JPH05120194A - フアイル保護方式 - Google Patents
フアイル保護方式Info
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- JPH05120194A JPH05120194A JP3282451A JP28245191A JPH05120194A JP H05120194 A JPH05120194 A JP H05120194A JP 3282451 A JP3282451 A JP 3282451A JP 28245191 A JP28245191 A JP 28245191A JP H05120194 A JPH05120194 A JP H05120194A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】１ユーザのプログラミングミスによる他のユー
ザのファイル破壊を防ぐ。 【構成】ＣＰＵ１がＩ／Ｏ要求に対し、そのＩ／Ｏ要求
元のＪＯＢを識別するユーザＩＤ番号を割り当て、それ
をＣＨ４に伝達するチャネルプログラム４１を作成して
Ｉ／Ｏ要求を発行する。各ユーザＩＤ番号に対しＤＫＵ
６の連続したシリンダを割り当てシリンダ番号の最大値
と最小値を表示する複数個のシリンダガードバッファか
ら成るシリンダガードバッファテーブル４４をＤＫＵ６
毎に設ける。ＩＯＰ３におけるチャネルプログラム４１
の実行によりＰＣＵ５はデバイス番号とユーザＩＤ番号
に対応するシリンダガードバッファとシークデータ４３
を受け取り、セクタアドレスがＬＬより大きく、かつセ
クタアドレス＋セクタカウントリミットがＵＬを越えな
いことを条件に入出力処理する。
ザのファイル破壊を防ぐ。 【構成】ＣＰＵ１がＩ／Ｏ要求に対し、そのＩ／Ｏ要求
元のＪＯＢを識別するユーザＩＤ番号を割り当て、それ
をＣＨ４に伝達するチャネルプログラム４１を作成して
Ｉ／Ｏ要求を発行する。各ユーザＩＤ番号に対しＤＫＵ
６の連続したシリンダを割り当てシリンダ番号の最大値
と最小値を表示する複数個のシリンダガードバッファか
ら成るシリンダガードバッファテーブル４４をＤＫＵ６
毎に設ける。ＩＯＰ３におけるチャネルプログラム４１
の実行によりＰＣＵ５はデバイス番号とユーザＩＤ番号
に対応するシリンダガードバッファとシークデータ４３
を受け取り、セクタアドレスがＬＬより大きく、かつセ
クタアドレス＋セクタカウントリミットがＵＬを越えな
いことを条件に入出力処理する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はファイル保護方式に関
し、特に情報処理装置における主記憶装置と周辺サブシ
ステム間で転送されるデータを保護するファイル保護方
式に関する。
し、特に情報処理装置における主記憶装置と周辺サブシ
ステム間で転送されるデータを保護するファイル保護方
式に関する。
【０００２】
【従来の技術】一般にファイルの保護方式は、ファイル
の誤用，誤修正及び特定のファイルを一般の人がアクセ
スすることを防ぐため、１つ１つのファイルを他のファ
イルと識別するための記号やラベル等をファイルにつけ
ることにより、特定ファイル又はその一部に誤った処
理，編集が施されることを防ぐのに使われる。また、上
述のようなソフトウェア的な保護方式の他に、１回の入
出力で転送されるデータ量の上限を指定して、周辺制御
装置がそれを越えてデバイスをアクセスすることを抑止
するハードウェア的方式もある。さらに、ファイル保護
とは多少性格を異にするが、仮想マシン（ＶＭ）方式を
採用したシステムにおいて、各システム毎に主記憶を割
り当てて１つのシステムが他のシステムのエリアをアク
セスしないように入出力処理装置でガードする方式もあ
る。
の誤用，誤修正及び特定のファイルを一般の人がアクセ
スすることを防ぐため、１つ１つのファイルを他のファ
イルと識別するための記号やラベル等をファイルにつけ
ることにより、特定ファイル又はその一部に誤った処
理，編集が施されることを防ぐのに使われる。また、上
述のようなソフトウェア的な保護方式の他に、１回の入
出力で転送されるデータ量の上限を指定して、周辺制御
装置がそれを越えてデバイスをアクセスすることを抑止
するハードウェア的方式もある。さらに、ファイル保護
とは多少性格を異にするが、仮想マシン（ＶＭ）方式を
採用したシステムにおいて、各システム毎に主記憶を割
り当てて１つのシステムが他のシステムのエリアをアク
セスしないように入出力処理装置でガードする方式もあ
る。
【０００３】図５は従来のファイル保護方式の第１の例
を示す情報処理装置のブロック図で、周辺制御装置にお
けるファイル保護方法を示している。図５において、本
例の情報処理装置は中央処理装置（ＣＰＵ）１と、主記
憶装置（ＭＭＵ）２と、入出力処理装置（ＩＯＰ）３
と、入出力チャネル（ＣＨ）４と、周辺制御装置（ＰＣ
Ｕ）５と、磁気ディスク（ＤＫＵ）６−１，〜６−３と
から構成され、ＩＯＰ３はＭＭＵ２上に用意されたチャ
ネルプログラム５１−１を実行することでＭＭＵ２とＤ
ＫＵ６の間のデータ転送を制御する。ＩＯＰ３はＣＰＵ
１からの入出力（Ｉ／Ｏ）要求を受信すると、チャネル
プログラムの第１語ＩＤＣＷ０をＰＣＵ５に送出し、第
２語ＩＯＴＤを実行することでシークデータを送出す
る。ＰＣＵ５は図５（ｂ）に示すシークデータ内のセク
タカウントリミット（ＳＣＬ）と転送セクタカウント
（ＴＳＣ）とを比較し、ファイル５４に示すようにＴＳ
ＣがＳＣＬより大きいときは次のコマンド（第３語ＩＤ
ＣＷ１）により処理されるデータ転送をＳＣＬの値で終
了させる。
を示す情報処理装置のブロック図で、周辺制御装置にお
けるファイル保護方法を示している。図５において、本
例の情報処理装置は中央処理装置（ＣＰＵ）１と、主記
憶装置（ＭＭＵ）２と、入出力処理装置（ＩＯＰ）３
と、入出力チャネル（ＣＨ）４と、周辺制御装置（ＰＣ
Ｕ）５と、磁気ディスク（ＤＫＵ）６−１，〜６−３と
から構成され、ＩＯＰ３はＭＭＵ２上に用意されたチャ
ネルプログラム５１−１を実行することでＭＭＵ２とＤ
ＫＵ６の間のデータ転送を制御する。ＩＯＰ３はＣＰＵ
１からの入出力（Ｉ／Ｏ）要求を受信すると、チャネル
プログラムの第１語ＩＤＣＷ０をＰＣＵ５に送出し、第
２語ＩＯＴＤを実行することでシークデータを送出す
る。ＰＣＵ５は図５（ｂ）に示すシークデータ内のセク
タカウントリミット（ＳＣＬ）と転送セクタカウント
（ＴＳＣ）とを比較し、ファイル５４に示すようにＴＳ
ＣがＳＣＬより大きいときは次のコマンド（第３語ＩＤ
ＣＷ１）により処理されるデータ転送をＳＣＬの値で終
了させる。
【０００４】次に、図６は従来のファイル保護方式の第
２の例を示す情報処理装置のブロック図で、ＶＭ方式に
より１つのシステムに割り当てられたエリアを他のシス
テムがアクセスするのを防ぐ方法を示している。図６に
おいて、本例の情報処理装置はＣＰＵ１と、ＭＭＵ２
と、ＩＯＰ３と、ＣＨ４と、ＰＣＵ５と、ＤＫＵ６−
１，〜６−３とから構成される。ＩＯＰ３はＭＭＵ２と
ＤＫＵ６−１，〜６−３間のデータ転送を行うとき、Ｃ
ＰＵ１からのＩ／Ｏ要求で指定されたシステムＩＤ（Ｓ
−ＩＤ）番号をＶＭＩＤレジスタ６２にセットし、それ
に対応するメモリガードバッファ６３−１をレジスタフ
ァイルから読み出して、それをアドレスレジスタ６４に
保持されているリクエストアドレスと比較してからメモ
リアクセスを行う。本動作はメモリアクセスのたびに行
われる。図６（ｂ）はメモリガードバッファの内容を示
し、ＵＬ／ＬＬはそれぞれ１つのシステムに割り当てら
れたメモリの上限／下限を表す。リクエストアドレス＞
ＵＬまたはリクエストアドレス＜ＬＬ（ＯＲ回路６６の
出力が“１”）のときはメモリガードエラーとしてメモ
リアクセスを抑止する。
２の例を示す情報処理装置のブロック図で、ＶＭ方式に
より１つのシステムに割り当てられたエリアを他のシス
テムがアクセスするのを防ぐ方法を示している。図６に
おいて、本例の情報処理装置はＣＰＵ１と、ＭＭＵ２
と、ＩＯＰ３と、ＣＨ４と、ＰＣＵ５と、ＤＫＵ６−
１，〜６−３とから構成される。ＩＯＰ３はＭＭＵ２と
ＤＫＵ６−１，〜６−３間のデータ転送を行うとき、Ｃ
ＰＵ１からのＩ／Ｏ要求で指定されたシステムＩＤ（Ｓ
−ＩＤ）番号をＶＭＩＤレジスタ６２にセットし、それ
に対応するメモリガードバッファ６３−１をレジスタフ
ァイルから読み出して、それをアドレスレジスタ６４に
保持されているリクエストアドレスと比較してからメモ
リアクセスを行う。本動作はメモリアクセスのたびに行
われる。図６（ｂ）はメモリガードバッファの内容を示
し、ＵＬ／ＬＬはそれぞれ１つのシステムに割り当てら
れたメモリの上限／下限を表す。リクエストアドレス＞
ＵＬまたはリクエストアドレス＜ＬＬ（ＯＲ回路６６の
出力が“１”）のときはメモリガードエラーとしてメモ
リアクセスを抑止する。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】この従来のファイル保
護方式では、ソフトウェア的手段による場合はハードウ
ェア的手段によるガードがないので、ユーザのプログラ
ミング上の転送方向・モードの指定ミス，転送量の指定
ミス、更にはデータ転送を実行するかしないか又は転送
方向，モード等を特定条件の判定により決定するような
プログラムの論理ミス等の原因で他のユーザのファイル
を破壊する可能性がある。
護方式では、ソフトウェア的手段による場合はハードウ
ェア的手段によるガードがないので、ユーザのプログラ
ミング上の転送方向・モードの指定ミス，転送量の指定
ミス、更にはデータ転送を実行するかしないか又は転送
方向，モード等を特定条件の判定により決定するような
プログラムの論理ミス等の原因で他のユーザのファイル
を破壊する可能性がある。
【０００６】また、周辺制御装置（ＰＣＵ）におけるセ
クタカウントリミットを利用した方式（図５）の場合で
も、ＰＣＵは各入出力とユーザとの対応を認識できない
ので、上述と同様にユーザのプログラミング上のミスが
原因で他のユーザエリアを破壊する可能性がある。
クタカウントリミットを利用した方式（図５）の場合で
も、ＰＣＵは各入出力とユーザとの対応を認識できない
ので、上述と同様にユーザのプログラミング上のミスが
原因で他のユーザエリアを破壊する可能性がある。
【０００７】さらに、ＶＭ方式によるメモリガードの場
合（図６）は、ハードウェア的手段を使用しているが、
システム間のメモリガードを行うだけで１つのシステム
内におけるユーザ間のファイル保護は不可能である。
合（図６）は、ハードウェア的手段を使用しているが、
システム間のメモリガードを行うだけで１つのシステム
内におけるユーザ間のファイル保護は不可能である。
【０００８】本発明の目的は、１つ１つのＩ／Ｏ要求を
他のＩ／Ｏと識別するためのユーザＩＤ番号をＩ／Ｏ要
求の中で指定できるようにし、１つのＩ／Ｏ要求で指示
するデータ転送がユーザＩＤ番号毎に設定されたアクセ
ス可能範囲を越えないようにハードウェアでガードする
ファイル保護方式を提供することにある。
他のＩ／Ｏと識別するためのユーザＩＤ番号をＩ／Ｏ要
求の中で指定できるようにし、１つのＩ／Ｏ要求で指示
するデータ転送がユーザＩＤ番号毎に設定されたアクセ
ス可能範囲を越えないようにハードウェアでガードする
ファイル保護方式を提供することにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】第１の発明のファイル保
護方式は、主記憶装置，中央処理装置，チャネル及び周
辺制御装置と入出力装置を含む周辺サブシステムから構
成され、前記中央処理装置が入出力命令を実行するとき
各入出力要求に対して入出力要求元のプログラムを識別
するユーザＩＤ番号を割り当てて前記チャネルに伝達
し、前記チャネルは制御コマンド，デバイス番号，前記
主記憶装置上の転送開始データアドレス及び転送語数を
含む複数個のチャネルコマンド語から成るチャネルプロ
グラムを前記主記憶装置から順次読み出して実行するこ
とにより前記周辺サブシステムと前記主記憶装置との間
の入出力動作を処理する情報処理装置において、前記各
ユーザＩＤ番号に対し前記主記憶装置上の連続した領域
を専有的に割り当ててその領域の先頭アドレスと最終ア
ドレスを保持するメモリガードレジスタを前記ユーザＩ
Ｄの数だけ設け、前記中央処理装置が前記入出力要求を
発行したとき前記チャネルは前記ユーザＩＤ番号に対応
する前記メモリガードレジスタを選択して前記主記憶装
置から前記チャネルコマンド語を読み出した後このチャ
ネルコマンド語が指示するデータアドレスが前記メモリ
ガードレジスタに保存された先頭アドレスより上位であ
りかつ前記データアドレスと前記チャネルコマンド語が
指示する転送語数の加算結果が前記メモリガードレジス
タに保持された最終アドレスを越えていないことを条件
に前記チャネルコマンド語で指示された入出力動作を実
行することを特徴とする。
護方式は、主記憶装置，中央処理装置，チャネル及び周
辺制御装置と入出力装置を含む周辺サブシステムから構
成され、前記中央処理装置が入出力命令を実行するとき
各入出力要求に対して入出力要求元のプログラムを識別
するユーザＩＤ番号を割り当てて前記チャネルに伝達
し、前記チャネルは制御コマンド，デバイス番号，前記
主記憶装置上の転送開始データアドレス及び転送語数を
含む複数個のチャネルコマンド語から成るチャネルプロ
グラムを前記主記憶装置から順次読み出して実行するこ
とにより前記周辺サブシステムと前記主記憶装置との間
の入出力動作を処理する情報処理装置において、前記各
ユーザＩＤ番号に対し前記主記憶装置上の連続した領域
を専有的に割り当ててその領域の先頭アドレスと最終ア
ドレスを保持するメモリガードレジスタを前記ユーザＩ
Ｄの数だけ設け、前記中央処理装置が前記入出力要求を
発行したとき前記チャネルは前記ユーザＩＤ番号に対応
する前記メモリガードレジスタを選択して前記主記憶装
置から前記チャネルコマンド語を読み出した後このチャ
ネルコマンド語が指示するデータアドレスが前記メモリ
ガードレジスタに保存された先頭アドレスより上位であ
りかつ前記データアドレスと前記チャネルコマンド語が
指示する転送語数の加算結果が前記メモリガードレジス
タに保持された最終アドレスを越えていないことを条件
に前記チャネルコマンド語で指示された入出力動作を実
行することを特徴とする。
【００１０】第２の発明のファイル保護方式は、主記憶
装置，中央処理装置，チャネル及び周辺制御装置と入出
力装置を含む周辺サブシステムから構成され、前記中央
処理装置が入出力命令を実行するとき各入出力要求に対
して入出力要求元のプログラムを識別するユーザＩＤ番
号を割り当てて前記チャネルに伝達し、前記チャネルは
制御コマンド，デバイス番号，前記主記憶装置上の転送
開始データアドレス及び転送語数を含む複数個のチャネ
ルコマンド語から成るチャネルプログラムを前記主記憶
装置から順次読み出して実行することにより前記周辺サ
ブシステムと前記主記憶装置との間の入出力動作を処理
する情報処理装置において、前記各ユーザＩＤ番号に対
して割り当てられた前記デバイス番号を表示する前記ユ
ーザＩＤ番号分のアサインデバイス語から構成されるア
サインデバイステーブルを前記チャネル毎に設け、前記
中央処理装置が入出力要求を発行したとき前記チャネル
は前記ユーザＩＤ番号及びチャネル番号に対応する前記
アサインデバイス語を選択して前記主記憶装置からチャ
ネルコマンド語を読み出した後このチャネルコマンド語
で指定されるデバイス番号が前記アサインデバイス語に
表示されていることを条件に前記チャネルコマンド語で
指示された入出力動作を実行することを特徴とする。そ
して、前記中央処理装置が入出力要求を発行したとき前
記チャネルは前記主記憶装置からチャネルコマンド語を
読み出して前記ユーザＩＤ番号及びチャネル番号に対応
する前記アサインデバイス語を選択し、前記周辺制御装
置は前記チャネルコマンド語と前記アサインデバイス語
を前記チャネルから受け取りこのチャネルコマンド語に
指定されたデバイス番号が前記アサインデバイス語に表
示されていることを条件に前記チャネルコマンド語で指
示された入出力動作を実行してもよい。
装置，中央処理装置，チャネル及び周辺制御装置と入出
力装置を含む周辺サブシステムから構成され、前記中央
処理装置が入出力命令を実行するとき各入出力要求に対
して入出力要求元のプログラムを識別するユーザＩＤ番
号を割り当てて前記チャネルに伝達し、前記チャネルは
制御コマンド，デバイス番号，前記主記憶装置上の転送
開始データアドレス及び転送語数を含む複数個のチャネ
ルコマンド語から成るチャネルプログラムを前記主記憶
装置から順次読み出して実行することにより前記周辺サ
ブシステムと前記主記憶装置との間の入出力動作を処理
する情報処理装置において、前記各ユーザＩＤ番号に対
して割り当てられた前記デバイス番号を表示する前記ユ
ーザＩＤ番号分のアサインデバイス語から構成されるア
サインデバイステーブルを前記チャネル毎に設け、前記
中央処理装置が入出力要求を発行したとき前記チャネル
は前記ユーザＩＤ番号及びチャネル番号に対応する前記
アサインデバイス語を選択して前記主記憶装置からチャ
ネルコマンド語を読み出した後このチャネルコマンド語
で指定されるデバイス番号が前記アサインデバイス語に
表示されていることを条件に前記チャネルコマンド語で
指示された入出力動作を実行することを特徴とする。そ
して、前記中央処理装置が入出力要求を発行したとき前
記チャネルは前記主記憶装置からチャネルコマンド語を
読み出して前記ユーザＩＤ番号及びチャネル番号に対応
する前記アサインデバイス語を選択し、前記周辺制御装
置は前記チャネルコマンド語と前記アサインデバイス語
を前記チャネルから受け取りこのチャネルコマンド語に
指定されたデバイス番号が前記アサインデバイス語に表
示されていることを条件に前記チャネルコマンド語で指
示された入出力動作を実行してもよい。
【００１１】第３の発明のファイル保護方式は、主記憶
装置，中央処理装置，チャネル及び周辺制御装置と入出
力装置を含む周辺サブシステムから構成され、前記中央
処理装置が入出力命令を実行するとき各入出力要求に対
して入出力要求元のプログラムを識別するユーザＩＤ番
号を割り当てて前記チャネルに伝達し、前記チャネルは
制御コマンド，デバイス番号，前記主記憶装置上の転送
開始データアドレス及び転送語数を含む複数個のチャネ
ルコマンド語から成るチャネルプログラムを前記主記憶
装置から順次読み出して実行することにより前記周辺サ
ブシステムと前記主記憶装置との間の入出力動作を処理
する情報処理装置において、前記各ユーザＩＤ番号に対
し前記入出力装置内の連続したシリンダを専有的に割り
当ててそのシリンダ番号の最大値と最小値を表示する前
記ユーザＩＤ番号分のシリンダガードバッファにより構
成されるシリンダガードバッファテーブルを設け、前記
チャネルは前記中央処理装置から前記シリンダガードバ
ッファテーブルのロードを指示する入出力要求を受信し
たとき前記周辺制御装置内に前記シリンダガードバッフ
ァテーブルをロードし、更に新たな入出力要求受信によ
り前記チャネルコマンド語と転送開始セクタアドレスと
最大転送セクタ数を含むシークデータ及び前記ユーザＩ
Ｄ番号を前記周辺制御装置に送出し、前記周辺制御装置
は前記ユーザＩＤ番号に対応する前記シリンダガードバ
ッファを選択して前記シークデータで指示するセクタア
ドレスが前記シリンダガードバッファで指示する最小シ
リンダ番号より大きくかつ前記シークデータで指示する
セクタアドレスと最大転送セクタ数の加算結果が前記シ
リンダガードバッファで指示する最大シリンダ番号を越
えていないことを条件に前記チャネルコマンド語で指示
された入出力動作を実行することを特徴とする。そし
て、前記シリンダガードバッファテーブルを前記入出力
装置毎に設け、前記周辺制御装置が入出力要求を発行し
たとき前記チャネルは前記主記憶装置から前記チャネル
コマンド語を読み出した後このチャネルコマンド語に指
定されたデバイス番号と前記ユーザＩＤ番号に対応する
前記シリンダガードバッファを選択し、次に前記周辺制
御装置は前記シークデータと前記シリンダガードバッフ
ァを前記チャネルから受け取りそのシークデータで指示
するセクタアドレスが前記シリンダガードバッファで指
示する最小シリンダ番号より大きくかつ前記シークデー
タで指示するセクタアドレスと最大転送セクタ数の加算
結果が前記シリンダバッファで指示する最大シリンダ番
号を越えていないことを条件に前記チャネルコマンド語
で指示された入出力動作を実行してもよい。
装置，中央処理装置，チャネル及び周辺制御装置と入出
力装置を含む周辺サブシステムから構成され、前記中央
処理装置が入出力命令を実行するとき各入出力要求に対
して入出力要求元のプログラムを識別するユーザＩＤ番
号を割り当てて前記チャネルに伝達し、前記チャネルは
制御コマンド，デバイス番号，前記主記憶装置上の転送
開始データアドレス及び転送語数を含む複数個のチャネ
ルコマンド語から成るチャネルプログラムを前記主記憶
装置から順次読み出して実行することにより前記周辺サ
ブシステムと前記主記憶装置との間の入出力動作を処理
する情報処理装置において、前記各ユーザＩＤ番号に対
し前記入出力装置内の連続したシリンダを専有的に割り
当ててそのシリンダ番号の最大値と最小値を表示する前
記ユーザＩＤ番号分のシリンダガードバッファにより構
成されるシリンダガードバッファテーブルを設け、前記
チャネルは前記中央処理装置から前記シリンダガードバ
ッファテーブルのロードを指示する入出力要求を受信し
たとき前記周辺制御装置内に前記シリンダガードバッフ
ァテーブルをロードし、更に新たな入出力要求受信によ
り前記チャネルコマンド語と転送開始セクタアドレスと
最大転送セクタ数を含むシークデータ及び前記ユーザＩ
Ｄ番号を前記周辺制御装置に送出し、前記周辺制御装置
は前記ユーザＩＤ番号に対応する前記シリンダガードバ
ッファを選択して前記シークデータで指示するセクタア
ドレスが前記シリンダガードバッファで指示する最小シ
リンダ番号より大きくかつ前記シークデータで指示する
セクタアドレスと最大転送セクタ数の加算結果が前記シ
リンダガードバッファで指示する最大シリンダ番号を越
えていないことを条件に前記チャネルコマンド語で指示
された入出力動作を実行することを特徴とする。そし
て、前記シリンダガードバッファテーブルを前記入出力
装置毎に設け、前記周辺制御装置が入出力要求を発行し
たとき前記チャネルは前記主記憶装置から前記チャネル
コマンド語を読み出した後このチャネルコマンド語に指
定されたデバイス番号と前記ユーザＩＤ番号に対応する
前記シリンダガードバッファを選択し、次に前記周辺制
御装置は前記シークデータと前記シリンダガードバッフ
ァを前記チャネルから受け取りそのシークデータで指示
するセクタアドレスが前記シリンダガードバッファで指
示する最小シリンダ番号より大きくかつ前記シークデー
タで指示するセクタアドレスと最大転送セクタ数の加算
結果が前記シリンダバッファで指示する最大シリンダ番
号を越えていないことを条件に前記チャネルコマンド語
で指示された入出力動作を実行してもよい。
【００１２】
【実施例】次に、本発明について図面を参照して説明す
る。図１（ａ）は本発明のファイル保護方式の第１の実
施例を示す情報処理装置のブロック図である。
る。図１（ａ）は本発明のファイル保護方式の第１の実
施例を示す情報処理装置のブロック図である。
【００１３】図１（ａ）において図５と同じ略号を用い
た装置は第１の従来例における装置と同じ名称の装置で
あり、本実施例はＣＰＵ１と、ＭＭＵ２と、ＩＯＰ３
と、ＣＨ４と、ＰＣＵ５と、ＤＫＵ６−１，〜６−３と
を備え、７はＭＭＵ２内のメモリ領域を示す。図１
（ｂ）は同図（ａ）におけるメモリガードバッファの１
語のフォーマットを示す図である。
た装置は第１の従来例における装置と同じ名称の装置で
あり、本実施例はＣＰＵ１と、ＭＭＵ２と、ＩＯＰ３
と、ＣＨ４と、ＰＣＵ５と、ＤＫＵ６−１，〜６−３と
を備え、７はＭＭＵ２内のメモリ領域を示す。図１
（ｂ）は同図（ａ）におけるメモリガードバッファの１
語のフォーマットを示す図である。
【００１４】ＣＰＵ１はＩＯＰ３とインタフェースを持
ち、ＩＯＰ３は配下に複数のＣＨ４を持ち、ＭＭＵ２と
ＰＣＵ５を接続する。ＤＫＵ６−１，〜６−３はＰＣＵ
５の下に芋づる式につながっている。ＣＰＵ１は演算機
能を有し、Ｉ／Ｏ命令を検出するとＩＯＰ３にＩ／Ｏ要
求を送出する。ＩＯＰ３は内部にユーザＩＤレジスタ８
とメモリガードバッファ９−１とアドレスレジスタ１０
と比較回路１１とＯＲ回路１２を有し、ＣＰＵ１からの
Ｉ／Ｏ要求を受けてＭＭＵ２とＤＫＵ６−１，〜６−３
の間のデータ転送を処理する。ＰＣＵ５はＣＨ４からコ
マンドを受け取ってＤＫＵ６−１，〜６−３のハードウ
ェア（ＨＷ）動作制御及びＩ／Ｏ動作を多重制御する。
ち、ＩＯＰ３は配下に複数のＣＨ４を持ち、ＭＭＵ２と
ＰＣＵ５を接続する。ＤＫＵ６−１，〜６−３はＰＣＵ
５の下に芋づる式につながっている。ＣＰＵ１は演算機
能を有し、Ｉ／Ｏ命令を検出するとＩＯＰ３にＩ／Ｏ要
求を送出する。ＩＯＰ３は内部にユーザＩＤレジスタ８
とメモリガードバッファ９−１とアドレスレジスタ１０
と比較回路１１とＯＲ回路１２を有し、ＣＰＵ１からの
Ｉ／Ｏ要求を受けてＭＭＵ２とＤＫＵ６−１，〜６−３
の間のデータ転送を処理する。ＰＣＵ５はＣＨ４からコ
マンドを受け取ってＤＫＵ６−１，〜６−３のハードウ
ェア（ＨＷ）動作制御及びＩ／Ｏ動作を多重制御する。
【００１５】続いて本第１の実施例におけるファイル保
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はプログラム実行
中にＩ／Ｏ命令を検出すると、そのＩ／Ｏ命令に対し主
記憶上の特定エリアを割り当て、そのエリアの上位アド
レス（ＵＬ）と下位アドレス（ＬＬ）からなるメモリガ
ードバッファを作成する。更に、上記のエリアを指定す
るためのユーザＩＤ番号を割り当ててＩＯＰ３にＩ／Ｏ
要求を送出する。ＩＯＰ３はＩ／Ｏ要求を受け付けると
メモリガードバッファとユーザＩＤ番号をＣＰＵ１から
引き取ってユーザＩＤ番号をユーザＩＤレジスタ８にセ
ットし、ユーザＩＤレジスタ８をアドレスとしてメモリ
ガードバッファ９−１にＵＬ，ＬＬの値を格納する。次
に、ＩＯＰ３はＣＰＵ１から指示されたＩ／Ｏ要求に従
って入出力動作を行う際にすべてのメモリリクエストに
対して以下のチェックを行う。ＩＯＰ３はメモリリクエ
ストアドレスをアドレスレジスタ１０にセットし、リク
エスト送出時にユーザＩＤレジスタ８によりメモリガー
ドバッファ９−１内の（ＵＬ，ＬＬ）を読み出し、比較
回路１１でリクエストアドレス＞ＵＬ，リクエストアド
レス＜ＬＬのチェックを行う。どちらの条件も成立しな
い場合はアドレスレジスタ１０が指示するＭＭＵ２上の
データをリード／ライトし、どちらかの条件が成立した
場合は割り当てられたエリアを越えたアクセスと判断
し、入出力動作を中断してメモリガードエラーをオペレ
ーティングシステム（ＯＳ）に通知する。このようにし
て、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ要求に従って行われる入出力
動作において、そのＩ／Ｏ要求に割り当てられたＭＭＵ
２上のエリアの上限／下限を示す（ＵＬ，ＬＬ）値を使
って入出力動作が上記エリアを越えて行われないように
ＩＯＰ３でガードすることができる（請求項１記載の動
作）。
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はプログラム実行
中にＩ／Ｏ命令を検出すると、そのＩ／Ｏ命令に対し主
記憶上の特定エリアを割り当て、そのエリアの上位アド
レス（ＵＬ）と下位アドレス（ＬＬ）からなるメモリガ
ードバッファを作成する。更に、上記のエリアを指定す
るためのユーザＩＤ番号を割り当ててＩＯＰ３にＩ／Ｏ
要求を送出する。ＩＯＰ３はＩ／Ｏ要求を受け付けると
メモリガードバッファとユーザＩＤ番号をＣＰＵ１から
引き取ってユーザＩＤ番号をユーザＩＤレジスタ８にセ
ットし、ユーザＩＤレジスタ８をアドレスとしてメモリ
ガードバッファ９−１にＵＬ，ＬＬの値を格納する。次
に、ＩＯＰ３はＣＰＵ１から指示されたＩ／Ｏ要求に従
って入出力動作を行う際にすべてのメモリリクエストに
対して以下のチェックを行う。ＩＯＰ３はメモリリクエ
ストアドレスをアドレスレジスタ１０にセットし、リク
エスト送出時にユーザＩＤレジスタ８によりメモリガー
ドバッファ９−１内の（ＵＬ，ＬＬ）を読み出し、比較
回路１１でリクエストアドレス＞ＵＬ，リクエストアド
レス＜ＬＬのチェックを行う。どちらの条件も成立しな
い場合はアドレスレジスタ１０が指示するＭＭＵ２上の
データをリード／ライトし、どちらかの条件が成立した
場合は割り当てられたエリアを越えたアクセスと判断
し、入出力動作を中断してメモリガードエラーをオペレ
ーティングシステム（ＯＳ）に通知する。このようにし
て、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ要求に従って行われる入出力
動作において、そのＩ／Ｏ要求に割り当てられたＭＭＵ
２上のエリアの上限／下限を示す（ＵＬ，ＬＬ）値を使
って入出力動作が上記エリアを越えて行われないように
ＩＯＰ３でガードすることができる（請求項１記載の動
作）。
【００１６】次に、図２（ａ）は本発明の第２の実施例
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例では
説明を簡単にするために、１つのチャネルだけに注目し
て説明する。
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例では
説明を簡単にするために、１つのチャネルだけに注目し
て説明する。
【００１７】第１の実施例と同様、本実施例はＣＰＵ
１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，ＣＨ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６
−１，〜６−３を備え、２１−１はチャネルプログラ
ム、２２はコマンド（ＩＤＣＷ）、２３−１はアサイン
デバイステーブル、２６，２８はコマンド（ＩＤＣ
Ｗ）、２７，２９はアサインデバイスワードで、ＣＰＵ
１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの接続関係，構成も
図１と同様である。チャネルプログラム２１−１は複数
のチャネルコマンド語（ＣＣＷ）から構成され、ＣＣＷ
はＰＣＵ５に指示するコマンド，デバイス番号及びフラ
グ部とＭＭＵ２上のデータアドレス，転送データ量等を
含む。
１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，ＣＨ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６
−１，〜６−３を備え、２１−１はチャネルプログラ
ム、２２はコマンド（ＩＤＣＷ）、２３−１はアサイン
デバイステーブル、２６，２８はコマンド（ＩＤＣ
Ｗ）、２７，２９はアサインデバイスワードで、ＣＰＵ
１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの接続関係，構成も
図１と同様である。チャネルプログラム２１−１は複数
のチャネルコマンド語（ＣＣＷ）から構成され、ＣＣＷ
はＰＣＵ５に指示するコマンド，デバイス番号及びフラ
グ部とＭＭＵ２上のデータアドレス，転送データ量等を
含む。
【００１８】図２（ｂ）は同図（ａ）におけるチャネル
プログラムの構成例を示す図で、特にＩＤＣＷはコマン
ド、ＩＯＴＤはデータアドレス、ＴＤＣＷは次のＣＣＷ
のアドレスを指す。
プログラムの構成例を示す図で、特にＩＤＣＷはコマン
ド、ＩＯＴＤはデータアドレス、ＴＤＣＷは次のＣＣＷ
のアドレスを指す。
【００１９】図２（ｃ）は同図（ａ）におけるアサイン
デバイステーブルのフォーマット例を示す図で、ユーザ
ＩＤ番号分のアサインデバイスワード２７，２９で構成
されかつＣＨ毎に設けられ、アサインデバイスワードは
ＣＨ毎にＩ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号で
使用できるデバイスを指定し、デバイス番号に対応する
ビットが“１”のとき、そのデバイスが使用可能である
ことを示す。
デバイステーブルのフォーマット例を示す図で、ユーザ
ＩＤ番号分のアサインデバイスワード２７，２９で構成
されかつＣＨ毎に設けられ、アサインデバイスワードは
ＣＨ毎にＩ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号で
使用できるデバイスを指定し、デバイス番号に対応する
ビットが“１”のとき、そのデバイスが使用可能である
ことを示す。
【００２０】続いて第２の実施例におけるファイル保護
の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ時
にデバイス番号と所有ユーザとの対応情報を外部から取
り込んでアサインデバイステーブル２３−１をＭＭＵ２
上に作成する。次にＣＰＵ１はプログラム実行中にＩ／
Ｏ命令を検出するとそのＩ／Ｏ命令に対しユーザＩＤ番
号を割り当て、ＭＭＵ２上にチャネルプログラム２１−
１を作成してＩＯＰ３にＩ／Ｏ要求を送出する。このと
き、ユーザＩＤ番号はチャネルプログラム２１−１内の
ＩＤＣＷ２２に設定される。次にＩＯＰ３はＣＰＵ１か
らのＩ／Ｏ要求を受信するとチャネルプログラム２１−
１をＭＭＵ２から１語ずつ読み出して実行する。
の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ時
にデバイス番号と所有ユーザとの対応情報を外部から取
り込んでアサインデバイステーブル２３−１をＭＭＵ２
上に作成する。次にＣＰＵ１はプログラム実行中にＩ／
Ｏ命令を検出するとそのＩ／Ｏ命令に対しユーザＩＤ番
号を割り当て、ＭＭＵ２上にチャネルプログラム２１−
１を作成してＩＯＰ３にＩ／Ｏ要求を送出する。このと
き、ユーザＩＤ番号はチャネルプログラム２１−１内の
ＩＤＣＷ２２に設定される。次にＩＯＰ３はＣＰＵ１か
らのＩ／Ｏ要求を受信するとチャネルプログラム２１−
１をＭＭＵ２から１語ずつ読み出して実行する。
【００２１】ＩＯＰ３はＩＤＣＷ２２を取り込み（２５
−１）、ＩＤＣＷ２２に指定されたユーザＩＤ番号に対
応するアサインデバイスワードを取り込む（２４−
１）。ＩＯＰ３内に取り込んだＩＤＣＷ２６とアサイン
デバイスワード２７を使ってＩＤＣＷ２６内のデバイス
番号に対応するアサインデバイスワード２７のビットを
チェックし、“１”ならば指定されたＤＫＵを使って入
出力動作を行い、“０”ならば不正デバイス指定エラー
をＯＳに通知して入出力動作を終了する（請求項２記載
の動作）。
−１）、ＩＤＣＷ２２に指定されたユーザＩＤ番号に対
応するアサインデバイスワードを取り込む（２４−
１）。ＩＯＰ３内に取り込んだＩＤＣＷ２６とアサイン
デバイスワード２７を使ってＩＤＣＷ２６内のデバイス
番号に対応するアサインデバイスワード２７のビットを
チェックし、“１”ならば指定されたＤＫＵを使って入
出力動作を行い、“０”ならば不正デバイス指定エラー
をＯＳに通知して入出力動作を終了する（請求項２記載
の動作）。
【００２２】ＩＯＰ３はＩＤＣＷ２２をＰＣＵ５に送出
し（２５−２）、ＩＤＣＷ２２内のユーザＩＤ番号に対
応するアサインデバイスワードもＰＣＵ５に送出する
（２４−２）。ＰＣＵ５はＩＯＰ３から受け取ったＩＤ
ＣＷ２８とアサインデバイスワード２９を使ってＩＤＣ
Ｗ２８内のデバイス番号に対応するアサインデバイスワ
ード２９のビットをチェックし、“１”ならば指定され
たＤＫＵを使って入出力動作を行い、“０”ならばＩＯ
Ｐ３に対して不正デバイス指定エラーの終了報告を行
う。ＩＯＰ３はそのエラーをＯＳに通知して入出力動作
を終了する。このようにして、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ要
求に従って行われる入出力動作において、そのＩ／Ｏ要
求で指定されたデバイスがそのＩ／Ｏ要求に割り当てら
れたユーザＩＤ番号でアクセス可能か否かのチェックを
ＩＯＰ３又はＰＣＵ５内部で行い、各ユーザが他のユー
ザ所有のデバイスをアクセスできないようにガードする
ことができる（請求項３記載の動作）。
し（２５−２）、ＩＤＣＷ２２内のユーザＩＤ番号に対
応するアサインデバイスワードもＰＣＵ５に送出する
（２４−２）。ＰＣＵ５はＩＯＰ３から受け取ったＩＤ
ＣＷ２８とアサインデバイスワード２９を使ってＩＤＣ
Ｗ２８内のデバイス番号に対応するアサインデバイスワ
ード２９のビットをチェックし、“１”ならば指定され
たＤＫＵを使って入出力動作を行い、“０”ならばＩＯ
Ｐ３に対して不正デバイス指定エラーの終了報告を行
う。ＩＯＰ３はそのエラーをＯＳに通知して入出力動作
を終了する。このようにして、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ要
求に従って行われる入出力動作において、そのＩ／Ｏ要
求で指定されたデバイスがそのＩ／Ｏ要求に割り当てら
れたユーザＩＤ番号でアクセス可能か否かのチェックを
ＩＯＰ３又はＰＣＵ５内部で行い、各ユーザが他のユー
ザ所有のデバイスをアクセスできないようにガードする
ことができる（請求項３記載の動作）。
【００２３】次に、図３（ａ）は本発明の第３の実施例
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例は第
１の実施例と同様、ＣＰＵ１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，Ｃ
Ｈ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６−１，〜６−３を備え、３１
−１はチャネルプログラム、３２−１はシークデータ、
３３−１はシリンダガードバッファテーブル、３６はコ
マンド（ＩＤＣＷ）、３７はシリンダガードバッファ
で、図３（ｂ），（ｃ），（ｄ）はそれぞれ同図（ａ）
におけるチャネルプログラム，シークデータ，シリンダ
ガードバッファテーブルのフォーマット例を示す図であ
る。ＣＰＵ１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの接続関
係及び構成は第１の実施例と同様である。
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例は第
１の実施例と同様、ＣＰＵ１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，Ｃ
Ｈ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６−１，〜６−３を備え、３１
−１はチャネルプログラム、３２−１はシークデータ、
３３−１はシリンダガードバッファテーブル、３６はコ
マンド（ＩＤＣＷ）、３７はシリンダガードバッファ
で、図３（ｂ），（ｃ），（ｄ）はそれぞれ同図（ａ）
におけるチャネルプログラム，シークデータ，シリンダ
ガードバッファテーブルのフォーマット例を示す図であ
る。ＣＰＵ１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの接続関
係及び構成は第１の実施例と同様である。
【００２４】シリンダガードバッファテーブル３３−１
は図２（ｄ）に示すようにユーザＩＤ番号分のシリンダ
ガードバッファから構成され、シリンダガードバッファ
はＩ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号でアクセ
ス可能なシリンダ番号の最大値（ＵＬ）の最小値（Ｌ
Ｌ）を指定する。シークデータ３２−１は図３（ｂ）に
示すようにセクタカウントリミット，フラグ，転送セク
タカウント及びセクタアドレスから成り、セクタカウン
トリミットはチャネルプログラム３１−２内のＩＤＣＷ
１の処理により転送されるデータの最大値を示し、転送
セクタカウントはＩＤＣＷ１の処理により転送されるデ
ータ量を示し、セクタアドレスはＩＤＣＷ１の処理によ
り行われるデータ転送の開始セクタアドレスを示す。
は図２（ｄ）に示すようにユーザＩＤ番号分のシリンダ
ガードバッファから構成され、シリンダガードバッファ
はＩ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号でアクセ
ス可能なシリンダ番号の最大値（ＵＬ）の最小値（Ｌ
Ｌ）を指定する。シークデータ３２−１は図３（ｂ）に
示すようにセクタカウントリミット，フラグ，転送セク
タカウント及びセクタアドレスから成り、セクタカウン
トリミットはチャネルプログラム３１−２内のＩＤＣＷ
１の処理により転送されるデータの最大値を示し、転送
セクタカウントはＩＤＣＷ１の処理により転送されるデ
ータ量を示し、セクタアドレスはＩＤＣＷ１の処理によ
り行われるデータ転送の開始セクタアドレスを示す。
【００２５】続いて本第３の実施例におけるファイル保
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ
時にシリンダガードバッファテーブル３３−１をＭＭＵ
２上に作成し、シリンダガードバッファテーブル３３−
１をＰＣＵ５にロードするためのＩ／Ｏ要求をＩＯＰ３
に発行することによりシリンダガードバッファテーブル
３３−１をＰＣＵ５内に格納する（３４）。次にＣＰＵ
１がプログラム実行中にＩ／Ｏ命令を検出するとそのＩ
／Ｏ命令にユーザＩＤ番号を割り当て、ＭＭＵ２上にチ
ャネルプログラム３１−１を作成してＩＯＰ３にＩ／Ｏ
要求を送出する。このときユーザＩＤ番号は図３（ｂ）
に示すチャネルプログラム内のＩＤＣＷ０に設定され
る。次にＩＯＰ３はＣＰＵ１からＩ／Ｏ要求を受信する
とチャネルプログラム３１−１の先頭ＩＤＣＷを読み出
してＰＣＵ５へ送出する（３５）。また、次のＩＯＴＤ
の実行によりシークデータ３２−１もＰＣＵ５に送出す
る。
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ
時にシリンダガードバッファテーブル３３−１をＭＭＵ
２上に作成し、シリンダガードバッファテーブル３３−
１をＰＣＵ５にロードするためのＩ／Ｏ要求をＩＯＰ３
に発行することによりシリンダガードバッファテーブル
３３−１をＰＣＵ５内に格納する（３４）。次にＣＰＵ
１がプログラム実行中にＩ／Ｏ命令を検出するとそのＩ
／Ｏ命令にユーザＩＤ番号を割り当て、ＭＭＵ２上にチ
ャネルプログラム３１−１を作成してＩＯＰ３にＩ／Ｏ
要求を送出する。このときユーザＩＤ番号は図３（ｂ）
に示すチャネルプログラム内のＩＤＣＷ０に設定され
る。次にＩＯＰ３はＣＰＵ１からＩ／Ｏ要求を受信する
とチャネルプログラム３１−１の先頭ＩＤＣＷを読み出
してＰＣＵ５へ送出する（３５）。また、次のＩＯＴＤ
の実行によりシークデータ３２−１もＰＣＵ５に送出す
る。
【００２６】ＰＣＵ５はＩＯＰ３から受け取ったＩＤＣ
Ｗ３６で指示されたユーザＩＤ番号に対応するシリンダ
ガードバッファ３７を選択し、ＩＯＰ３から受け取った
シークデータを使ってセクタアドレス＋セクタカウント
リミット＞ＵＬ，セクタアドレス＜ＬＬのチェックを行
い、どちらの条件も成立しなければ入出力動作を継続
し、どちらかの条件が成立した場合は指定されたユーザ
ＩＤ番号に対応するアクセス可能なシリンダを越えたと
判断してＩＯＰ３にシリンダガードエラーの終了報告を
行う。ＩＯＰ３はこのエラーをＯＳに通知して入出力動
作を終了する。このようにして、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ
要求に従って行われる入出力動作において、入出力動作
が上記Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号でア
クセスできるシリンダ番号を越えて行われないようにＰ
ＣＵ５でガードすることができる（請求項１記載の動
作）。
Ｗ３６で指示されたユーザＩＤ番号に対応するシリンダ
ガードバッファ３７を選択し、ＩＯＰ３から受け取った
シークデータを使ってセクタアドレス＋セクタカウント
リミット＞ＵＬ，セクタアドレス＜ＬＬのチェックを行
い、どちらの条件も成立しなければ入出力動作を継続
し、どちらかの条件が成立した場合は指定されたユーザ
ＩＤ番号に対応するアクセス可能なシリンダを越えたと
判断してＩＯＰ３にシリンダガードエラーの終了報告を
行う。ＩＯＰ３はこのエラーをＯＳに通知して入出力動
作を終了する。このようにして、ＣＰＵ１からのＩ／Ｏ
要求に従って行われる入出力動作において、入出力動作
が上記Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユーザＩＤ番号でア
クセスできるシリンダ番号を越えて行われないようにＰ
ＣＵ５でガードすることができる（請求項１記載の動
作）。
【００２７】次に、図４（ａ）は本発明の第４の実施例
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例は第
１の実施例と同様、ＣＰＵ１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，Ｃ
Ｈ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６−１，〜６−３を備え、４１
−１はチャネルプログラム、４２−１はデータエリア、
４３−１はシークデータ，４４−１はシリンダガードバ
ッファテーブルで、図４（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同
図（ａ）におけるシークデータ及び１デバイス当りのシ
リンダガードバッファテーブルのフォーマット例を示す
図である。ＣＰＵ１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの
接続関係及び構成は第１の実施例と同様である。チャネ
ルプログラムはＰＣＵ５に対するコマンドを含むＣＣＷ
（ＩＤＣＷ０／１），データ転送を指示するＣＣＷ（Ｉ
ＯＴＰ，ＩＯＴＤ）及び次に実行するＣＣＷアドレスを
指すＴＤＣＷから構成されている。ＩＯＴＰは次にデー
タ転送指示のＣＣＷが続くことを意味し（データチェー
ン）、ＩＯＴＤは本ＤＣＷの実行で入出力動作が終了す
ることを意味する。また、ＩＯＴＰはシークデータをＰ
ＣＵ５へ転送することを指示し、ＩＯＴＤはシリンダガ
ードバッファテーブル内のシリンダガードバッファ１語
をＰＣＵ５へ転送することを指示する。シークデータ４
３−１の内容は図４（ｂ）に示した通りである。シリン
ダガードバッファテーブル４４−１は図４（ｃ）に示す
ようにユーザＩＤ番号分のシリンダガードバッファから
成るテーブルがデバイス毎に用意され、シリンダガード
バッファには、Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユーザ番号
でアクセス可能なシリンダ番号の最大値（ＵＬ）と最小
値（ＬＬ）が記述されている。
を示す情報処理装置のブロック図である。本実施例は第
１の実施例と同様、ＣＰＵ１，ＭＭＵ２，ＩＯＰ３，Ｃ
Ｈ４，ＰＣＵ５，ＤＫＵ６−１，〜６−３を備え、４１
−１はチャネルプログラム、４２−１はデータエリア、
４３−１はシークデータ，４４−１はシリンダガードバ
ッファテーブルで、図４（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同
図（ａ）におけるシークデータ及び１デバイス当りのシ
リンダガードバッファテーブルのフォーマット例を示す
図である。ＣＰＵ１からＤＫＵ６−１，〜６−３までの
接続関係及び構成は第１の実施例と同様である。チャネ
ルプログラムはＰＣＵ５に対するコマンドを含むＣＣＷ
（ＩＤＣＷ０／１），データ転送を指示するＣＣＷ（Ｉ
ＯＴＰ，ＩＯＴＤ）及び次に実行するＣＣＷアドレスを
指すＴＤＣＷから構成されている。ＩＯＴＰは次にデー
タ転送指示のＣＣＷが続くことを意味し（データチェー
ン）、ＩＯＴＤは本ＤＣＷの実行で入出力動作が終了す
ることを意味する。また、ＩＯＴＰはシークデータをＰ
ＣＵ５へ転送することを指示し、ＩＯＴＤはシリンダガ
ードバッファテーブル内のシリンダガードバッファ１語
をＰＣＵ５へ転送することを指示する。シークデータ４
３−１の内容は図４（ｂ）に示した通りである。シリン
ダガードバッファテーブル４４−１は図４（ｃ）に示す
ようにユーザＩＤ番号分のシリンダガードバッファから
成るテーブルがデバイス毎に用意され、シリンダガード
バッファには、Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユーザ番号
でアクセス可能なシリンダ番号の最大値（ＵＬ）と最小
値（ＬＬ）が記述されている。
【００２８】続いて本第４の実施例におけるファイル保
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ
時に１つのＤＫＵ内のシリンダをユーザＩＤ番号の数に
分割し、ＭＭＵ２上にシリンダガードバッファテーブル
を個々のＤＫＵ毎に作成する。シリンダの分割はＤＫＵ
毎に独立に行われるため、同じユーザＩＤ番号に対応す
るシリンダガードバッファの（ＵＬ，ＬＬ）値でもＤＫ
Ｕ毎に異なる。次にＣＰＵ１はプログラム実行中にＩ／
Ｏ命令を検出すると、Ｉ／Ｏ命令にユーザＩＤ番号を割
り当ててＭＭＵ２上にチャネルプログラム４１−１とシ
ークデータ４３−１を作成する。このときチャネルプロ
グラム４１−１のＩＯＴＤはＩＤＣＷ０で指定するデバ
イス番号に対応するシリンダガードバッファテーブル４
４−１内で上記のユーザＩＤ番号に対応するシリンダガ
ードバッファを指す。ＩＯＰ３は上記Ｉ／Ｏ要求を受け
付けると、チャネルプログラム４１−２のＩＤＣＷ０を
ＰＣＵ５に送出し、続いてＩＯＴＰ，ＩＯＴＤを実行す
ることによりＰＣＵ５にシークデータ４３−１とＩＯＴ
Ｄが指示するシリンダガードバッファを送出する。
護の動作について説明する。ＣＰＵ１はシステム立上げ
時に１つのＤＫＵ内のシリンダをユーザＩＤ番号の数に
分割し、ＭＭＵ２上にシリンダガードバッファテーブル
を個々のＤＫＵ毎に作成する。シリンダの分割はＤＫＵ
毎に独立に行われるため、同じユーザＩＤ番号に対応す
るシリンダガードバッファの（ＵＬ，ＬＬ）値でもＤＫ
Ｕ毎に異なる。次にＣＰＵ１はプログラム実行中にＩ／
Ｏ命令を検出すると、Ｉ／Ｏ命令にユーザＩＤ番号を割
り当ててＭＭＵ２上にチャネルプログラム４１−１とシ
ークデータ４３−１を作成する。このときチャネルプロ
グラム４１−１のＩＯＴＤはＩＤＣＷ０で指定するデバ
イス番号に対応するシリンダガードバッファテーブル４
４−１内で上記のユーザＩＤ番号に対応するシリンダガ
ードバッファを指す。ＩＯＰ３は上記Ｉ／Ｏ要求を受け
付けると、チャネルプログラム４１−２のＩＤＣＷ０を
ＰＣＵ５に送出し、続いてＩＯＴＰ，ＩＯＴＤを実行す
ることによりＰＣＵ５にシークデータ４３−１とＩＯＴ
Ｄが指示するシリンダガードバッファを送出する。
【００２９】ＰＣＵ５はＩＯＰ３からシークデータ４３
−１とシリンダガードバッファを受け取るとセクタアド
レス＋セクタカウントリミット＞ＵＬ，セクタアドレス
＜ＬＬのチェックを行い、どちらの条件も成立しない場
合はＩＤＣＷ０で指定されたデバイスを使って入出力動
作を行い、どちらかの条件が成立する場合にはＩＤＣＷ
０で指示されたデバイスにおいてＩ／Ｏ要求に割り当て
られたユーザＩＤ番号でアクセス可能なシリンダを越え
たと判断してＰＣＵ５はＩＯＰ３にシリンダガードエラ
ーの終了報告を行う。ＩＯＰ３はこのエラーをＯＳに通
知して入出力動作を終了する。このようにして、ＣＰＵ
１からのＩ／Ｏ要求に従って行われる入出力動作におい
て、データ転送が上記Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユー
ザＩＤ番号でアクセスできる（デバイス毎に独立に決定
された）シリンダ番号を越えて行われないようにＰＣＵ
５でガードすることができる（請求項５記載の動作）。
−１とシリンダガードバッファを受け取るとセクタアド
レス＋セクタカウントリミット＞ＵＬ，セクタアドレス
＜ＬＬのチェックを行い、どちらの条件も成立しない場
合はＩＤＣＷ０で指定されたデバイスを使って入出力動
作を行い、どちらかの条件が成立する場合にはＩＤＣＷ
０で指示されたデバイスにおいてＩ／Ｏ要求に割り当て
られたユーザＩＤ番号でアクセス可能なシリンダを越え
たと判断してＰＣＵ５はＩＯＰ３にシリンダガードエラ
ーの終了報告を行う。ＩＯＰ３はこのエラーをＯＳに通
知して入出力動作を終了する。このようにして、ＣＰＵ
１からのＩ／Ｏ要求に従って行われる入出力動作におい
て、データ転送が上記Ｉ／Ｏ要求に割り当てられたユー
ザＩＤ番号でアクセスできる（デバイス毎に独立に決定
された）シリンダ番号を越えて行われないようにＰＣＵ
５でガードすることができる（請求項５記載の動作）。
【００３０】
【発明の効果】以上説明したように本発明は、以下のよ
うな効果を有する。
うな効果を有する。
【００３１】第１に、ＣＰＵがＩＯＰに送出するＩ／Ｏ
要求にユーザＩＤ番号を割り当て、入出力動作が各ユー
ザＩＤ番号に対して割り当てられた主メモリ領域内で行
われるようにＩＯＰでガードすることにより、ユーザの
プログラミングのミスが原因で他のユーザが使用ている
主メモリ上のデータを破壊することがなくなる。また、
通信処理装置を介して複数の端末とホスト間で通信を行
うシステムにおいて各回線で行うデータ送受が回線毎に
割り当てられた主メモリ領域内で行われるようにＩＯＰ
でガードするので、通信処理装置の故障が原因で他の回
線用のメモリエリアを破壊することを防ぐことができ
る。
要求にユーザＩＤ番号を割り当て、入出力動作が各ユー
ザＩＤ番号に対して割り当てられた主メモリ領域内で行
われるようにＩＯＰでガードすることにより、ユーザの
プログラミングのミスが原因で他のユーザが使用ている
主メモリ上のデータを破壊することがなくなる。また、
通信処理装置を介して複数の端末とホスト間で通信を行
うシステムにおいて各回線で行うデータ送受が回線毎に
割り当てられた主メモリ領域内で行われるようにＩＯＰ
でガードするので、通信処理装置の故障が原因で他の回
線用のメモリエリアを破壊することを防ぐことができ
る。
【００３２】第２に、ＣＰＵがＩＯＰに送出するＩ／Ｏ
要求にユーザＩＤ番号を割り当て、ユーザＩＤ番号毎に
使用可能なデバイスを規定することにより、１ユーザが
他のユーザ所有のデバイスをアクセスすることを防ぎ、
誤って他のユーザのファイルを破壊することを防止する
ことができる。また、デバイス番号チェックをＰＣＵで
チェックすることにより、ＩＯＰの負担及びハードウェ
ア量を軽減して同様の効果を得ることができる。
要求にユーザＩＤ番号を割り当て、ユーザＩＤ番号毎に
使用可能なデバイスを規定することにより、１ユーザが
他のユーザ所有のデバイスをアクセスすることを防ぎ、
誤って他のユーザのファイルを破壊することを防止する
ことができる。また、デバイス番号チェックをＰＣＵで
チェックすることにより、ＩＯＰの負担及びハードウェ
ア量を軽減して同様の効果を得ることができる。
【００３３】第３に、ユーザＩＤ番号毎に磁気ディスク
内でアクセス可能なシリンダ番号を規定することによ
り、他のユーザが使用するシリンダ上のデータ（ファイ
ル）を破壊することを防ぎ、複数のユーザが１つのディ
スクを共用し、かつ各ユーザがあたかも１つのディスク
装置の中に個人専用の小単位のディスクを専有している
かのように運用することがきる。また、ユーザＩＤ番号
毎に磁気ディスク内でアクセス可能なシリンダ番号を各
ディスク独立に規定することにより、システムに接続さ
れた磁気ディスクの１つ１つを複数ユーザに分割するこ
とができ、かつシリンダを分割する単位（サイズ）が同
じユーザＩＤ番号でもデバイス番号によって変化させる
ことができる。さらに、１ユーザがプログラミングミス
等の原因により他のユーザのシリンダ（ファイル）を破
壊することを防ぐことができる。
内でアクセス可能なシリンダ番号を規定することによ
り、他のユーザが使用するシリンダ上のデータ（ファイ
ル）を破壊することを防ぎ、複数のユーザが１つのディ
スクを共用し、かつ各ユーザがあたかも１つのディスク
装置の中に個人専用の小単位のディスクを専有している
かのように運用することがきる。また、ユーザＩＤ番号
毎に磁気ディスク内でアクセス可能なシリンダ番号を各
ディスク独立に規定することにより、システムに接続さ
れた磁気ディスクの１つ１つを複数ユーザに分割するこ
とができ、かつシリンダを分割する単位（サイズ）が同
じユーザＩＤ番号でもデバイス番号によって変化させる
ことができる。さらに、１ユーザがプログラミングミス
等の原因により他のユーザのシリンダ（ファイル）を破
壊することを防ぐことができる。
【図１】（ａ）は本発明のファイル保護方式の第１の実
施例を示す情報処理装置のブロック図、（ｂ）は同図
（ａ）におけるメモリガードバッファの１語のフォーマ
ット例を示す図である。
施例を示す情報処理装置のブロック図、（ｂ）は同図
（ａ）におけるメモリガードバッファの１語のフォーマ
ット例を示す図である。
【図２】（ａ）は本発明の第２の実施例を示す情報処理
装置のブロック図、（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同図
（ａ）におけるチャネルプログラムの構成例を示す図及
びアサインデバイステーブルのフォーマット例を示す図
である。
装置のブロック図、（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同図
（ａ）におけるチャネルプログラムの構成例を示す図及
びアサインデバイステーブルのフォーマット例を示す図
である。
【図３】（ａ）は本発明の第３の実施例を示す情報処理
装置のブロック図、（ｂ），（ｃ），（ｄ）はそれぞれ
同図（ａ）におけるチャネルプログラム，シークデー
タ，シリンダガードバッファテーブルのフォーマット例
を示す図である。
装置のブロック図、（ｂ），（ｃ），（ｄ）はそれぞれ
同図（ａ）におけるチャネルプログラム，シークデー
タ，シリンダガードバッファテーブルのフォーマット例
を示す図である。
【図４】（ａ）は本発明の第４の実施例を示す情報処理
装置のブロック図、（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同図
（ａ）におけるシークデータ及び１デバイス当りのシリ
ンダガードバッファテーブルのフォーマット例を示す図
である。
装置のブロック図、（ｂ）及び（ｃ）はそれぞれ同図
（ａ）におけるシークデータ及び１デバイス当りのシリ
ンダガードバッファテーブルのフォーマット例を示す図
である。
【図５】従来のファイル保護方式の第１の例を示す情報
処理装置のブロック図である。
処理装置のブロック図である。
【図６】従来のファイル保護方式の第２の例を示す情報
処理装置のブロック図である。
処理装置のブロック図である。
１ 中央処理装置（ＣＰＵ） ２ 主記憶装置（ＭＭＵ） ３ 入出力処理装置（ＩＯＰ） ４ 入出力チャネル（ＣＨ） ５ 周辺制御装置（ＰＣＵ） ６−１，〜６−３ 磁気ディスク装置（ＤＫＵ） ７，６１ メモリ領域 ８ ユーザＩＤレジスタ ９，６３ メモリガードバッファ １０ アドレスレジスタ １１，６５ 比較回路 １２，６６ ＯＲ回路 ２１，３１，４１，５１ チャネルプログラム ２２，２６，２８ ＩＤＣＷ ２３ アサインデバイステーブル ２４ アサインデバイスワード送出 ２５ ＩＤＣＷ送出 ２７，２９ アサインデバイスワード ３２，４３，５３ シークデータ ３３，４４ シリンダガードバッファテーブル ３４ シリンダガードバッファテーブル転送 ３５ ＩＤＣＷ送出 ３６ ＩＤＣＷ ３７ シリンダガードバッファ ４２，５２ データエリア ５４ ファイル ６２ ＶＭＩＤレジスタ ６４ アドレスレジスタ
Claims (5)
- 【請求項１】 主記憶装置，中央処理装置，チャネル及
び周辺制御装置と入出力装置を含む周辺サブシステムか
ら構成され、前記中央処理装置が入出力命令を実行する
とき各入出力要求に対して入出力要求元のプログラムを
識別するユーザＩＤ番号を割り当てて前記チャネルに伝
達し、前記チャネルは制御コマンド，デバイス番号，前
記主記憶装置上の転送開始データアドレス及び転送語数
を含む複数個のチャネルコマンド語から成るチャネルプ
ログラムを前記主記憶装置から順次読み出して実行する
ことにより前記周辺サブシステムと前記主記憶装置との
間の入出力動作を処理する情報処理装置において、前記
各ユーザＩＤ番号に対し前記主記憶装置上の連続した領
域を専有的に割り当ててその領域の先頭アドレスと最終
アドレスを保持するメモリガードレジスタを前記ユーザ
ＩＤの数だけ設け、前記中央処理装置が前記入出力要求
を発行したとき前記チャネルは前記ユーザＩＤ番号に対
応する前記メモリガードレジスタを選択して前記主記憶
装置から前記チャネルコマンド語を読み出した後このチ
ャネルコマンド語が指示するデータアドレスが前記メモ
リガードレジスタに保存された先頭アドレスより上位で
ありかつ前記データアドレスと前記チャネルコマンド語
が指示する転送語数の加算結果が前記メモリガードレジ
スタに保持された最終アドレスを越えていないことを条
件に前記チャネルコマンド語で指示された入出力動作を
実行することを特徴とするファイル保護方式。 - 【請求項２】 主記憶装置，中央処理装置，チャネル及
び周辺制御装置と入出力装置を含む周辺サブシステムか
ら構成され、前記中央処理装置が入出力命令を実行する
とき各入出力要求に対して入出力要求元のプログラムを
識別するユーザＩＤ番号を割り当てて前記チャネルに伝
達し、前記チャネルは制御コマンド，デバイス番号，前
記主記憶装置上の転送開始データアドレス及び転送語数
を含む複数個のチャネルコマンド語から成るチャネルプ
ログラムを前記主記憶装置から順次読み出して実行する
ことにより前記周辺サブシステムと前記主記憶装置との
間の入出力動作を処理する情報処理装置において、前記
各ユーザＩＤ番号に対して割り当てられた前記デバイス
番号を表示する前記ユーザＩＤ番号分のアサインデバイ
ス語から構成されるアサインデバイステーブルを前記チ
ャネル毎に設け、前記中央処理装置が入出力要求を発行
したとき前記チャネルは前記ユーザＩＤ番号及びチャネ
ル番号に対応する前記アサインデバイス語を選択して前
記主記憶装置からチャネルコマンド語を読み出した後こ
のチャネルコマンド語で指定されるデバイス番号が前記
アサインデバイス語に表示されていることを条件に前記
チャネルコマンド語で指示された入出力動作を実行する
ことを特徴とするファイル保護方式。 - 【請求項３】 前記中央処理装置が入出力要求を発行し
たとき前記チャネルは前記主記憶装置からチャネルコマ
ンド語を読み出して前記ユーザＩＤ番号及びチャネル番
号に対応する前記アサインデバイス語を選択し、前記周
辺制御装置は前記チャネルコマンド語と前記アサインデ
バイス語を前記チャネルから受け取りこのチャネルコマ
ンド語に指定されたデバイス番号が前記アサインデバイ
ス語に表示されていることを条件に前記チャネルコマン
ド語で指示された入出力動作を実行することを特徴とす
る請求項２記載のファイル保護方式。 - 【請求項４】 主記憶装置，中央処理装置，チャネル及
び周辺制御装置と入出力装置を含む周辺サブシステムか
ら構成され、前記中央処理装置が入出力命令を実行する
とき各入出力要求に対して入出力要求元のプログラムを
識別するユーザＩＤ番号を割り当てて前記チャネルに伝
達し、前記チャネルは制御コマンド，デバイス番号，前
記主記憶装置上の転送開始データアドレス及び転送語数
を含む複数個のチャネルコマンド語から成るチャネルプ
ログラムを前記主記憶装置から順次読み出して実行する
ことにより前記周辺サブシステムと前記主記憶装置との
間の入出力動作を処理する情報処理装置において、前記
各ユーザＩＤ番号に対し前記入出力装置内の連続したシ
リンダを専有的に割り当ててそのシリンダ番号の最大値
と最小値を表示する前記ユーザＩＤ番号分のシリンダガ
ードバッファにより構成されるシリンダガードバッファ
テーブルを設け、前記チャネルは前記中央処理装置から
前記シリンダガードバッファテーブルのロードを指示す
る入出力要求を受信したとき前記周辺制御装置内に前記
シリンダガードバッファテーブルをロードし、更に新た
な入出力要求受信により前記チャネルコマンド語と転送
開始セクタアドレスと最大転送セクタ数を含むシークデ
ータ及び前記ユーザＩＤ番号を前記周辺制御装置に送出
し、前記周辺制御装置は前記ユーザＩＤ番号に対応する
前記シリンダガードバッファを選択して前記シークデー
タで指示するセクタアドレスが前記シリンダガードバッ
ファで指示する最小シリンダ番号より大きくかつ前記シ
ークデータで指示するセクタアドレスと最大転送セクタ
数の加算結果が前記シリンダガードバッファで指示する
最大シリンダ番号を越えていないことを条件に前記チャ
ネルコマンド語で指示された入出力動作を実行すること
を特徴とするファイル保護方式。 - 【請求項５】 前記シリンダガードバッファテーブルを
前記入出力装置毎に設け、前記周辺制御装置が入出力要
求を発行したとき前記チャネルは前記主記憶装置から前
記チャネルコマンド語を読み出した後このチャネルコマ
ンド語に指定されたデバイス番号と前記ユーザＩＤ番号
に対応する前記シリンダガードバッファを選択し、次に
前記周辺制御装置は前記シークデータと前記シリンダガ
ードバッファを前記チャネルから受け取りそのシークデ
ータで指示するセクタアドレスが前記シリンダガードバ
ッファで指示する最小シリンダ番号より大きくかつ前記
シークデータで指示するセクタアドレスと最大転送セク
タ数の加算結果が前記シリンダバッファで指示する最大
シリンダ番号を越えていないことを条件に前記チャネル
コマンド語で指示された入出力動作を実行することを特
徴とする請求項４記載のファイル保護方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3282451A JPH05120194A (ja) | 1991-10-29 | 1991-10-29 | フアイル保護方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3282451A JPH05120194A (ja) | 1991-10-29 | 1991-10-29 | フアイル保護方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH05120194A true JPH05120194A (ja) | 1993-05-18 |
Family
ID=17652600
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3282451A Pending JPH05120194A (ja) | 1991-10-29 | 1991-10-29 | フアイル保護方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH05120194A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2005048114A1 (ja) * | 2003-11-17 | 2005-05-26 | Intelligent Wave Inc. | 不正監視プログラム、不正監視の方法及び不正監視システム |
| US7293147B2 (en) | 2001-01-25 | 2007-11-06 | Hitachi, Ltd. | Storage system controlling exclusion/priority for I/O access |
-
1991
- 1991-10-29 JP JP3282451A patent/JPH05120194A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7293147B2 (en) | 2001-01-25 | 2007-11-06 | Hitachi, Ltd. | Storage system controlling exclusion/priority for I/O access |
| WO2005048114A1 (ja) * | 2003-11-17 | 2005-05-26 | Intelligent Wave Inc. | 不正監視プログラム、不正監視の方法及び不正監視システム |
| JP2005149243A (ja) * | 2003-11-17 | 2005-06-09 | Intelligent Wave Inc | 不正監視プログラム、不正監視の方法及び不正監視システム |
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