JPH01279343A - Main memory protection system for computer system - Google Patents
Main memory protection system for computer systemInfo
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Abstract
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は計算機システムの主記憶保護方式に係わる。[Detailed description of the invention] [Industrial application field] The present invention relates to a main memory protection method for a computer system.
従来、計算機システムの主記憶保護方式については1例
えばマドニック、トノパン共著、池田法。Conventionally, regarding main memory protection methods for computer systems, 1, for example, Madnick and Tonopan co-authored, Ikeda method.
オペレーティング・システム、日本コンピュータ協会出
版、第48頁から第51頁(MADNICK。Operating Systems, Computer Association of Japan Publishing, pp. 48-51 (MADNICK.
DONOVAN共著)に述へられているキーとロックに
よるものが知られている。A key-and-lock system described in ``DONOVAN Co-authored'' is known.
上記従来技術によれば、プログラム毎に割付けられたキ
ーは計算機システムの制御レジスタに保持されている。According to the above-mentioned conventional technology, keys assigned to each program are held in a control register of the computer system.
一方、主記憶装置には固定された容量(以下ページと称
する)毎にロックが保持されている。プログラムが主記
憶のあるページをアクセスしようとすると、上記制御レ
ジスタ内のキーとアクセス対象ページのロックとが比較
される。On the other hand, a lock is held for each fixed capacity (hereinafter referred to as a page) in the main storage device. When a program attempts to access a page in main memory, the key in the control register is compared with the lock of the page to be accessed.
キーとロックが一致すれば、そのページに対して読み出
しと書き込み双方が可能となる。上記従来技術はロック
のほかに主記憶装置に、ページ毎にキーとロックが一致
しない場合の読み出し許可を示すビットを備えている。If the key and lock match, both reading and writing to that page is possible. In addition to the lock, the above-mentioned conventional technology includes a bit in the main memory that indicates read permission for each page when the key and lock do not match.
従って、キーとロックが一致しなくても該ビットの状態
によって読み出しのみは可能となる場合がある。上記の
アクセス権の判定により、該ページのアクセスが禁止さ
れている場合は例外割込が発生しオペレーテイング・シ
ステムに制御が移り、そこで異常処理が行なわれる。Therefore, even if the key and lock do not match, only reading may be possible depending on the state of the bit. As a result of the above access right determination, if access to the page is prohibited, an exception interrupt occurs and control is transferred to the operating system, where abnormal processing is performed.
ここで、異なるページに格納されたユーザ・プログラム
とユーザ・プログラムから呼び出されるサービス・プロ
グラムの記憶保護について述べる。Here, we will discuss storage protection for user programs stored in different pages and service programs called from the user programs.
ユーザ・プログラムとサービス・プログラムが格納され
ている主記憶のロックには、それぞれ異なる値A、Bが
設定され、ユーザ・プログラム実行時には制御レジスタ
のキーの値にAが設定され。Different values A and B are set to the locks of the main memory where the user program and the service program are stored, respectively, and A is set to the key value of the control register when the user program is executed.
ユーザ・プログラムから主記憶の白領域には書き込みが
許されるが、サービス・プログラム領域へは書き込みが
禁止されているものとする。また、制御レジスタのキー
の変更命令はオペレーティング・システムしか実行でき
ない特権命令となっており、ユーザ・プログラムあるい
はサービス・プログラムが直接キーを変更できないよう
になっている。今、ユーザ・プログラムがサービス・プ
ログラムを呼び出し、サービス・プログラムが白領域の
データ領域および呼び出し元のユーザ・プログラムのデ
ータ領域双方に書き込みを行なう場合を想定すると、サ
ービス・プログラムがユーザ・プログラムから呼び出さ
れた時点の制御レジスタのキーの値はAになっており、
このままでの白領域への書き込みを行なうことができな
い。そこで。It is assumed that writing from the user program is permitted to the white area of the main memory, but writing to the service program area is prohibited. Furthermore, the instruction to change the key of the control register is a privileged instruction that can only be executed by the operating system, so that the user program or service program cannot directly change the key. Now, assuming that a user program calls a service program and the service program writes to both the data area of the white area and the data area of the calling user program, the service program calls the service program from the user program. The key value of the control register at the time of
It is not possible to write to the white area as it is. Therefore.
サービス・プログラムは白領域にデータを書き込む前に
、システム・コールを発行し、オペレーティング・シス
テムにキーをBに変更する由依頼する。オペレーティン
グ・システムはキーの変更値の妥当性を調べてから、キ
ーをBに変更し、サービス・プログラムに制御を戻す。Before writing data to the white area, the service program issues a system call asking the operating system to change the key to B. The operating system checks the validity of the key change value, changes the key to B, and returns control to the service program.
この後、サービス・プログラムが処理したデータを呼び
出し元のユーザ・プログラム領域に書き込み時は、ふた
たびシステム・コールを発行してキーを八に戻さなくて
はならない。After this, when writing data processed by the service program to the calling user program area, the system call must be issued again to return the key to eight.
このように前記従来技術は、1つのプログラムが保護ロ
ック値の異なる複数の領域に交互にデータを書き込む場
合、その都度システム・コールを発行しキーの値を書き
込む主記憶領域のロック値に変更する必要があり、オー
バヘッドが大きいという問題がある。また、書き込み領
域が白領域かどうか意識し、必要に応じキーを変更しな
くてはならないので、プログラムの作成が難しくなると
共に、キーの変更忘れの誤りを生じる可能性がある。In this way, in the conventional technology, when one program writes data alternately to multiple areas with different protection lock values, a system call is issued each time to change the lock value of the main storage area to which the key value is written. There is a problem that the overhead is large. In addition, it is necessary to be aware of whether the writing area is a white area and change the key as necessary, which makes it difficult to create a program and may cause an error in forgetting to change the key.
本発明の「1的は」二記問題を解決することにある。The first object of the present invention is to solve the second problem.
上記目的は、制御レジスタに第2以降のキーを格納する
エリアを設け、それぞれのキーとアクセス対象の主記憶
のロックとのそれぞれの比較結果の和をとることにより
、達成される。The above object is achieved by providing an area in the control register to store the second and subsequent keys, and calculating the sum of the comparison results between each key and the lock of the main memory to be accessed.
すなわち、ロック値の異なる複数の領域へアクセスする
プログラムの先頭で、制御レジスタの各キーにアクセス
対象の主記憶のロック値を設定させることにより、アク
セス領域が変わる度にキーを変更する必要がなくなりオ
ーバヘッドが軽減され、プログラムの作成も容易となる
。In other words, by setting each key in the control register to the lock value of the main memory to be accessed at the beginning of a program that accesses multiple areas with different lock values, there is no need to change the key each time the access area changes. Overhead is reduced and programming becomes easier.
本発明では、制御レジスタ内に設けられた複数のキーと
アクセス対象の主記憶のロックとの、それぞれの比較毎
に読み出し権、書き込み権等のアクセス権が得られ、更
に比較結果の各アクセス権の和を、アクセス対象の主記
憶へのアクセス権とする。上記動作により決定したアク
セス権により主記憶へのアクセス動作が許可されるかど
うか調べられ、許可ならばアクセスを許し、不許可なら
ば例外割込を発生させオペレーティング・システムに制
御を移す。In the present invention, access rights such as read rights and write rights are obtained for each comparison between a plurality of keys provided in a control register and a lock of the main memory to be accessed, and each access right is obtained as a result of the comparison. Let the sum be the access right to the main memory of the access target. It is checked whether or not access to the main memory is permitted based on the access rights determined by the above operations. If permission is granted, access is permitted; if not, an exception interrupt is generated and control is transferred to the operating system.
以下、本発明の一実施例を図を用いて説明する。 An embodiment of the present invention will be described below with reference to the drawings.
第1@は主記憶保護回路の構成を示す図1である。The first @ is FIG. 1 showing the configuration of a main memory protection circuit.
第1図において制御レジスタ1は、第1.キー2および
第2キー3を保持するレジスタ、ロックレジスタ4は主
記憶のページ毎のロック1 BおよびFフラグ19を保
持するレジスタでアクセス対象のページを選択するアド
レス線5により対応ページのロック18およびFフラグ
19が選択される62つの比較器9にはそ才しぞ九制御
しジニ(り1内の第1キー2と第2キー3およびアドレ
ス線5により選択されたロックレジスタ4のロック18
と■?フラグ19が入力・比較され、それぞれのキーに
対する読み出し権と書み込み権がそれぞれ読み出し許可
信号20.書き込み許可信号22として出力される。こ
こでそれぞれの読み出し許可信号20は1”の時読み出
し可能を示し、“0”の読み出し禁止を示す。同様に書
き込み許可信号22はLL I IIの時書き込み可能
を It Q IIの時書き込み禁止を示す、オアゲー
ト11は2つの比較器9から出力される読み出し許可信
号20の論理和をとり、読み出し許可和信号24を出力
する。同様にオアゲート12は2つの比較器9から出力
される書き込み許可信号22の論理和をとり、書き込み
許可和信号25を出力する。比較器13には、前記読み
出し許可和信号24.書き込み許可和信号25、および
アクセス対象の主記憶への読み出し要求を示す読み出し
要求信号14.同じく書き込み要求を示す書き込み要求
信号15が入力され。In FIG. 1, the control register 1 includes the first . The lock register 4 is a register that holds the key 2 and the second key 3, and the lock register 4 is a lock for each page of the main memory.The lock register 4 is a register that holds the B and F flags 19, and the corresponding page is locked 18 by the address line 5, which selects the page to be accessed. The 62 comparators 9 in which the F flag 19 is selected are each controlled to lock the lock register 4 selected by the first key 2 and the second key 3 in the generator 1 and the address line 5. 18
and■? The flags 19 are input and compared, and the read permission and write permission for each key are determined by a read permission signal 20. It is output as a write permission signal 22. Here, each read permission signal 20 indicates that reading is possible when it is 1'', and indicates that reading is prohibited when it is 0.Similarly, the write permission signal 22 indicates that writing is enabled when it is LL I II, and that it is prohibited to write when it is It Q II. , the OR gate 11 takes the logical sum of the read permission signals 20 output from the two comparators 9 and outputs the read permission sum signal 24.Similarly, the OR gate 12 takes the logical sum of the read permission signals 20 output from the two comparators 9 and outputs the read permission sum signal 24. 22 and outputs a write permission sum signal 25.The comparator 13 receives the read permission sum signal 24, the write permission sum signal 25, and a read request signal indicating a read request to the main memory to be accessed. 14. Similarly, a write request signal 15 indicating a write request is input.
アクセス対象の主記憶へのアクセスの許可を示すアクセ
ス許可信号16(”1”の時主記憶へのアクセスが可能
)、あるいは同じくアクセス不許可を例外割込を発生さ
せてオペレーティング・システムに知らせるための例外
割込信号17(”1”の時例外割込が発生)を出力する
。An access permission signal 16 indicating permission to access the main memory of the access target (when it is "1", access to the main memory is possible), or similarly, to notify the operating system that access is not permitted by generating an exception interrupt. The exception interrupt signal 17 (an exception interrupt occurs when it is "1") is output.
第2図は第1図の比較器9の入力および出力の関係を示
す表である。同図に示すように、キー2あるいは3とロ
ック18が一致した場合には、読み出し許可信号20お
よび書き込み許可信号22はFフラグ19の値にかかわ
らず共に“1″となり、キー2あるいは3とロック18
が不一致の場合には、書き込み許可信号22は常に“0
″で、読み出し許可信号20はFフラグ19の値が“1
″の時のみII I IIとなる。FIG. 2 is a table showing the relationship between the input and output of the comparator 9 of FIG. 1. As shown in the figure, when the key 2 or 3 matches the lock 18, the read permission signal 20 and the write permission signal 22 both become "1" regardless of the value of the F flag 19, and the key 2 or 3 and the lock 18 match. lock 18
If they do not match, the write permission signal 22 is always “0”.
”, the read permission signal 20 indicates that the value of the F flag 19 is “1”.
'', it becomes II II II.
第3図は第1図の比較器13の入力および出力の関係を
示す表である。FIG. 3 is a table showing the relationship between the input and output of the comparator 13 shown in FIG.
第4図は主記憶のユーザ・プロゲラ11およびサービス
・プログラムの格納されている領域の各々のページに対
するロックレジスタ4のロック18およびFフラグ19
の値を示す表である。FIG. 4 shows the lock 18 and F flag 19 of the lock register 4 for each page of the area where the user programmer 11 and service program of the main memory are stored.
This is a table showing the values of .
ここで、第4図に示すユーザ・ブロクラムがサービス・
プログラムを呼び出し、サービス・プログラムが白領域
および呼び出し元のユーザ・プログラム領域にデータを
書き込む場合を例にとり、本実施例の動作を説明する。Here, the user blockrum shown in Figure 4 is the service block.
The operation of this embodiment will be explained by taking as an example a case where a program is called and the service program writes data into a white area and a user program area of the caller.
ユーザ・プログラム実行時の制御レジスタ1の第1キー
2および第2キー3には、ユーザ・プログラム起動待オ
ペレーティング・システムにより、それぞれ′3”が設
定されている。従って第1図に示す主記憶保護回路は、
ユーザ・プログラムが白領域に対し読み出しおよび書き
込みを要求した場合、2つの比較器9の読み出し許可信
号20.および書き込み許可信号22は第2図の条件よ
りそれぞれ共に11111になり、比較器13の入力で
ある読み出し許可和信号24および書き込み許可和信号
25も共に“1′″となり、第3図の条件より読み出し
要求および書き込み要求どちらの場合もアクセス許可信
号16は1”となり、ユーザ・プログラムは白領域に対
し読み書き双方が可能となる。一方、ユーザ・プログラ
ムからサービス・プログラム領域のアクセスに関しては
、2つの比較器9の読み出し許可信号20は゛1”とな
るが、書き込み許可信号22が“0″となるため、比較
器13のアクセス許可信号は読み出し要求の場合は11
177となるが、書き込み要求の場合は′O″”となり
、ユーザ・プログラムはサービス・プログラム領域への
読み出しは可能となるが書き込みは不可能となる。これ
により、サービス・プログラム領域がユーザ・プログラ
ムにより誤って破壊されるのを防いでいる。When the user program is executed, the first key 2 and second key 3 of the control register 1 are each set to ``3'' by the operating system waiting for the user program to start. Therefore, the main memory shown in FIG. The protection circuit is
When the user program requests reading and writing to the white area, the read permission signals 20. of the two comparators 9 are activated. The write permission signal 22 and write permission signal 22 are both 11111 under the conditions shown in FIG. In both read and write requests, the access permission signal 16 becomes 1", and the user program can read and write to the white area. On the other hand, when accessing the service program area from the user program, there are two The read permission signal 20 of the comparator 9 becomes ``1'', but the write permission signal 22 becomes ``0'', so the access permission signal of the comparator 13 becomes 11 in the case of a read request.
177, but in the case of a write request, it becomes ``O'''', and the user program can read into the service program area, but cannot write to it. This prevents the service program area from being accidentally destroyed by a user program.
次にユーザ・プログラムがサービス・プログラムを呼び
出しサービス・プログラムに制御が移ると、この時点で
は制御レジスタ1の第1キー2および第2キー3は共に
II 3 PIのままで、サービス・プログラムは白領
域にデータを書き込むことができない。そこで、サービ
ス・ブロクラムはシステム・コールを発行しオペレーテ
ィング・システムに制御レジスタ1の第2キー3を“2
″に変更する山依頼する。これは、制御レジスタ1.の
内容変更を行なう命令は特権命令で、オペレーティング
・システムしか実行できないからである。オペレーティ
ング・システムは制御レジスタ1の第2キー3をrz
211に変更したサービス・プログラムに制御を戻す。Next, when the user program calls the service program and control is transferred to the service program, at this point both the first key 2 and the second key 3 of control register 1 remain II 3 PI, and the service program becomes white. Unable to write data to the area. Therefore, the service block issues a system call to tell the operating system to set the second key 3 of control register 1 to "2".
This is because the instruction that changes the contents of control register 1 is a privileged instruction and can only be executed by the operating system.The operating system sets the second key 3 of control register 1 to rz
211 and returns control to the changed service program.
これにより、制御レジスタ1の第1キー2はN 311
.第2キー3は112 IIとなる。この結果サービス
・プログラムの白領域のアクセスは、第1図左側の第2
キー;3に対する比較器9の読み出し許可信号20およ
び書き込み許可信号22が第2キー3の値″2′″とサ
ービス・プログラム領域のロック・レジスタ4のロック
18の値″2”が一致するため共に1”となり、比較器
13のアクセス許□可信号16は読み出し要求および書
き込みに要求に対してもII I IIとなり、サービ
ス・プログラムは白領域への読み一、1>き双方が可能
となる。一方、サービス・プログラムの呼び出し元のユ
ーザ・プログラム領域へのアクセスは、第1図右側の第
1キー2に対する比較器9の読み出し許可信号20およ
び書き込み許可信号22が第1キー2の値″;3”とユ
ーザ・プログラム領域に対するロックレジスタ4のロッ
ク18の値II 3 IIが一致するため共に、u l
nとなり、比較器13のアクセス許可信号16は読み
出し要求および書き込み要求に対してもII i II
となり、サービス・プログラムはユーザ・プロゲラlN
領域への読み書き双方が可能になる。As a result, the first key 2 of the control register 1 is N 311
.. The second key 3 becomes 112 II. As a result, the access to the white area of the service program is as follows:
The read permission signal 20 and write permission signal 22 of the comparator 9 for key 3 match the value "2" of the second key 3 and the value "2" of the lock 18 of the lock register 4 in the service program area. Both become 1'', and the access permission signal 16 of the comparator 13 becomes II II II for read requests and write requests, and the service program can both read and write to the white area. On the other hand, in order to access the user program area of the service program caller, the read permission signal 20 and write permission signal 22 of the comparator 9 for the first key 2 on the right side of FIG. ;3'' and the value II 3 II of lock 18 of lock register 4 for the user program area match, so both u l
n, and the access permission signal 16 of the comparator 13 also responds to read requests and write requests.
The service program is User Progera lN.
It becomes possible to both read and write to the area.
サービス・ブ【1グラムは処理終了後、ふたたびシステ
ム・コールを発行し制御レジスタ1の第2キー3の値を
# :3 IIに戻し、ユーザ・ブログラノ、に制御を
戻す。After the service BU [1 Gram] completes its processing, it issues a system call again, returns the value of the second key 3 of the control register 1 to #:3 II, and returns control to the user BLOGRANO.
上記のようにサービス・プログラムはシステtトコール
により制御レジスタ1の第1キー2にユーザ・プログラ
ム領域のロック18に一致する値を、第2キー3に白領
域のロック18に一致する値を設定し1両領域への読み
書き双ノJを可能にしている。As mentioned above, the service program uses the system call to set the first key 2 of the control register 1 to a value that matches the lock 18 in the user program area, and to the second key 3 to set a value that matches the lock 18 in the white area. This makes it possible to read and write to both areas.
本実施例では、制御レジスタ1に2つのキーを設定でき
るので、−度のキー設定でロックの異なる2つの領域を
読み書きできるという効果がある。In this embodiment, since two keys can be set in the control register 1, it is possible to read and write two areas with different locks by setting the keys at -degrees.
以上の説明から明らかな如く、本発明によれば、異なる
ロック値が設定された複数のプログラム間で、1つのプ
ログラムが二番目以降のキーの値をアクセスしたいプロ
グラム領域のロックと同じ値に変更することにより、以
後同プログラムから任意のタイミングに他プロゲラ11
領域をアクセスできるので、アクセス領域を意識してキ
ーを切替える必要がなくなりオーバヘッドが軽減される
と共にプログラム作成が容易になるという効果がある。As is clear from the above description, according to the present invention, among a plurality of programs in which different lock values are set, one program changes the value of the second and subsequent keys to the same value as the lock of the program area that it wants to access. By doing this, you can access other ProGuerra 11 from the same program at any time.
Since the area can be accessed, there is no need to switch keys while being aware of the access area, which reduces overhead and facilitates program creation.
第1図は主記憶保護回路の構成を示す図、第2図は第1
図における比較器9の入力と出力との関係を説明するた
めの図、第3図は第1図の比較器13の入力と出力との
関係を説明するための図、第4図はロックレジスタのロ
ックとフラグとの関〜
鴇 ! ■Figure 1 is a diagram showing the configuration of the main memory protection circuit, and Figure 2 is a diagram showing the configuration of the main memory protection circuit.
FIG. 3 is a diagram for explaining the relationship between the input and output of comparator 9 in FIG. 1, FIG. 4 is a diagram for explaining the relationship between the input and output of comparator 13 in FIG. Seki with the lock and flag ~ Toki! ■
Claims (1)
のアクセス権を決定する計算機システムにおいて、第1
のキーに加え第2以降のキーを設け、それぞれのキーと
アクセス対象となる主記憶のロックとを比較し、それぞ
れの比較結果の和により主記憶へのアクセス権を決定す
ることを特徴とする計算機システムの主記憶保護方式。1. In a computer system that determines a program's access right to main memory by comparing keys and locks,
In addition to the above key, a second and subsequent keys are provided, each key is compared with a lock of the main memory to be accessed, and the right to access the main memory is determined by the sum of the comparison results. A main memory protection method for computer systems.
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10900288A JPH01279343A (en) | 1988-05-06 | 1988-05-06 | Main memory protection system for computer system |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP10900288A JPH01279343A (en) | 1988-05-06 | 1988-05-06 | Main memory protection system for computer system |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH01279343A true JPH01279343A (en) | 1989-11-09 |
Family
ID=14499079
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP10900288A Pending JPH01279343A (en) | 1988-05-06 | 1988-05-06 | Main memory protection system for computer system |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH01279343A (en) |
Cited By (1)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2009537879A (en) * | 2006-05-19 | 2009-10-29 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Method and system for moving data using user selectable storage access keys |
-
1988
- 1988-05-06 JP JP10900288A patent/JPH01279343A/en active Pending
Cited By (2)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JP2009537879A (en) * | 2006-05-19 | 2009-10-29 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Method and system for moving data using user selectable storage access keys |
JP4653236B2 (en) * | 2006-05-19 | 2011-03-16 | インターナショナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーション | Method and system for moving data using user selectable storage access keys |
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