JPH0262645A - 記憶保護方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、記憶保護方式に関し、特に、データ処理シス
テムにおけるメモリ上のデータを保護する記憶保護方式
に関するものである。

〔従来の技術〕

従来、データ処理システムにおいて、主記憶装置に対す
る不正な書込み、不正読出し、主記憶装置の内容の破壊
などを防止して、メモリ上のデータを保護するために記
憶保護が行われる。このような記憶保護方式の一例とし
て、主記憶装置上のデータに対して、メモリアクセスの
単位であるページ（４Ｋ　Ｂ　ｙｔｅ）単位に記憶保護
を行うページプロテクション（Ｐａｇｅ　Ｐｒｏｔｅｃ
ｔｉｏｎ）がある、このページプロテクションでは、ペ
ージテーブルにページプロテクションビットを持ち、こ
のページプロテクションビットが１”の時、対応する仮
想空間のページに対する書込みを禁止する。すなわち、
ストアしようとするページのページプロテクションビッ
トが１１”の時には、ストアリクエストは抑止されて、
記憶保護例外の処理を行う。

また、記憶保護方式の他の一例として、低位アドレス保
護（Ｌｏｗ　Ａｄｄｒｅｓｓ　Ｐｒｏｔｅｃｔｉｏｎ）
がある、この低位アドレス保護では、論理アドレスのＯ
〜５１１番地までの５１２Ｂの固定記憶領域に対する記
憶保護である。低位アドレス保護はページプロテクショ
ンに比較して、記憶保護の単位が５１２Ｂと小さいが、
固定アドレスによる記憶領域の記憶保護となっている。

このようなページプロテクション、低位アドレス保護に
関しては、ｒアイ　ビー　エム　システム／３７０　　
エクステンデッド　アーキテクチャ　プリンシプルズ　
オブ　オペレーション（ＳＡ２２−７０８５−１）、１
９８７年１月、　３−１０頁〜３−１１頁［ＩＢＭ　Ｓ
ｙｓｔｅｍ／３７０　Ｅｘ’ｔｅｎｄｅｄ　Ａｒｃｈｉ
ｔｅｃｔｕｒｅＰｒｉｎｃｉｐｌｅｓ　ｏｆ　０ｐｅｒ
ａｔｉｏｎ　（ＳＡ２２−７０８５−１）　、１９８７
Ｊａｎ　、　＋　ｐｐ３−１０−３−１１１に記載され
ている。

〔発明が解決しようとする課題〕

ところで、ベーンプロテクションは、データ処理システ
ムにおける記憶保護として有効なものであるが、記憶保
護が４キロバイト（４ＫＢ）’のページ単位でしか行な
えない。

データ処理システムの運用において５プログラム処理が
実行されている間に、グローバルブロックと呼ばれる６
４バイト程度の重要領域が知らない間に破壊され、破壊
が判明した時には破壊の原因が解からなくなっていると
いうソフトエラーが発生することがある。このようなソ
フトエラーの原因の解明のため、ソフトウェアにより記
憶保護する単位を、ページ単位の４ＫＢよりも小さい単
位１例えば６４Ｂ、３２Ｂといった小さな記憶領域（制
御ブロックデータに対応する範囲の記憶領域など）の単
位で指定して、記憶保護が行えるようにした記憶保護方
式が所望される。

しかしながら、上述のように、ページプロテクションで
は記憶保護を行う単位がページ単位の４ＫＢ単位で行わ
れるものであり、４ＫＢ単位の範囲の記憶保護は、記憶
保護範囲が大きすぎて、ソフトウェア上において細かく
記憶保護の制御を行うには、使い勝手が悪いという問題
点があった。

また、低位アドレス保護では、ページプロテクションに
比べて記憶保護範囲が５１２Ｂと小さいが、この低位ア
ドレス保護は、論理アドレスの０〜５１１番地までの固
定的な記憶領域の書込み保護であり、記憶保護がなされ
るのは、アドレスの０〜５１１番地に限られており、任
意のアドレスのデータを記憶保護するものでは無く、こ
れもソフトウェア上において細かく記憶保護の制御を行
うには、使い勝手が悪いという問題点があった。

本発明は、上記問題点を解決するためになされたもので
ある。

本発明の目的は、仮想空間のページよりも小さい領域に
対して記憶保護が行える記憶保護方式を提供することに
ある。

本発明の前記ならびにその他の目的と新規な特徴は１本
明細書の記述及び添付図面によって明らかになるであろ
う。

〔課題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明においては、ページテ
ーブルのエントリデータによりアドレス変換を行い、メ
モリアクセスを仮想空間のページ単位に行うデータ処理
システムにおいて、仮想空間のページをｎ個（ｎは自然
数）のブロックに分割したブロック単位に記憶保護を指
示するデータを格納するブロック記憶保護フィールドを
ページテーブルのエントリアドレスデータ内にｎ個のブ
ロックに対応して設け、ブロック単位に記憶保護を行う
ことを特徴とする。

〔作用〕

前記手段によれば、仮想空間のページをｎ個のブロック
に分割したブロック単位に記憶保護を指示するデータを
格納するブロック記憶保護フィールドがページテーブル
のエントリアドレスデータ内にｎ個のブロックに対応し
て設けられる。データ処理システムは、仮想アドレスか
らページテーブルのエントリデータにより実アドレスに
アドレス変換を行い、メモリアクセスを仮想空間のペー
ジ単位に行う。このときのアドレス変換は、ブロック記
憶保護フィールドのデータを含んだページテーブルのエ
ントリアドレスデータのコピーを有するアドレス変換バ
ッファにより行う。つまり、仮想アドレスのバイトイン
デックスの一部をデコードすることにより、アドレス変
換バッファに格納しているページテーブルエントリデー
タを読出して、アクセスするブロックを認識して、メモ
リアクセスを行う、このとき、ページテーブルエントリ
データの記憶保護フィールドに格納された対応するブロ
ック保護ビットとアクセスの種類（ストア・リクエスト
、命令フェッチ、オペランドフェッチなど）から、記憶
保護の指定で許可されたアクセスか否かを判定し、許可
されたアクセスでない場合には該リクエストを抑止して
、記憶保護例外を発生させ、プログラム割込みによりシ
ステム制御プログラムに報告する。

このように、ページテーブルエントリ内のブロック記憶
保護フィールドは、アドレス変換過程で読み出され、ア
ドレス変換バッファに書き込まれる。メモリリクエスト
時、仮想アドレスを実アドレスに変換するため、アドレ
ス変換バッファが参照される。この時、アドレス変換バ
ッファに書込まれているブロック記憶保護フィールドが
読み出される。アドレス変換では、仮想アドレスのバイ
トインデックス部がデコードされて、仮想アドレスのア
クセスアドレスがページ内のいずれのブロックをアクセ
スしているかが解読され、更にアドレス変換バッファの
ブロック記憶フィールドの対応するブロックの記憶保護
ビットの値により、メモリアクセスアドレスのメモリリ
クエストが許可されているか否かが判定される０判定の
結果、許可されたメモリリクエストのアクセスでない場
合には該リクエストを抑止して、記憶保護例外を発生さ
せ、プログラム割込みによりシステム制御プログラムに
報告する。

これにより、ページを更に小さい単位のブロックに分割
し、各ブロック対応に記憶保護の制御を行うことができ
る。

〔実施例〕

以下、本発明の一実施例を図面を用いて具体的に説明す
る。

第１図は、本発明の一実施例にかかる記憶保護方式を一
態様で実施するデータ処理システムのアドレス変換処理
部の要部の構成を示すブロック図であり、第２図は、メ
モリ空間の１ページを８個のブロック単位に分割したペ
ージとブロックの関係を示す図であり、また、第３図は
、ページテーブルエントリのフォーマットを示す図であ
る。

第１図、第２図、および第３図を参照して１本実施例に
かかる記憶保護方式を説明する。第１図において、１は
仮想アドレスレジスタ、２はアドレス変換バッファ（Ｔ
ＬＢ）である。３はデコーダ、４は一致回路、５，６，
７．８はＡＮＤゲート、９はＯＲゲート、１０は記憶保
護例外処理回路である。第２図に示すように、仮想アド
レス空間は４キロバイト（４ＫＢ）毎の各ページ２１．
２２の単位に分割されて、仮想アドレスから実アドレス
へのアドレス変換が行われる。各ページは、更に８個の
ブロック２１ａ、２１ｂ、　　・・・、２１ｈに分割さ
れて、このブロック単位に記憶保護が行われるものとす
る。すなわち、各々のページサイズを４ＫＢとし、この
ページをさらに５１２Ｂの大きさの８個の単位に分割し
、この単位をブロックと呼び、１ページの各々のブロッ
クをＢＬＫＯ−ＢＬＫ７とする。このように分割したブ
ロック単位に記憶保護を行う。

第３図に示すように、ページテーブルエントリ３０のデ
ータ構成は、ビット０〜２３までのフォーマットは、従
来におけるページテーブルエントリと同様な構成である
。すなわち、ビット１〜１９はページフレームアドレス
（ＰＦＲＡ）となっている。ビット２１はインバリッド
ビット（１）であり、また、ビット２２はページプロテ
クションビット（Ｐ）である。ビット２４〜３１は記憶
保護フィールドとして、記憶保護を指示するフラグビッ
トのブロックプロチク、ジョンビット（ＢＯ〜Ｂ７）が
設定される。このブロックプロテクションビットＢＯ−
８７のフラグは、第２図に示したように、各々のページ
を８個に分割したブロックＢＬＫＯ−ＢＬＫ７にそれぞ
れ対応している。対応する各ブロックに対して書込みを
禁止したい場合にブロックプロテクションビットを“１
”にする。例えば、あるページのブロックＢＬＫＩ、Ｂ
ＬＫ４．ＢＬＫ６に破壊されては困るデータが格納され
ている場合には、対応するページテーブルエントリのブ
ロックプロテクションビットＢＯ〜Ｂ７を“０１００１
０１０”と設定しておく。また、ページ全体の書込みを
禁止したい場合は、ページプロテクションビットＰを“
１″とする。これはページプロテクションによる記憶保
護であり。

ページ単位で記憶保護する制御フラグである。

次に、第１図を参照して、このページテーブルエントリ
内のブロックブロテクシ旦ンビットＢ０〜Ｂ７によって
、記憶保護例外が検出される動作例を説明する。メモリ
アクセスを行う仮想アドレスは仮想アドレスレジスタ１
にセットされる。仮想アドレスは、セグメントインデッ
クスＳＸ、ページインデックスＰｘ、バイトインデック
スＢＸのデータに分割されて、各々のデータにより、記
憶保護例外の検出の判定処理が行われる。仮想アドレス
レジスタ１に仮想アドレスＶＲがセットされると、仮想
アドレスレジスタ１のセグメントインデックスフィール
ド１ａのデータをアドレスとして、アドレス変換バッフ
ァ２をアクセスする。

アドレス変換バッファ２から読み出されたエントリ中の
ＶビットがＲ１′１であり、かつ、仮想アドレスレジス
タ１のページインデックスフィールド１ｂのページイン
デックスＰＸとアドレス変換バッファ２から読み出され
たページインデックスＰＸの一致が一致回路４で検出さ
れた時、ＡＮＤゲート７からＴＬＢヒツトの信号が出力
される。すなわち、このＴＬＢヒツトの信号がＡＮＤゲ
ート７から出力されたとき、仮想アドレスレジスタ１に
セットした仮想アドレスＶＡに対応するページフレーム
アドレスＰＦＲＡがアドレス変換バッファ２に登録され
ていると判定されて、アドレス変換バッファがＴＬＢヒ
ツトとなる。アドレス変換バッファがＴＬＢヒツトしな
い場合には、アドレス変換過程が起動され、セグメント
テーブルからページテーブルを参照し、ページテーブル
に格納されているページテーブルエントリ内のページフ
レームアドレスＰＦＲＡを求める。このページフレーム
アドレスＰＦＲＡをアドレス変換バッファ２に仮想アド
レスレジスタ１のページインデックスフィールド１ｂの
ページインデックスＰｘと共に登録する。この時、ペー
ジテーブルエントリのページプロテクションビットＰ、
ブロックプロテクションピットＢＯ〜Ｂ７もアドレス変
換バッファに登録される。ここでは、アドレス変換バッ
ファ２が拡張されて、ブロックプロテクションビットＢ
Ｏ−Ｂ７を格納するブロック保護フィールド２ｃが追加
されており、アドレス変換バッファにページフレームア
ドレスＰＦＲＡ、ページプロテクションビットＰが登録
される時、ブロック保護フィールド２ｃにページテーブ
ルエントリ３０のブロックプロテクションビットＢＯ−
８７の内容が格納される。

アドレス変換バッファ２のページプロテクションビット
Ｐは、ＡＮＤゲート５によりストアリクエスト信号と共
に論理積（ＡＮＤ）がとられ、ＯＲゲート９に入力され
る。また、アドレス変換バッファ２のブロックプロテク
ションビットＢＯ〜Ｂ７は、ストアリクエスト信号と、
仮想アドレスレジスタ１のバイトインデックスフィール
ド１ｃのデータの上位３ビツトデータ（仮想アドレスＶ
Ｒのビット２０〜２２のデータ）をデコーダ３でデコー
ドした各信号出力と共に、各々のビット対応に各ＡＮＤ
ゲート６で論理積をとり、各ＡＮＤゲート６の出力がＯ
Ｒゲート９に入力される。

ブロックプロテクションビットＢＯ〜Ｂ７に、例えば、
“０１００１０１０　”が登録されていた場合を例にし
て説明を続ける。メモリアクセスするアドレスが、第２
図に示すように、ページ単位に分割し更にブロック単位
に分割した場合のブロックＢＬＫ４内のアドレスであっ
たとすると、メモリアクセスの仮想アドレスＶＲのビッ
ト２０〜２２が“１００　”となっている。このビット
２０〜２２はデコーダ８によりデコードされて、デコー
ダ３からは第４番目の出力信号だけが゛１″となる出力
が得られ、ＡＮＤゲート６に供給される。

このメモリアクセスアドレスに対しては、アドレス変換
バッファ２のブロックプロテクションビットＢＯ〜Ｂ７
に”０１００１０１０”が登録すしているので、ブロッ
クプロテクションビットＢ４からの出力の′１″がＡＮ
Ｄゲート６に加わる。

このため、ＡＮＤゲート６の４番目のゲート出力が″１
″となる。このゲート出力がＯＲゲート９を経てＡＮＤ
ゲート８に供給され、ＡＮＤゲート８によりＴＬＢヒツ
ト信号と共に論理積がとられる。このＡＮＤゲート８の
出力が記憶保護例外の発生信号として、記憶保護例外処
理回路１０に供給される。すなわち、メモリアクセスを
行う場合に［アドレス変換バッファがＴＬＢヒツトであ
り、かつ、アクセスしているブロックのブロックプロテ
クションビットが１１”であるストアアクセスである」
という条件が成立したことが検出されると、記憶保護例
外処理回路１０に記憶保護例外の発生が報告され、記憶
保護例外の処理が行われる。

これにより、記憶保護例外が発生した該ストアアクセス
は抑止され、記憶保護例外が発生したことをプログラム
割込みを起こすことでシステム制御プログラムに報告す
る。

この実施例におり５ては、４ＫＢのページを８分割し、
１ブロツクの単位を５１２Ｂとしているが、１ページの
分割数をさらに増やし、更に小さなブロック単位にきめ
細かく記憶保護するようにしてもよい。また、この実施
例の説明では、ブロックに対する書込み保護による記憶
保護のみに限ったが、例えばページテーブルエントリの
ブロックプロテクションビットを１ブロック当り１ビツ
トではなく３ビツトとし、この３ビツトを順に「命令実
行保護ビット」、「書込み保護ビット」、「データ読出
し保護ビット」と意味付けて、それぞれ。

命令フェッチ、ストアリクエスト、オペランドフェッチ
のアクセスの種類に対応してブロック単位で記憶保護を
行うようにしても良い。この場合には、アドレス変換バ
ッファのブロックプロテクションビットフィールドもブ
ロック当り３ビツトに拡張し、各ビットを命令フェッチ
リクエスト信号。

ストアリクエスト信号、オペランドフェッチ信号とそれ
ぞれ論理積をとるように変形して、アクセスの種類に応
じた記憶保護を行なうようにする。

以上、説明した本実施例の要点をまとめれば、次のよう
になる。

（１）仮想空間のページ（アドレス変換を行う単位）を
ｎ個（ｎは自然数）のブロックに分割し、該ブロック単
位に記憶保護を行う。

（２）このブロック単位の記憶保護を行うために、ペー
ジテーブルエントリ内にｎ個のブロックに対応したブロ
ック記憶保護フィールドを設け、該ブロック記憶保護フ
ィールドにブロックプロテクションビットをセットして
、ブロック単位の記憶保護を指示する。

（３）ブロック単位の記憶保護を指示するブロックプロ
テクションビットは、アドレス変換バッファ内に、対応
ページテーブルエントリのデータと対応してそのコピー
が格納される。

（４）アドレス変換バッファを参照して、メモリのアク
セスを行う時に、仮想アドレスのページ内アドレス（バ
イトインデックス）の一部又は全部をデコードすること
により、ページ内のいずれのブロックをアクセスしてい
るかを判定し、アクセスしているブロックに対応するア
ドレス変換バッファ内のブロック記憶保護フィールドの
内容とメモリリクエストの種類とから、記憶保護例外を
検出し、記憶保護されているリクエストは抑止する。

（５）これにより、ページを更に小さい単位のブロック
に分割し、各ブロック対応に記憶保護の制御を行うこと
ができる。

以上、本発明を実施例にもとづき具体的に説明したが、
本発明は、前記実施例に限定されるものではなく、その
要旨を逸脱しない範囲において種々変更可能であること
は言うまでもない。

〔発明の効果〕

以上、説明したように１本発明によれば、仮想空間のペ
ージより小さい領域に対して、きめ細かく記憶保護がで
きるので、小さい領域の制御ブロックなど重要な情報を
保護することができる。また、保護している領域に対し
禁止されているアクセスが発生すると１発生した時点で
記憶保護例外を発生し、システム制御プログラムに報告
するため、プログラムのどこの部分が禁止されたアクセ
スを行なっているか究明することができ、プログラムの
誤りを見つけることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の一実施例にかかる記憶保護方式を一
態様で実施するデータ処理システムのアドレス変換処理
部の要部の構成を示すブロック図。 第２図は、メモリ空間の１ページを８個のブロック単位
に分割したページとブロックの関係を示す図、 第３図は、ページテーブルエントリのフォーマットを示
す図である。 図中、１・・・仮想アドレスレジスタ、１ａ・・・セグ
メントインデックスフィールド、１ｂ・・・ページイン
デックスフィールド、ＩＣ・・・バイトインデックスフ
ィールド、２・・・アドレス変換バッファ（ＴＬＢ）、
２ｃ・・・ブロック保護フィールド、３・・・デコーダ
、４・・・−数回路、５，６，７．８・・・ＡＮＤゲー
ト、９・・・ＯＲゲート、１０・・・記憶保護例外処理
回路、２１゜２２・・・ページ、２１ａ〜２１ｈ・・・
ブロック、３０・・・ページテーブルエントリ。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １、ページテーブルのエントリアドレスデータによりア
   ドレス変換を行い、メモリアクセスを仮想空間のページ
   単位に行うデータ処理システムにおいて、仮想空間のペ
   ージをｎ個（ｎは自然数）のブロックに分割したブロッ
   ク単位に記憶保護を指示するデータを格納するブロック
   記憶保護フィールドをページテーブルのエントリアドレ
   スデータ内にｎ個のブロックに対応して設け、ブロック
   単位に記憶保護を行うことを特徴とする記憶保護方式。 ２、アドレス変換を行うアドレス変換バッファ内に、前
   記ページテーブルのエントリアドレスデータ内のブロッ
   ク記憶保護フィールドの内容の写しを持つことを特徴と
   する前記特許請求の範囲第１項記載の記憶保護方式。 ３、アドレス変換バッファを参照してアドレス変換を行
   う時、仮想アドレスのページ内アドレスの一部又は全部
   をデコードすることにより、ページ内のいずれのブロッ
   クをアクセスしているかを判定し、アクセスしているブ
   ロックに対応するアドレス変換バッファ内のブロック記
   憶保護フィールドの内容と、メモリリクエストの種類と
   から、記憶保護例外を検出し、リクエストを抑止するこ
   とを特徴とする前記特許請求の範囲第１項記載の記憶保
   護方式。