JP3485940B2

JP3485940B2 - 仮想記憶制御装置及び方法

Info

Publication number: JP3485940B2
Application number: JP05347093A
Authority: JP
Inventors: 利夫岡本; 英生瀬川; 賢一前田
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1992-03-31
Filing date: 1993-03-15
Publication date: 2004-01-13
Anticipated expiration: 2019-01-13
Also published as: JPH0652054A

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は仮想記憶機構を有する計
算機システムにおける仮想記憶制御装置に係り、特に、
仮想アドレスをキーとした論理キャッシュ・メモリを有
する計算機システム上でオーバヘッドの少ないタスク切
替を実現する仮想記憶制御装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来、計算機システムの仮想記憶制御方
式については、ただひとつの仮想空間を用いる単一仮想
空間方式と複数の仮想空間を用いる多重仮想空間方式と
が知られている。単一仮想空間方式では同時に実行する
複数のプログラムをひとつの空間に配置するのに対し、
多重仮想空間方式ではそれぞれひとつのプログラム毎に
ひとつの空間を割り当てる。

【０００３】たとえば、ＵＮＩＸシステムにおいては異
なるプロセスが割り当てられる仮想空間は異なるもので
ある。そのため、多重プロセスを実行すると、プロセス
・スイッチの際に仮想空間も切りかわり、ＴＬＢやキャ
ッシュがヒットしなくなる事態が生ずる。このため、せ
っかく実行速度の高速化のために設けられたこれらの手
段が多重プロセス環境のもとでは有効に働かないという
問題があった。

【０００４】近年、ネットワーク技術が発達し、複数の
計算機上でクライアント・プログラムとサーバ・プログ
ラムが通信しながら、協調してひとつの処理をすすめて
いくクライアント・サーバ方式のプログラミングが一般
化している。しかも、この処理方式はクライアント・プ
ログラムとサーバ・プログラムを独立して開発でき、ま
た、全く別のプログラムからも呼び出し可能なため、様
々な場合において再利用可能であり、プログラムの寿命
が伸びるという特徴をもつ。そして、当然、ひとつの計
算機システム内においても、サーバ・クライアント方式
で処理がすすめられるようになってきており、多重プロ
セス実行性能の向上はさらに重要になっている。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】このように従来の多重
仮想空間方式では、複数のプログラムの間でコンテクス
ト切替が行われるたびに仮想空間を切替える。論理キャ
ッシュやＴＬＢといった高速化手段においては、それぞ
れのプログラムの仮想アドレスをキーとしてデータや物
理アドレスを検索する。通常、プログラムのアドレス位
置はプログラムによらず固定されているため、仮想アド
レス位置は各プログラムに共通である。そのため、ＴＬ
Ｂや論理キャッシュ内に切替前に実行されたプログラム
のデータが残っていると、切替後のプログラムを実行中
にミスヒットする可能性が生ずる。

【０００６】そこで、通常１．仮想アドレスのほかに仮想空間を特定するための空
間番号を合わせ記憶する。

【０００７】２．コンテクストを切替えるごとにＴＬＢ
やキャッシュ内のデータとメモリとの間で一貫性をと
る。といった操作で、ミスヒットを防いでいる。

【０００８】いずれの方法も余分なハードウェア量が必
要であったり、コンテクスト切替時にソフトウェア的に
繁雑な操作となるため、本来容易に実現されるべき高速
化が達成できない欠点があった。

【０００９】本発明は以上の点を鑑みてなされたもの
で、複数の実行プログラムを論理キャッシュやＴＬＢ等
の高速化手段を利用して実行する際に、余分なハードウ
ェアやプログラム切り替え時の負荷を低減でき、これら
高速化手段を有効に利用して多重プログラムの高速実行
を可能にする仮想記憶制御装置の提供を目的とする。

【００１０】

【課題を解決するための手段】本発明に係る仮想記憶制
御装置は、あるユーザプログラムの実行中に当該ユーザ
プログラムに属さない仮想アドレスへの不正アクセスが
起こるか否かを同一仮想空間内で検出するメモリ保護手
段と、ユーザプログラムの実行前に、複数の仮想空間
に、同一仮想空間内に割り当てるユーザプログラムの数
が前記メモリ保護手段での検出が有効に行われる範囲内
の数になるようユーザプログラムを割り振り、前記各ユ
ーザプログラムの仮想アドレス領域が相互に重複しない
ように、各ユーザプログラムに対して仮想アドレスを割
り当てるメモリ割当て手段と、ユーザプログラム切り替
え時に、この切り替えが同一仮想空間内のものか異なる
仮想空間にまたがるものかを識別する識別手段と、この
識別手段により異なる仮想空間にまたがると識別された
場合に、切り替え元のユーザプログラムに属する仮想ア
ドレスに対応するキャッシュ内のデータだけを無効化す
る無効化手段と、前記メモリ割当て手段で割り当てた仮
想アドレスを用い、前記メモリ保護手段により不正アク
セスが検出されずかつ前記無効化手段によりデータが無
効化されていなかった場合に、キャッシュ内のデータに
対してアクセスを行いながら、前記ユーザプログラムを
実行する実行手段とを具備したことを特徴とするもので
ある。

【００１１】

【００１２】尚、前記の無効化手段は、キャッシュ内の
データではなくＴＬＢ内のデータについて無効化を行
い、前記実行手段は、前記無効化手段により無効化され
ているかどうかの検査を、キャッシュ内のデータに対応
する仮想アドレスの管理を行っているＴＬＢに対して、
キャッシュ内のデータに対するアクセスと並行して行う
ようにしても良い。

【００１３】また、前記のメモリ割当て手段が、ユーザ
プログラム相互のアクセス頻度を検出し、このアクセス
頻度が大きいユーザプログラム同士を優先的に同一空間
内に割り当てる手段をも具備することも効果的である。

【００１４】また、前記のメモリ割当て手段を、他のユ
−ザプログラムへのアクセスの可能性を有する実行権限
を持つユーザプログラムを、１つの仮想空間にたかだか
１つ割り当てるよう構成しても良い。

【００１５】

【作用】本発明によれば、１つの仮想空間には相互に不
正アクセスチェック（メモリ保護）可能な数以内のユー
ザプログラムだけがマップされていて、ユーザプログラ
ムは同一空間に配置してもこのメモリ保護手段により記
憶保護がさなれ、しかも、ユーザプログラムのアドレス
位置は相互に重複しないようになっている。よって、こ
のような構成においては、コンテクスト切り替えが生じ
た場合にも、メモリ保護手段が現在の（切り替え元の）
プログラムのアドレス領域の範囲を逸脱するアドレスア
クセスをチェックし、かつ、異なるプログラムが同じ仮
想アドレスを持つことはない（異なるプログラムが仮想
アドレスを共有することからくる不正アクセスは存在し
ない）ため、キャッシュやＴＬＢの無効化処理等を施す
必要がない。従ってキャッシュやＴＬＢを有効に利用で
き、高速な多重プログラムの実行が可能になる。

【００１６】ただし、多重仮想空間方式の場合には、以
下の点に注意を要する。キャッシュに格納されるデータ
に関してアドレス位置が重複することがないため、キャ
ッシュに仮想空間番号を記憶する必要がないことは勿
論、同一空間内でコンテクスト切り替えが起こっている
限りでは上記と同様に無効化の必要がないのであるが、
ある仮想空間のプログラムから別の仮想空間のプログラ
ムへコンテクスト切り替えが起こった場合、上記メモリ
保護手段だけでは不正アドレスアクセスをチェックしき
れなくなるので、このコンテクスト切り替えに伴ってキ
ャッシュあるいはＴＬＢ（アドレス変換テ−ブルのキャ
ッシュ）があればＴＬＢのみを無効化処理する必要があ
る。キャッシュに対しては無効化処理せず、ＴＬＢに対
して無効化処理することは、この方が処理の負荷が軽い
ことから有効である。また、無効化処理するのは異なる
仮想空間をまたがる切り替えの場合の切り替え元の仮想
空間に属する仮想アドレスだけであるので、コンテクス
ト切り替え毎にＴＬＢあるいはキャッシュ全体を無効化
する必要はなく、さらに、切り替え時に無効化された仮
想アドレスは再度切り替えが起こり元の仮想空間に戻っ
てきた場合には有効化することもできるので、キャッシ
ュやＴＬＢを有効に利用でき、多重仮想空間における多
重プロセスの高速実行も可能となる。

【００１７】上記の多重仮想空間方式において、ユーザ
プログラム相互のアクセス頻度の大きいもの同士を優先
して同一空間に割り当てるようにすれば、上記のような
キャッシュあるいはＴＬＢの無効化を伴う異なる空間を
またがるコンテクスト切り替えの起こる頻度が減り、さ
らに高速化が可能となる。

【００１８】また上記の多重仮想空間方式においては、
現在のプログラムのアドレス領域の範囲を逸脱するアド
レスアクセスを不正とするが、現在のプログラムが実行
形式のプログラムで、別のアドレス領域のデータ形式の
プログラムを読み書きするような場合は、そのデータ形
式のプログラムが存在するアドレス領域について他のプ
ログラムから読み書き可と設定することがある。この場
合に実行形式のプログラムを同一空間に複数（Ａ，Ｂ）
配置してしまうと、ＡからもＢからも同じようにデータ
形式のプログラムを読み書きできてしまい、Ａがそのデ
ータをアクセスする権限とＢがその同じデ−タをアクセ
スする権限とを違えたいときには不都合である。また、
実行形式のプログラムが他の実行形式のプログラムに制
御を移す場合にも、ＡからＢへは移せるがＢからＡへは
移せないというようにアクセス権限を違えることが同一
空間内ではできないという不都合が生じる。そこで、こ
のような実行形式のプログラムは同一空間内には高々１
つしか割り当てないようにすれば、同じデータに対する
アクセス（読み書き）権限を空間毎に変えられるためＡ
からとＢからとで同じデ−タに対するアクセス権限を違
えることができ、また、ＯＳを介して異なる空間へ実行
の制御を移すことになるためどこからどこへ移すのかに
よってアクセス権限を違えることができる。尚、ユ−ザ
プログラムとはオペレ−ティングシステム以外のプログ
ラムを指す。

【００１９】

【実施例】以下図面を参照して本発明の一実施例につい
て説明する。図１に本実施例の仮想記憶制御装置の構成
を示す。まず、本実施例の仮想記憶制御装置における仮
想空間内のプログラムの配置の例から説明すると、図２
（ａ）は、単一仮想空間方式のシステムの場合に、その
仮想空間１にＯＳ１０と複数のユーザプログラム４〜９
を互いにアドレス領域が重ならないようにップした様子
を表している。図２（ｂ）は、多重仮想空間方式のシス
テムの場合に、仮想空間２にはＯＳ１０及びユーザプロ
グラム４〜６をマップし、仮想空間３にはＯＳ１０を仮
想空間２のＯＳ１０と同じアドレスにマップしユーザプ
ログラム７〜９を仮想空間２のユーザプログラム４〜６
と互いにアドレス領域が重ならないようにマップする。
つまり、本実施例におけるプログラム配置の特徴は、ユ
ーザプログラムが、同一空間内でも、異なる空間の間で
も、アドレス領域が相互に重複しないようになっている
ことである。

【００２０】このような仮想空間へのプログラム配置
は、プログラム割当部１７で、行われる。その割当方法
を以下に説明する。本実施例では、各ユーザプログラム
の大きさは、３２Ｍバイト固定とする。勿論これは可変
でも同様に実現できる。プログラム割当部は、図１０に
示すようなプログラム管理テーブルを保持している。

【００２１】この中に、現在の仮想空間の利用状況を記
憶している。その内容は、空間の各領域の開始と終了ア
ドレス、その領域のプログラムＩＤ、その領域を利用し
ているプログラム名、その領域の状態、その他必要な情
報である。プログラムＩＤは、領域に従って順番にふっ
てある。

【００２２】システムコールなどによって、ユーザまた
はプログラムから新しいプログラムの仮想空間への配置
を要求されると、プログラム割当部は、図１１に示す手
順で動作する。まず、管理テーブルの状態フィールドを
調べ、空き領域の所を探す（Ｓ１１）。

【００２３】見つかったら（Ｓ１２ Yes）、その領域を
使用中にして、プログラム名、その他の情報を登録する
（Ｓ１３）。空き領域がなければエラー処理する（Ｓ１
４）。

【００２４】ここで、従来の仮想記憶制御方式との違い
を説明すると、従来は、図３にそのプログラム配置を示
すように、ＯＳ１０の下で各ユーザプログラムがそれぞ
れ別の仮想空間に割り当てられて動作している。そして
それぞれの仮想空間では同じアドレス領域が用いられて
いる。この従来の方式では、１つの仮想空間に１つのユ
ーザプログラムが割り当てられるため、ユーザプログラ
ムＡが誤ってユーザプログラムＢのデータにアクセスす
るようなこと（不正アドレスアクセス）は起こり得な
い。

【００２５】これに対して本実施例の方式では、１つの
仮想空間内に複数のユーザプログラムがあるため、メモ
リ保護装置（図１の１４）を用いてこれを防ぐ必要があ
る。すなわち、メモリ保護装置１４は、各プログラムの
アドレス領域の範囲を記憶しておき（アドレス領域範囲
記憶部２０）、現在動作しているプログラムのＩＤ（た
とえば図２の７；プログラム実行部１８で検出される）
を記憶し、これからメモリアクセス実行部１９でアクセ
スしようとするアドレスが７のアドレス領域を越えるも
のであればこれを不正アドレスアクセスとして検出し
（不正アクセス検出部２１）、プロセッサ１１（内のメ
モリアクセス実行部１９）に通知する。

【００２６】このメモリ保護装置１４がその機能を果た
すことができる（１つの仮想空間において相互に記憶保
護可能な）数以内のユーザプログラムが、１つの仮想空
間内に、アドレス領域の重なりがないよう、動作に先立
って配置されることになる（プログラム割当て部１
７）。この配置情報がアドレス領域範囲記憶部２０に渡
される。このときの配置情報の記憶の仕方の一例がプロ
グラム管理テーブル（図１０，１２）である。このよう
な機能を実現するメモリ保護装置としては、セグメンテ
ーション・レジスタを用いる方法等がよく知られてい
る。

【００２７】このような仮想空間へのプログラム配置
は、プログラム割当部１７で、行われる。その割当方法
を以下に説明する。本実施例では、各ユーザプログラム
の大きさは、３２Ｍバイト固定とする。プログラム割当
部は、図１２に示すようなプログラム管理テーブルを保
持している。図１０の表に、プログラムＩＤのかわりに
領域番号を付加し、さらに仮想空間番号とプログラム保
護キーのフィールドを付加したものである。領域番号
は、アドレス空間の順番に領域番号をつけたもの、仮想
空間番号と保護キーは、それぞれその領域が存在する仮
想空間番号とその空間内での領域を区別する番号であ
る。保護キーの数は前述した記憶保護可能な数以内のも
のである。さらに図１３に示す、現在の仮想空間の利用
状況を記憶する空間管理表をもつ。その内容は、仮想空
間番号、その空間内での領域ごとを区別するためのプロ
グラム保護キー、その領域を利用しているプログラム名
をしめす領域番号である。その領域の状態、その他必要
な情報である。この領域番号は、図１２の領域番号に対
応している。

【００２８】システムコールなどによって、ユーザまた
はプログラムから新しいフログラムの仮想空間への配置
を要求されると、プログラム割当部は、図１４に示す手
順で動作する。まず、図１２のプログラム管理テーブル
の状態フィールドを調べ、空き領域の所を探す（Ｓ２
１）。見つかったら（Ｓ２２ Yes）、次に空いているプ
ログラム保護キーが存在する仮想空間と、その保護キー
を探す（Ｓ２３）。図１３の仮想空間管理表を利用し、
状態フィールドのところを検索して探す。見つかったら
（Ｓ２４ Yes）、図１２，１３の両方の表の各項目にそ
れぞれ、利用状態を使用中にし、プログラム名、領域番
号、仮想空間番号、保護キー番号、その他の情報を登録
する（Ｓ２５）。領域、もしくは、仮想空間と保護キー
に空きがなければエラー処理する（Ｓ２６，Ｓ２７）。

【００２９】図１のＴＬＢ（Translation Lookaside Bu
ffer）１５は、論理アドレスと物理アドレスを変換する
ためのテーブルであり、論理キャッシュ１２に格納され
ているデータラインの管理を行っている。メモリ・イン
ターフェース１６は、キャッシュミスした場合にプロセ
ッサ１１より通知を受け、不要な論理キャッシュ１２内
のラインとメモリ１３上のラインを変換し、これに対応
してＴＬＢ１５の内容も変更する。

【００３０】第１の実施例として本装置を単一仮想空間
方式で利用した場合で説明する。オペレーティングシス
テム１０内の一部に存在するプログラム割当部１７は、
図１０のプログラム管理テーブルを用い、図１１の手順
で、図２（ａ）のようにプログラムを割り当てる。メモ
リ保護装置１４は、相互に保護可能なプログラムの数が
十分に大きく、図のように配置したプログラムすべて
を、不正アクセスから保護できるものとする。また、全
てのプログラムは、１つの仮想空間に納まるものとす
る。尚、保護可能なプログラムの数がｎである場合は、
図１０のテーブルのエントリの数をｎ以内とすること
で、ｎ以内の数のプログラムを割り当てる。

【００３１】本単一仮想空間方式の構成の場合、コンテ
クスト切り替えの際に、論理キャッシュ１２及びＴＬＢ
１５に対して、何等特別な操作（図５Ｓ１０１）は必要
でないし、後述するＴＬＢの無効化ビットも必要ない。
というのは、本方式では、各プログラムが同じ論理アド
レスを使用することが有り得ないからである。

【００３２】このように論理キャッシュやＴＬＢ内のデ
ータを全て残しておいたままコンテクスト切り替え（例
えば、コンテクスト（プログラム）Ａからコンテクスト
（プログラム）Ｂへ切り替える（実行を移す））ができ
るので、切り替えた後のコンテクストＢの実行にともな
って論理キャッシュの入れ替えがキャッシュミスにより
除々に進むにしても、コンテクストが切り替え前のＡに
再度戻ってきたときにはまだＡに関するデータがキャッ
シュ内に残っている可能性は高く、キヤッシュの入れ替
えを最小限に抑えることができる。

【００３３】本実施例装置でプログラムを実行するとき
の処理の流れを図５に示しておく。まず命令をフェッチ
し（Ｓ１）、この命令に関して、上述したメモリ保護装
置１４によるアクセスチェック（Ｓ２）と、ＴＬＢ１５
にアクセスすべきアドレスが存在するか否かの検出（Ｓ
３）とを並行して行う。メモリ保護装置１４が不正アド
レスアクセスを検知した場合にはこれをプロセッサ１１
に通知し実行中止の措置をとる（Ｓ４）。ＴＬＢ１５に
該当アドレスがない場合にはメモリ１３中の該当アドレ
スのデータを論理キャッシュ１２にフェッチしてくるよ
うメモリ・インタフェース１６に指示する（Ｓ５）。Ｓ
２とＳ３の検査をパスした場合、またはＳ５の処理が終
了した後に、プロセッサ１１が命令（論理キャッシュか
らのデータの読み出し、論理キャッシャへのデータの書
き込み）を実行する（Ｓ６）。そしてプログラムカウン
タを進め（Ｓ７）、プログラムが終了するまで以上の処
理を繰り返す。

【００３４】第２の実施例として、本装置を多重仮想空
間方式に利用した場合で説明する。オペレーティングシ
ステム１０内の一部に存在するプログラム割当部１７
は、図１２、図１３の表を用い、図１４の手順で、図２
（ｂ）のようにプログラムを割り当てる。この例でのメ
モリ保護装置１４が、相互に保護可能なプログラムの数
は４である。つまり、メモリ保護装置１４は、１つの空
間にｎ＝４個の保護キーを有することができる。このた
め、プログラム割当部１７は、プログラム４，５，６
（ｎ−１個のユーザプログラム）と１個のオペレーティ
ングシステム１０を同一仮想空間２に格納し、この数を
越える残りのプログラムは別の仮想空間３に格納してい
る。また、オペレーティングシステム１０は両空間から
共通に利用されるので、両仮想空間でのアドレス領域及
び保護キー番号は共通にしておく。

【００３５】一方、ＴＬＢ１５は、図４に示すように、
ラインごとに論理アドレスと物理アドレスの対が格納さ
れると同時に、各ラインが有効か無効かを示す無効化ビ
ットフィールドを設ける。これは、異なる仮想空間にま
たがってコンテクストを切り替える時に有効に働く。例
えば、仮想空間２のプログラム６から仮想空間３のプロ
グラム９へのコンテクスト切り替えが起こったとする。
このときのＴＬＢ１５の内容を、図４に示す、第１ライ
ンの論理アドレスの先頭の記号ａ及び物理アドレスの先
頭の記号Ａはいずれもプログラム９に含まれるラインで
あることを示す。また、第２ラインに含まれる論理アド
レスの先頭の記号ｂ及び物理アドレスの先頭の記号Ｂ
は、プログラム６に含まれるラインであることを示す。

【００３６】さて、オペレーティングシステム１０（プ
ログラム実行部１８に含まれる）がプログラム６からプ
ログラム９へスケジューリングするとき、プログラム管
理表（図１２）より、プログラム６は、仮想空間２の保
護キー２により保護されており、プログラム９は、仮想
空間３の保護キー２により保護されていることがわか
る。従ってこの両者の仮想空間番号を比較することによ
り、一致しないことが検出され、仮想空間２から３への
異なる空間にまたがるコンテクストスイッチが必要なこ
とがわかる。そこでオペレーティングシステム１０は、
現在のプログラム６の実行に必要なコンテクストのセー
ブと次に実行するプログラム９のコンテクストの復旧を
行い、さらに、仮想空間の切り替え処理を行う。

【００３７】そして、ＴＬＢ１５中に含まれる仮想空間
２に属するプログラム４，５，６のデータライン（例え
ば第２ライン）の無効化ビットをＯＮにし、プログラム
９のデータライン（例えば第１、第３ライン）の無効化
ビットをＯＦＦにするという操作を行う。

【００３８】ここでは、有効化を切り替え先のプログラ
ムに属する仮想アドレス（プログラム９の１６０Ｍ番地
〜（１９２Ｍ−１）番地）に対して行う例を説明した
が、この有効化は切り替え先の仮想空間のプログラムが
割り当てられている部分に属する仮想アドレス（プログ
ラム７〜９の９６Ｍ番地〜（１９２Ｍ−１）番地）全て
に対して行ってもよい。ただし、オペレーティングシス
テム１０自身のデータラインに属しては、両方の仮想空
間から共通に利用されるので、そのまま有効としてお
く。

【００３９】その上で、プログラム実行時には、図５Ｓ
１０１に示すように、Ｓ３でＴＬＢヒットを確認すると
同時に無効化ビットを調べる（このＳ１０１はＳ３と並
行して行われる）。これがＯＮであった場合には不正ア
ドレスアクセスとしてプロセッサ１１に通知し、ＯＦＦ
であった場合には命令の実行（Ｓ６）へ処理を進める。

【００４０】このようにＴＬＢに無効化ビット付加する
のは、メモリ保護装置が保護できるのは同一仮想空間内
に限られるので、プログラム４〜６内の不正アクセス、
プログラム７〜９内の不正アクセスはそれぞれ検知でき
るが、異なる仮想空間をまたがる例えばプログラム６が
誤ってプログラム９のアドレスをアクセスしてしまうと
いった不正アクセスについては対処できないという理由
による。上述のような機構にすれば、プログラム９を実
行中にプログラム６等（仮想空間２）のアドレスを不正
アクセスしてもＴＬＢの無効化ビットがＯＮになってい
るためにトラップがかかり、プロセッサへの通知が行わ
れることになる。さらに、再度プログラム９からプログ
ラム６へコンテクストが戻ってきたとき、プログラム６
の（あるいは仮想空間２に属する）データライン（第２
ライン）の無効化ビットがＯＦＦになる（仮想空間３に
属する第１、第３ラインは当然ＯＮになる）ので、論理
キャッシュに残っているプログラム６のデータがそのま
ま使える。すなわち、プログラム９の実行中にキャッシ
ュミスによるキャッシュ入れ換えを行う際には通常のＬ
ＲＵアルゴリズムにしたがって入れ換えるため、プログ
ラム６のデータラインがまだ残っていることも十分にあ
り得るので、これを有効に利用できるのである。

【００４１】さらに、本実施例の説明のようにプログラ
ム６とプログラム９の相互の呼び出しが多く、空間切り
替えが多発すると効率が低下するので、その際は、オペ
レーティングシステム１０は効率化のため、プログラム
の仮想空間への分配を変更しても良い。この場合の実施
例としては、プログラム管理表（図１２）のその他の情
報のフィールドに、以前実行していたプログラム名を記
録しておくようにする。そして定期的にその記録を元に
プログラムの起動順序関係を解析し、もし、上記のよう
な依存関係があれば、即ち、相互のプログラム間のアク
セス頻度が所定の値以上であれば、これらのプログラム
が同一空間内に配置されるよう、空間の配置を入れ換え
る。この場合、図２（ｃ）に示すように、仮想空間２に
プログラム５，６，９を配置し、残りのプログラムを仮
想空間３に配置する。配置換えは、図１４の手順に従っ
て行うが、相互呼び出しの多いプログラムの数（この例
では２個）分の空き領域が同一空間に取れるようなもの
を探し、そこに割り当てるべく図１２、図１３の表の更
新を行う。こうすると、プログラム６とプログラム９と
の間の相互呼び出しに伴う、空間切り替えのオーバヘッ
ドはなくなる。尚、ユーザの指定により図１２のその他
の情報のフィールドにプログラムの起動順序関係やアク
セス頻度を予め書き込んでおき、この情報に従ってオペ
レーティングシステム１０が初めから図２（ｃ）のよう
な配置を行うことも可能である。

【００４２】また、上記のような配分を拡張して、図２
（ｄ）の様な配置も可能である。これは、プログラム６
と９の相互呼び出しだけでなく、プログラム７，８，９
の相互呼び出しが多い場合である。この際、プログラム
６，７，８，９を一つの空間に配置することは、出来な
いので、相互のアクセス頻度が高いものでグループに分
け、そのグループ毎で一つの仮想空間を共有するよう配
置する。この例では１グループを３つ以下のプログラム
で構成されるようにする（記憶保護可能な数が４のた
め）。相互呼び出しの記録及び解析は、前記と同様の方
式による。言い替えると、あるプログラムＡに対して相
互のアクセス頻度の大きいプログラムの数が、メモリ保
護可能な数を越える場合に、プログラムＡを例外的に複
数の仮想空間の仮想アドレスが同一の部分に重複して割
り当ててしまうことにより、プログラムＡ（９）との相
互のアクセス頻度の大きいプログラム群Ｂ（６，９）を
ある仮想空間に、同様なプログラム群Ｃ（７，８，９）
を別の仮想空間に割り当てるのである。

【００４３】次に第２実施例と同時に、１つの仮想空間
内で相互に保護できるプログラムの数が制限されている
場合で、特に、保護モードがユーザモ−ドとスーパバイ
ザモ−ドしかない（記憶保護可能な数が２）ようなメモ
リ保護装置１４においての第３の実施例を説明する。

【００４４】オペレーティングシステム１０内に書かれ
たプログラムの一部によりその機能が実行されるプログ
ラム割当部１７は、図６のようにプログラムを割り当て
る。各仮想空間でオペレーティングシステム１０が共通
に配置され、保護モードはスーパバイザモードとなって
おり、実行モードがスーパバイザモードのときだけアク
セス可能となっている。また、ユーザプログラムは、各
仮想空間にそれぞれ１個づつ、アドレス位置が他のプロ
グラムと重ならないように配置されている。各ユーザプ
ログラムはユーザモードにて、その仮想空間で実行され
る。例えば仮想空間１でユーザプログラム４を実行中、
このプログラムが、ユーザプログラム９を呼び出したと
する。オペレーティングシステム１０は、この呼び出し
を受けて仮想空間６に切り替え、ユーザプログラム９の
処理が実行できるようにする。つまり、ユーザプログラ
ム４のコンテクストをセーブし、仮想空間６に切り替
え、ユーザプログラム９のコンテクストを作成し、実行
する。

【００４５】本実施例の特徴は、図３で示す従来からの
多重仮想空間でのプログラム配置と異なり各ユーザプロ
グラムが相互に空間が重ならないことが上げられる。よ
って各プログラムは、空間ＩＤではなく仮想アドレスを
利用して直接呼び出す方法のＲＰＣ（リモートプロシジ
ャーコール）が可能となる。

【００４６】図６の例では、ユーザプログラム４，５，
６がクライアントプログラム、７，８，９がサーバプロ
グラムとする。従って、プログラム４，５，６は、プロ
グラム７，８，９を呼び出して処理を依頼できるが、逆
は出来ない。また、クライアントプログラムどおし、サ
ーバプログラムどおしが処理を呼び出すことはできな
い。以上をまとめると図７の表のようになる。ここで
は、この表をアクセスコントロールリスト（ＡＣＬ表）
と呼ぶ。この表はオペレーティングシステム１０内のメ
モリ領域に記憶されており、プログラム割当て部１７に
より用いられる。これはｆｒｏｍ行に記されている番号
のプログラムがｔｏ列に記されているプログラムの処理
を呼び出すことができるかを記してある。○は呼び出し
可能で、×は不可である。この表は、オペレーティング
システム１０のシステムコールを通して、ユーザまたは
プログラムが設定する。

【００４７】よって、上記でのユーザプログラム４から
ユーザプログラム９を呼び出す方法の具体例は、次のよ
うになる。図１５のフローチャートをもとに説明する。
ユーザプログラム４は、ユーザプログラム９のアドレス
を直接指定して呼び出す。プロセッサがその命令を実行
しようとすると（Ｓ３１）、ユーザプログラム４が属す
る仮想空間１上では、ユーザプログラム９のアドレス位
置はプログラムが割り当てられておらずアクセスできな
いので、メモリ保護装置１４によるアクセスチェックに
おいて、不正アクセスと判定され（Ｓ３２）、トラップ
処理が発生し、プロセッサで実行途中の命令を中断し、
オペレーティングシステム１０に処理が移る（Ｓ３
３）。（なお、プログラム４から同じプログラム４の処
理を呼び出す時は、メモリ保護装置１４によるチェック
に引っかからないので、そのまま、プロセッサは、命令
を実行する（Ｓ４０）。）ここでオペレーティングシス
テム１０は、メモリ保護装置１４で検知された不正アク
セスが、本当に不正アクセスなのかどうかをオペレーテ
ィングシステム１０が管理しているＡＣＬ表をもとに判
断する。つまり、アクセス元のプログラム番号とアクセ
ス先のプログラム番号を、中断された命令の存在するア
ドレスと、この命令によるアクセス先のアドレスからア
クセス先のプログラム番号を求め（Ｓ３４）、ＡＣＬ表
を引いて判断する。この場合は、ｆｒｏｍ行が４の行の
ｔｏ列が９の列との交点が○なのでアクセス許可される
（Ｓ３５）。そこで、上記のように、ユーザプログラム
４のコンテクストをセーブする（Ｓ３６）。

【００４８】次に実行すべきユーザプログラム９がすで
に実行状態にあるかをオペレーティングシステム１０内
で管理しているプログラム管理表をもとに判断する（Ｓ
３７）。もし、存在しなければ、新しい仮想空間６を作
成し、ユ−ザプログラム９をその空間に配置し、その
他、ユ−ザプログラム９が実行できるように準備する
（Ｓ３８）。最後に、仮想空間１から仮想空間６に切り
替え、ユーザプログラム９のコンテクストをロードし
（Ｓ３９）、実行を再開する（Ｓ４０）。

【００４９】ユーザプログラム９の処理が終り、呼出元
にもどる時は、逆の手順を踏み、ユーザプログラム４に
戻って処理を続ける。それ以外たとえば、ユーザプログ
ラム４が、ユーザプログラム６のアドレス位置をアクセ
スした場合、同様にメモリ保護装置１４によって不正ア
クセスとして、オペレーティングシステム１０に処理が
まわる。同様にオペレーティングシステム１０はＡＣＬ
表を参照して正しいアクセスか判断する。今度は、ユー
ザプログラム４から６へのアクセスは、表より×なので
不正と判断する。オペレーティングシステム１０は、ユ
ーザプログラム４で不正アクセスが発生したものとして
不正アクセスの処理をする（Ｓ４１）。

【００５０】第４の実施例として上記第３の実行例を拡
張したものを説明する。図８（ａ）のようにユーザプロ
グラムは、その内容に応じてさらに細かくいくつかの領
域に分かれている。つまり、実行命令コードが存在して
いるテキスト領域、実行中にデータを読み書きするデー
タ領域である。このように各領域に存在するそれぞれを
ユ−ザプログラムと呼び、デ−タ領域も一種のユ−ザプ
ログラムである。メモリ保護装置は、実施例３のような
スーパバイザモードとユーザモードをもっているがユー
ザモードはさらに、実行モード、読み込みモード書き込
みモードをもっており、実行権を持つプログラムからの
指定された動作のみアクセス可能にできる。このような
設定を実行するための方法を以下に示す。

【００５１】図９は本実行例におけるＡＣＬ表である。
前実施例と同様、この表は、オペレーティングシステム
１０が管理し、表の設定は、システムコールを通じて行
う。この表は、ｆｒｏｍ行の番号のプログラムが、ｔｏ
列の番号のプログラムにどのようなモードでアクセス可
能かを記号で表している。Ｅは実行モード、Ｒは読み込
みモード、Ｗは書き込みモードでそれぞれ可能であるこ
とを示しており、この３つの組み合わせが可能となって
いる。また、Ｘは、どのモードでも一切アクセス禁止で
あることを示している。また、ｆｒｏｍ行のａｌｌと
は、どのプログラムからも同じくアクセスできること
（デフォルト設定）を示している。尚、ｆｒｏｍ行にエ
ントリするプログラムは、実行権を持つ（実行命令コー
ドが存在する）プログラムのみとしてもよい。即ち、こ
のＡＣＬ表は、ユーザプログラム（データを含む）に対
応して、このユーザプログラム（データを含む）に対し
て実行権を持つユーザプログラムがアクセス可能か否
か、許されるアクセスの種類は何かを表す情報（アクセ
ス情報と呼ぶ）を記憶するものである。

【００５２】以下に具体的に、この表の内容を説明す
る。この例では、２つの領域（テキスト領域４とデータ
領域５）から構成されている１つのクライアントプログ
ラムと、２つの領域（テキスト領域７とデータ領域８）
から構成されている１つのサーバプログラム、そのサー
バプログラムが管理する共通データ領域６が存在してい
るものである。

【００５３】ユーザプログラムテキスト４は、この領域
に実行命令コードが存在しており、プログラムの処理を
実行できる。実行できる範囲は、ユーザプログラムテキ
スト４自身とユーザプログラムテキスト７へのＲＰＣ実
行ができる。ユーザプログラム４での実行中は、ユーザ
プログラムデータ５の領域のデータへの読み書きと共通
データ領域６への読み込みが可能となっている。

【００５４】ユーザプログラムデータ５には、ユーザプ
ログラム４からの読み書きは許可されるが、それ以外か
らのアクセスは許可されない。また、この領域に実行プ
ログラムを置いて実行はできない。

【００５５】共通データ６は、デフォルト設定で読み込
み可の設定がなされており、どの領域からの読み込み参
照は許可されている。ただし、書き込みは、プログラム
７からしか出来ない。

【００５６】ユーザプログラムテキスト７は、誰からも
ＲＰＣされうる。ここから他の領域へは、共通データ６
とユーザプログラムデータ８へ両方、読み書き可能であ
る。ユーザプログラムデータ８は、ユーザプログラム７
の専用データ領域である。

【００５７】オペレーティングシステム１０は、以上の
アクセス権の管理を次のように行う。ユーザプログラム
４の実行のために，ＡＣＬ表を参照し、ユーザプログラ
ムテキスト４とその領域から読み書きモードでアクセス
可能な領域とを同時に１つの仮想空間に張り付ける。そ
の結果を図８（ｂ）に示す。左側が、仮想空間に配置さ
れたプログラム／データの内容、右側は、その仮想空間
に対応するアクセスモードである。なお、Ｓとは、スー
パバイザモードにセットされていることを示す。

【００５８】ユーザプログラム４がユーザプログラム７
にＲＰＣした時で説明する。プログラム４は、プログラ
ム７の領域に実行制御を移そうとＲＰＣ命令を実行す
る。すると図８（ｂ）のアクセスモードに示されるよう
に、その空間はアクセス禁止になっている。そこでメモ
リ保護装置１４で不正アクセスとして一度検知される。
次にオペレーティングシステム１０に制御が移る。オペ
レーティングシステム１０では、このメモリ保護装置１
４で検知されたアクセスを解析する。ＡＣＬ表を見る
と、プログラム４から７への実行は許可されている。よ
って、仮想空間の保護属性を変更し、図８（ｃ）の様に
する。

【００５９】具体的には、オペレーティングシステム１
０は、プログラム７が属する仮想空間が既に存在してい
るのでない場合、新しい仮想空間を用意し、そこに、Ａ
ＣＬ表を参照しながらプログラム７とその領域から読み
書きモードでアクセス可能な領域とを配置する。さらに
ＡＣＬ表のｆｒｏｍ行のプログラム７の所にセットされ
ているアクセス情報を仮想空間の保護属性として付加す
る。ただし、制御を移されたプログラム（この場合はプ
ログラム７）以外のプログラム領域への実行権はセット
しない。例えば、プログラム４への実行制御の時に作成
される仮想空間の保護属性のセットは、ＡＣＬ表のｆｒ
ｏｍ行のプログラム４のところのアクセス情報をセット
する。その中で、プログラム７の領域の実行権はＡＣＬ
表には存在するが、仮想空間への保護属性のセットの際
には、実行権のセットは、プログラム４の領域のところ
だけで、それ以外のプログラム７の領域には実行権はセ
ットしない。即ち、１仮想空間には、ユーザモードの実
行権を持つプログラムが存在するのは、高々１つの領域
だけとなる。この場合のユーザモードの実行権を持つプ
ログラムとは、他の領域へ読み書きする可能性がある
か、あるいは他のプログラムを実行する可能性があるも
のである。

【００６０】以上説明したように，プログラム７を実行
の際の仮想空間への保護属性のセットは、具体的には、
プログラム６の領域は、ＲＷ権（読み書き権）、プログ
ラム８の領域は、ＲＷ権（読み書き権）の保護属性とし
てセットする．結果として、図８（ｃ）ような保護属性
をセットする。そしてプログラム７を実行する。実行が
終わって、呼び出し元のプログラム４へ戻るときは、同
様にオペレーティングシステム１０で図８（ｂ）の状態
に戻される。

【００６１】尚、ここでは１つの仮想空間に割り当てる
実行権を持つユーザプログラムの数を高々１個とした
が、ＡＣＬ表を参照して、同一空間内に割り当てる全て
のユーザプログラム（データ）に対する読み書き権が一
致するような実行権を持つユーザプログラムが複数存在
する場合には、例外的にこれら複数の実行権を持つユー
ザプログラムを同一空間内に割り当てても良い。

【００６２】本実施例では、ＲＰＣによるプログラム間
の実行制御の移動を、メモリ保護装置からの不正アクセ
ス検出機構を用いて検知し、オペレーティングシステム
１０に処理を切り替え、オペレーティングシステム１０
で仮想空間の保護属性の変更を行っているが、メモリ保
護装置１４による不正アクセス検出機構を利用する方式
は通常は、軽くはない処理なので、ＲＰＣ専用のシステ
ムコールを用意し、違うプログラムにＲＰＣする度にそ
のシステムコールによって、オペレーティングシステム
１０に処理を切り替え、そこで、仮想空間の保護属性の
変更と実行の切り替えの処理を行う構成も可能である。

【００６３】また、本実施例では、保護属性の変更を行
うのに、オペレーティングシステム１０が、新しい仮想
空間を用意し、その仮想空間に新しい保護属性を設定し
ていくという方式である。この方式の特徴は、新規に属
性をすべてセットするので、作成時間がかかるのが難点
であるが、以前の仮想空間上の古い保護属性は残るの
で、ＲＰＣでの処理が終わって以前のプログラムに戻る
際には、簡単に古い状態に戻せる。別の方式として、新
しい仮想空間を用意せず、現仮想空間で保護属性を変え
る方式も可能である。この場合は、ＲＰＣ時の処理が軽
くすむが、戻り時も処理の時間がかかる。

【００６４】尚、実施例１〜４で述べたメモリ保護装置
の処理、ＴＬＢ内のラインの有無の検査、無効化ビット
のＯＮ／ＯＦＦの操作等はいずれも簡単な構成で並列に
実行できるため、キャッシュの入れ換え等に依存する従
来の方式と比べてプログラム実行時に実行速度が損なわ
れる問題を大幅に解消することができる。

【００６５】また、上述したように論理キャッシュに対
するアクセスをユーザプログラムから共通のアドレスで
実現するだけではなく、デバイスやファイル、共有ライ
ブラリといった資源に関するアクセスも本実施例の方式
で実現することができる。

【００６６】

【発明の効果】以上詳述したように本発明によれば、複
数の実行プログラムが、論理アドレスが重複しないよう
にメモリ上に割り当てられているため、コンテクスト切
り替えを高速に行うことができ、さらにＴＬＢやキャッ
シュを有効に利用して多重プログラムを高速実行するこ
とのできる仮想記憶制御装置が実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例に係る仮想記憶制御装置の
構成を示す図。

【図２】本実施例に係る仮想空間内のプログラムの配
置を示す図。

【図３】従来の仮想空間とプログラムとの関係を示す
図。

【図４】ＴＬＢ１５の内容を示す図。

【図５】本実施例装置におけるプログラム実行手順を
示すフロー図。

【図６】本発明の第３の実施例に係る仮想空間内のプ
ログラムの配置を示す図。

【図７】図６の例におけるプログラム間のアクセス権
の関係を示す図。

【図８】本発明の第４の実施例に係る仮想空間内のプ
ログラムの配置を示す図。

【図９】図８の例におけるプログラム間のアクセス権
の関係を表す図。

【図１０】単一仮想空間方式の場合のプログラム管理
テーブルを示す図。

【図１１】単一仮想空間方式におけるプログラム割当
て部の動作を示す図。

【図１２】多重仮想空間方式の場合のプログラム管理
テーブルを示す図。

【図１３】仮想空間管理表を示す図。

【図１４】多重仮想空間方式におけるプログラム割当
て部の動作を示す図。

【図１５】本発明の第３の実施例に係るリモートプロ
シジャーコールの処理の流れを示す図。

【符号の説明】

１１プロセッサ１２論理キャッシュ１３メモリ１４メモリ保護装置１５ＴＬＢ１６メモリ・インタフェース１７プログラム割当て部１８プログラム実行部１９メモリアクセス実行部２０アドレス領域範囲記憶部２１不正アクセス検出部１・２・３・４・５・６仮想空間１０ＯＳ４・５・６・７・８・９ユーザプログラム

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献特開平１−273153（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) G06F 12/08 G06F 12/10 G06F 12/14

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】あるユーザプログラムの実行中に当該ユー
ザプログラムに属さない仮想アドレスへの不正アクセス
が起こるか否かを同一仮想空間内で検出するメモリ保護
手段と、ユーザプログラムの実行前に、複数の仮想空間に、同一
仮想空間内に割り当てるユーザプログラムの数が前記メ
モリ保護手段での検出が有効に行われる範囲内の数にな
るようユーザプログラムを割り振り、前記各ユーザプロ
グラムの仮想アドレス領域が相互に重複しないように、
各ユーザプログラムに対して仮想アドレスを割り当てる
メモリ割当て手段と、ユーザプログラム切り替え時に、この切り替えが同一仮
想空間内のものか異なる仮想空間にまたがるものかを識
別する識別手段と、この識別手段により異なる仮想空間にまたがると識別さ
れた場合に、切り替え元のユーザプログラムに属する仮
想アドレスに対応するキャッシュ内のデータだけを無効
化する無効化手段と、前記メモリ割当て手段で割り当てた仮想アドレスを用
い、前記メモリ保護手段により不正アクセスが検出され
ずかつ前記無効化手段によりデータが無効化されていな
かった場合に、キャッシュ内のデータに対してアクセス
を行いながら、前記ユーザプログラムを実行する実行手
段とを具備したことを特徴とする仮想記憶制御装置。
【請求項２】前記無効化手段は、キャッシュ内のデータ
ではなくＴＬＢ内のデータを無効化し、前記実行手段
は、前記無効化手段により無効化されているかどうかの
検査を、キャッシュ内のデータに対応する仮想アドレス
の管理を行っているＴＬＢに対して、キャッシュ内のデ
ータに対するアクセスと並行して行うことを特徴とする
請求項１記載の仮想記憶制御装置。
【請求項３】前記メモリ割当て手段は、ユーザプログラ
ム相互のアクセス頻度を検出し、このアクセス頻度が大
きいユーザプログラム同士を優先的に同一空間内に割り
当てる手段をも具備するものであることを特徴とする請
求項１記載の仮想記憶制御装置。
【請求項４】前記メモリ割当て手段は、他のユ−ザプロ
グラムへのアクセスの可能性を有する実行権限を持つユ
ーザプログラムを、１つの仮想空間にたかだか１つ割り
当てるものであることを特徴とする請求項１記載の仮想
記憶制御装置。
【請求項５】複数のプログラムを少なくとも一つのアド
レス空間に割り付ける仮想記憶制御方法であって、各アドレス空間に割り付けられるプログラムの数が所定
範囲内になるよう、且つ前記少なくとも一つのアドレス
空間内で各プログラムのアドレス領域が相互に重複しな
いように、前記複数のプログラムにアドレス領域を割り
当て、ユーザプログラム切り替え時に、この切り替えが同一仮
想空間内のものか異なる仮想空間にまたがるものかを識
別し、該識別により、同一空間内のものであると識別された場
合に、各アドレス空間に割り付けられた前記所定範囲内
の数のプログラム間で、実行中のあるプログラムに割り
当てられたアドレス領域から別のプログラムに割り当て
られたアドレス領域への不正アクセスの発生を検出し、該識別により、異なる仮想空間にまたがると識別された
場合に、切り替え元のユーザプログラムに属する仮想ア
ドレスに対応するキャッシュ内のデータだけを無効化
し、前記不正アクセスが検出されずかつ前記データが無効化
されていなかった場合に、キャッシュ内のデータに対し
てアクセスを行いながら、前記ユーザプログラムを実行
することを特徴とする仮想記憶制御方法。