JPH01240947A - 主記憶の記憶保護方式 - Google Patents
主記憶の記憶保護方式Info
- Publication number
- JPH01240947A JPH01240947A JP6744588A JP6744588A JPH01240947A JP H01240947 A JPH01240947 A JP H01240947A JP 6744588 A JP6744588 A JP 6744588A JP 6744588 A JP6744588 A JP 6744588A JP H01240947 A JPH01240947 A JP H01240947A
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- Japan
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- key
- library
- stack
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- Pending
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 claims abstract description 4
- 238000005530 etching Methods 0.000 abstract 1
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 3
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 2
- 238000012986 modification Methods 0.000 description 2
- 230000004048 modification Effects 0.000 description 2
- 101100066398 Caenorhabditis elegans fib-1 gene Proteins 0.000 description 1
Landscapes
- Storage Device Security (AREA)
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は計算機の仮想記憶システムに係わり、特に共通
ライブラリ間の記憶保護に好適な主記憶の記憶保護に関
する。
ライブラリ間の記憶保護に好適な主記憶の記憶保護に関
する。
従来の主記憶装置では、制御レジスタにキー、主記憶に
ロックを持たせ、一致した主記憶のアクセスだけを許可
していた。
ロックを持たせ、一致した主記憶のアクセスだけを許可
していた。
保護キーによる記憶保護における上記従来技術はオーバ
ヘッドの点について配慮がされておらず問題があった。
ヘッドの点について配慮がされておらず問題があった。
（１）ライブラリを分類して各ライブラリにキーを割付
け、ライブラリ間の記憶保護を行なうことは可能である
が、ライブラリの呼び出しにおけるオーバヘッドが大き
い。例えばジョブがライブラリａを呼び出しライブラリ
内でジョブとライブラリａの開領域をアクセスするのに
はキーをその都度アクセス領域のキーに変更しなければ
ならない、また、このキー変更の命令は特権命令となっ
ており変更にはシステムコールを発行しなれればならな
ず１回のオーバヘッドも大きい。
け、ライブラリ間の記憶保護を行なうことは可能である
が、ライブラリの呼び出しにおけるオーバヘッドが大き
い。例えばジョブがライブラリａを呼び出しライブラリ
内でジョブとライブラリａの開領域をアクセスするのに
はキーをその都度アクセス領域のキーに変更しなければ
ならない、また、このキー変更の命令は特権命令となっ
ており変更にはシステムコールを発行しなれればならな
ず１回のオーバヘッドも大きい。
（２）ライブラリを分類してライブラリが使う共通ルー
チンを作成するには、上記（１）におけるキー変更用に
キーをパラメタとして渡すか、または共通ルーチンとせ
ずにｎ個の同様なルーチンを作成しなければならない。
チンを作成するには、上記（１）におけるキー変更用に
キーをパラメタとして渡すか、または共通ルーチンとせ
ずにｎ個の同様なルーチンを作成しなければならない。
本発明の目的は、これらのオーバヘッドを軽減してライ
ブラリ間の記憶保護を行なうことである。
ブラリ間の記憶保護を行なうことである。
ここで行なう記憶保護とは、各ジョブ、各ライブラリ、
スーパーバイザの間で書き込み保護を行なうものである
。また書き込み許可をする領域は、現在実行中のジョブ
またはライブラリから順次呼び出されて来た実行経路中
の全領域（今後この領域をスコープと呼ぶ）であり、そ
の他の領域はすべて書き込み不許可となる。
スーパーバイザの間で書き込み保護を行なうものである
。また書き込み許可をする領域は、現在実行中のジョブ
またはライブラリから順次呼び出されて来た実行経路中
の全領域（今後この領域をスコープと呼ぶ）であり、そ
の他の領域はすべて書き込み不許可となる。
上記目的はスタックを設け、保護キーの変更の都度その
過程を示す保護キーの値をスタック上に積み、アクセス
許可をスタック上の全キーを用いてチエツクすることに
より達成される。
過程を示す保護キーの値をスタック上に積み、アクセス
許可をスタック上の全キーを用いてチエツクすることに
より達成される。
ジョブがライブラリを呼び出したり、ライブラリが他の
ライブラリを呼び出した時、呼び出されたプログラムは
自白のデータを参照する場合、実行キーを白領域のロッ
ク値に変更する。このとき計算機は旧キー値をスタック
上へ退避する。この操作はキー値が変更される都度行な
う。ライブラリは処理が終了すると実行キーを元に戻す
命令を発行し、スタック上の旧キー値が回復される。ア
クセル許可のチエツクはスタック上の全キー値とアクセ
スするメモリのロック値の比較によりチエツクを行なう
。１つのキーでもロック値と一致すれば一致と見なしア
クセスを許可する。実行中のプログラムは実行経路中の
ジョブおよび全ライブラリ領域をアクセスすることがで
きるが、他の領域をアクセスすることはできない。これ
により実行経路中のジョブおよびライブラリの他領域の
アクセスはキー変更の１命令だけで行なうことができ、
他領域のアクセスの都度キーを変更するシステムコール
を発行するオーバーヘッドが軽減される。
ライブラリを呼び出した時、呼び出されたプログラムは
自白のデータを参照する場合、実行キーを白領域のロッ
ク値に変更する。このとき計算機は旧キー値をスタック
上へ退避する。この操作はキー値が変更される都度行な
う。ライブラリは処理が終了すると実行キーを元に戻す
命令を発行し、スタック上の旧キー値が回復される。ア
クセル許可のチエツクはスタック上の全キー値とアクセ
スするメモリのロック値の比較によりチエツクを行なう
。１つのキーでもロック値と一致すれば一致と見なしア
クセスを許可する。実行中のプログラムは実行経路中の
ジョブおよび全ライブラリ領域をアクセスすることがで
きるが、他の領域をアクセスすることはできない。これ
により実行経路中のジョブおよびライブラリの他領域の
アクセスはキー変更の１命令だけで行なうことができ、
他領域のアクセスの都度キーを変更するシステムコール
を発行するオーバーヘッドが軽減される。
ライブラリにより実行キーが変更されると、スタック上
に旧キー値が退避される。アクセス許可のチエツクは制
御レジスタ中のキーとスタック上の全キー値とアクセス
するメモリのロック値の比較により行なわれる。この時
スタック上の全キーは現ライブラリが参照することので
きるデータ領域の範囲を示している。したがってスタッ
ク上の１つのキーでもロック値と一致すればアクセスは
許可されるが、一致しなければ現ライブラリのアクセス
範囲外と見なされアクセスは許可されない。
に旧キー値が退避される。アクセス許可のチエツクは制
御レジスタ中のキーとスタック上の全キー値とアクセス
するメモリのロック値の比較により行なわれる。この時
スタック上の全キーは現ライブラリが参照することので
きるデータ領域の範囲を示している。したがってスタッ
ク上の１つのキーでもロック値と一致すればアクセスは
許可されるが、一致しなければ現ライブラリのアクセス
範囲外と見なされアクセスは許可されない。
このようにスタックは保護キーが変更された時に旧キー
値を退避し、ライブラリの実行が終了した時に直前のキ
ー値に戻すために利用される。スタック上のキー値が現
実行中ライブラリを除くアクセス可能範囲を示している
。
値を退避し、ライブラリの実行が終了した時に直前のキ
ー値に戻すために利用される。スタック上のキー値が現
実行中ライブラリを除くアクセス可能範囲を示している
。
以下、本発明の一実施例を説明する。
第１図は仮想記憶システムにおけるアドレス変換を示す
概略図である。１は制御レジスタで、その中のアドレス
変換テーブルを指すポインタ６と保護キー５がある。実
行中の命令はプログラム・カウンタ１０が示す。セグメ
ントテーブル２．ページテーブル３はアドレス変換テー
ブルと呼び論理アドレスを物理アドレスに変換するため
に用いる。ページテーブル３の各エントリは物理ページ
４に対応しており、その中に物理ページのロック７と書
込み許可を示すライトフラグ８がある。９は保護キーを
変更前の値を蓄積するキースタックである。
概略図である。１は制御レジスタで、その中のアドレス
変換テーブルを指すポインタ６と保護キー５がある。実
行中の命令はプログラム・カウンタ１０が示す。セグメ
ントテーブル２．ページテーブル３はアドレス変換テー
ブルと呼び論理アドレスを物理アドレスに変換するため
に用いる。ページテーブル３の各エントリは物理ページ
４に対応しており、その中に物理ページのロック７と書
込み許可を示すライトフラグ８がある。９は保護キーを
変更前の値を蓄積するキースタックである。
第２図は仮想記憶空間の構成を示す。この空間内にはス
ーパーバイザ１１．共通ライブラリ２１゜２２．２３．
ジョブ３１，３２，３３が入る。共通ライブラリ、ジョ
ブの個数は実際にはいくつでも良い。
ーパーバイザ１１．共通ライブラリ２１゜２２．２３．
ジョブ３１，３２，３３が入る。共通ライブラリ、ジョ
ブの個数は実際にはいくつでも良い。
第３図は本実施例の中で行なう保護を示している。
第４図は保護キー５．ロック７、ライトフラグ８の組み
合ね世による記憶保護の内容を示したものである。
合ね世による記憶保護の内容を示したものである。
第５図は仮想記憶空間におけるロックの割付けを示した
ものである。
ものである。
第６図に従ってライブラリ間の記憶保護について説明す
る。
る。
ジョブ（ｊｏｂ １ ）実行中は制御レジスタ１中の保
護キー５の値をジョブのロック値と同じ値１にする。キ
ースタックは空の状態である。ジョブ実行中は第４図に
示す記憶保護に従い自領域内は読み出し、書き込み共に
可能であるが、その他の領域は読み出しだけが許可とな
り書き込みは行なえない。ジョブがライブラリ（Ｈｂ
１ ）を呼び出すと、ライブラリは白領域内のデータを
参照するために保護キーを変更する。この保護キーの変
更は実行中の領域内のロック値に限って変更できるよう
にして非特権命令とすることにより、ライブラリが必要
に応じてキー変更命令（ｐｕｓｈ）を実行できるように
する。この命令実行により新しい保護キーとライトフラ
グが制御レジスタに設定される。旧保護キーはキースタ
ック上に積まれる。ライブラリ（ｌｉｂ １ ）実行中
は、制御レジスタ中の保護キーとキースタック上の保護
キーのいずれかに一致する領域すなわちジョブ（ｊｏｂ
１ ）とライブラリ（ｆｉｂ １ ）の領域の両方に
対して読み込み、書き込み可能となり、他の領域は読み
込み可、書き込み不可となる。
護キー５の値をジョブのロック値と同じ値１にする。キ
ースタックは空の状態である。ジョブ実行中は第４図に
示す記憶保護に従い自領域内は読み出し、書き込み共に
可能であるが、その他の領域は読み出しだけが許可とな
り書き込みは行なえない。ジョブがライブラリ（Ｈｂ
１ ）を呼び出すと、ライブラリは白領域内のデータを
参照するために保護キーを変更する。この保護キーの変
更は実行中の領域内のロック値に限って変更できるよう
にして非特権命令とすることにより、ライブラリが必要
に応じてキー変更命令（ｐｕｓｈ）を実行できるように
する。この命令実行により新しい保護キーとライトフラ
グが制御レジスタに設定される。旧保護キーはキースタ
ック上に積まれる。ライブラリ（ｌｉｂ １ ）実行中
は、制御レジスタ中の保護キーとキースタック上の保護
キーのいずれかに一致する領域すなわちジョブ（ｊｏｂ
１ ）とライブラリ（ｆｉｂ １ ）の領域の両方に
対して読み込み、書き込み可能となり、他の領域は読み
込み可、書き込み不可となる。
同様にライブラリ（ｌｉｂ １ ）がライブラリ（ｌｉ
ｂ ２ ）を呼び出してライブラリ（Ｈｂ ２ ）実行
中は、キースタック内にジョブ（ｊｏｂｌ）とライブラ
リ（ｌｉｂｌ）のロック値が入り、制御レジスタにはラ
イブラリ（ｆｉｂ２）のロックイ直が設定される。これ
によりライブラリ（１，１ｂ２）からはジョブ（ｊｏｂ
ｌ）、ライブラリ（］１ｂｌ）、ライブラリ（］、１ｂ
２）領域のいずれに対しても書き込み可能となる。各ラ
イブラリは処理が終了すると、キーを元に戻す命令（ｐ
ｏｐ）を実行した後、呼び出し元に戻る。
ｂ ２ ）を呼び出してライブラリ（Ｈｂ ２ ）実行
中は、キースタック内にジョブ（ｊｏｂｌ）とライブラ
リ（ｌｉｂｌ）のロック値が入り、制御レジスタにはラ
イブラリ（ｆｉｂ２）のロックイ直が設定される。これ
によりライブラリ（１，１ｂ２）からはジョブ（ｊｏｂ
ｌ）、ライブラリ（］１ｂｌ）、ライブラリ（］、１ｂ
２）領域のいずれに対しても書き込み可能となる。各ラ
イブラリは処理が終了すると、キーを元に戻す命令（ｐ
ｏｐ）を実行した後、呼び出し元に戻る。
上記においてテキスト部とデータにより保護を変える場
合はライトフラグを用いる。テキスト部のライトフラグ
をＯ、データ部のライトフラグを１にすることにより、
データ部に対してだけ書き込みを許可することもできる
。
合はライトフラグを用いる。テキスト部のライトフラグ
をＯ、データ部のライトフラグを１にすることにより、
データ部に対してだけ書き込みを許可することもできる
。
第７図はｐｕｓｈ命令のフローチャートである。
ｐｕｓｈ命令はまず制御レジスタ中にある保護キーをキ
ースタック上に積み退避しく１．０１）、次のプログラ
ムカウンタのイ直からセグメント、ページテーブルをひ
き現在実行中の領域のロック値およびライトフラグを取
り出す。この値を新しいキー値。
ースタック上に積み退避しく１．０１）、次のプログラ
ムカウンタのイ直からセグメント、ページテーブルをひ
き現在実行中の領域のロック値およびライトフラグを取
り出す。この値を新しいキー値。
ライトフラグとして制御レジスタへ設定する（１０２）
。
。
第８図はρ０ρ命令のフローチャートである。まずキー
スタック最上のキー値を取り出しく２０１．）、その値
を新しいキー値として制御レジスタへ設定する。
スタック最上のキー値を取り出しく２０１．）、その値
を新しいキー値として制御レジスタへ設定する。
第９図は各命令の中で行なう記憶保護チエツクである。
本実施例では読み込みは任意の領域に対して可能であり
、書き込みについてのみ保護される。各命令の書き込み
を行なう番地のページのロック値、ライトフラグを取り
出す（３０１）。取り出したロック値と制御レジスタ中
の保護キーを比較し、一致すれば次にライトフラグをチ
エツクし１になっていれば書き込み可と児なし次の処理
をする（３０２）。不一致の場合は、キースタック上の
保護キーと順次一致するか比較する。一致すればライト
フラグにより書き込みチエツクを行なう。いずれも一致
しないか、ライトフラグがＯであれば記憶保護エラーと
する（３０３）。
、書き込みについてのみ保護される。各命令の書き込み
を行なう番地のページのロック値、ライトフラグを取り
出す（３０１）。取り出したロック値と制御レジスタ中
の保護キーを比較し、一致すれば次にライトフラグをチ
エツクし１になっていれば書き込み可と児なし次の処理
をする（３０２）。不一致の場合は、キースタック上の
保護キーと順次一致するか比較する。一致すればライト
フラグにより書き込みチエツクを行なう。いずれも一致
しないか、ライトフラグがＯであれば記憶保護エラーと
する（３０３）。
本実施例によれば、ライブラリがシステムコールにより
保護キーを変更する必要がなくなり、ライブラリ実行に
おけるオーバヘッドを軽減できる効果がある。
保護キーを変更する必要がなくなり、ライブラリ実行に
おけるオーバヘッドを軽減できる効果がある。
本発明によれば、保護キーの変更がシステムコールでは
なく１命令により行なえるので、キー変更に伴うオーバ
ヘッドを軽減できる効果がある。
なく１命令により行なえるので、キー変更に伴うオーバ
ヘッドを軽減できる効果がある。
システムコールは百〜数百ステップ実行することになる
。
。
第１図は本発明の一実施例のアドレス変換の説明図、第
２図は仮想記憶空間の構成図、第３図は保護すべき項目
の説明図、第４図はキープロテクションの説明図、第５
図はロックの割付けを示す説明図、第６図はライブラリ
呼び出しとキースタックの変化の説明図、第７図はキー
変更用ｐｕｓｈ命令のフローチャート、第８図はキーを
元に戻すｐｏｐ命令のフローチャート、第９図は各命令
における記憶保護チエツクのフローチャートである。 ９・・・キースタック。 躬 ／ 凹 第 ２ 図 第 、３２ 第 ４ 図
２図は仮想記憶空間の構成図、第３図は保護すべき項目
の説明図、第４図はキープロテクションの説明図、第５
図はロックの割付けを示す説明図、第６図はライブラリ
呼び出しとキースタックの変化の説明図、第７図はキー
変更用ｐｕｓｈ命令のフローチャート、第８図はキーを
元に戻すｐｏｐ命令のフローチャート、第９図は各命令
における記憶保護チエツクのフローチャートである。 ９・・・キースタック。 躬 ／ 凹 第 ２ 図 第 、３２ 第 ４ 図
Claims (1)
- １、制御レジスタ、アドレス変換テーブルを備えた仮想
記憶システムにおいて、実行経路の保護キーを蓄積する
キースタックを設けたことを特徴とする主記憶の記憶保
護方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6744588A JPH01240947A (ja) | 1988-03-23 | 1988-03-23 | 主記憶の記憶保護方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6744588A JPH01240947A (ja) | 1988-03-23 | 1988-03-23 | 主記憶の記憶保護方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01240947A true JPH01240947A (ja) | 1989-09-26 |
Family
ID=13345133
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6744588A Pending JPH01240947A (ja) | 1988-03-23 | 1988-03-23 | 主記憶の記憶保護方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01240947A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2013140446A (ja) * | 2011-12-28 | 2013-07-18 | Fujitsu Ltd | 情報処理装置および不正アクセス防止方法 |
-
1988
- 1988-03-23 JP JP6744588A patent/JPH01240947A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2013140446A (ja) * | 2011-12-28 | 2013-07-18 | Fujitsu Ltd | 情報処理装置および不正アクセス防止方法 |
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