ６ビットに等しい前記第２メモリー・アドレス・フォー
   マットに第１スタック・エントリーを設定するステップ
   と、前記対応するスタック・エントリーの下位の１６ビ
   ットに等しい前記第２メモリー・アドレス・フォーマッ
   トに第２スタック・エントリーを設定するステップを有
   することを特徴とする請求項１または請求項２に記載の
   方法。
5. 【請求項５】 第１メモリー・アドレス・モードは、３
   ２ビットのデータ・ワードを特定し、 第２メモリー・アドレス・モードは、１６ビットのデー
   タ・ワードを特定し、かつポインタ(４８ビット)のデー
   タ・ワードを前記第１メモリー・アドレス・フォーマッ
   トから前記第２メモリー・アドレス・フォーマットヘ変
   換するステップは、 前記ポインターが支持するコード・セグメントに対応す
   るリニア・スタート・アドレスを検索するステップと、 リニア・ベース・アドレスを決めるために、前記ポイン
   タの３２ビット・オフセットを前記リニア・スタート・
   アドレスヘ加えるステップと、 新しいセレクター・エントリーを割当てるステップと、 前記リニア・ベース・アドレスにおいてスタートする範
   囲を有する、新しいセレクター・エントリーに新しいセ
   レクターを形成するステップと、 前記新しいセレクターを含む、前記第２メモリー・アド
   レス・フォーマットに第１スタック・エントリーを形成
   するステップと、 ゼロ・オフセットを特定する全てのゼロを含む、前記第
   ２メモリー・アドレス・フォーマットに第２スタック・
   エントリーを形成するステップと、 を有することを特徴とする請求項１または請求項２に記
   載の方法。