JPH0610793B2 - プログラム暴走検出方法 - Google Patents
プログラム暴走検出方法Info
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- JPH0610793B2 JPH0610793B2 JP58029720A JP2972083A JPH0610793B2 JP H0610793 B2 JPH0610793 B2 JP H0610793B2 JP 58029720 A JP58029720 A JP 58029720A JP 2972083 A JP2972083 A JP 2972083A JP H0610793 B2 JPH0610793 B2 JP H0610793B2
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F11/004—Error avoidance
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- Theoretical Computer Science (AREA)
- Quality & Reliability (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
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Description
【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明はサブルーチンプログラムを含む各種プログラム
を実行する情報処理装置に好適するプログラム暴走検出
方法に関する。
を実行する情報処理装置に好適するプログラム暴走検出
方法に関する。
この種の情報処理装置では、サブルーチンプログラムを
呼ぶ場合、CALL文（CALL命令）が用いられるのが一般的
である。第１図はメインプログラムＰ１中のCALL文でサ
ブルーチンプログラムＰ２を呼び、当該プログラムＰ２
中のCALL文でサブルーチンプログラムＰ３を呼び、当該
プログラムＰ３中のＣＡＬＬ文でサブルーチンプログラ
ムＰ４を呼び、当該プログラムＰ４中のCALL文でサブル
ーチンプログラムＰ５を呼ぶプログラム例を示したもの
である。周知のようにCALL文の実行時にはその戻り番地
が戻り先スタックに記憶（退避）される。この戻り先ス
タックは通常メモリで構成され、カウンタによりアドレ
スが指定される。第２図(a)〜(e)は戻り先スタックの内
容とカウンタの示すアドレスとを第１図に対応させて示
したものである。図中、１１は戻り先スタック、１２は
カウンタである。この例では、戻り先スタック１１は２
2（＝４）ワードのメモリであり、カウンタ１２は２ビ
ットの２進カウンタである。第２図(a)はメインプログ
ラムＰ１中の）中のCALL文を実行する前の戻り先スタッ
ク１１およびカウンタ１２の状態を示すもので、戻り先
スタック１１には有効な戻り番地は記憶されておらず、
カウンタ１２は戻り先スタック１１のアドレス“００”
を指定している。しかしてメインプログラムＰ１の番地
ＡでCALL文が実行されると、戻り先スタック１１のアド
レス“００”には戻り番地Ａ＋１が記憶（退避）され、
カウンタ１２は＋１される。同様にしてサブルーチンプ
ログラムＰ２，Ｐ３，Ｐ４が順に呼び出されて最後にサ
ブルーチンプログラムＰ５が呼び出された時点では、戻
り先スタック１１およびカウンタ１２は第２図(e)に示
される如き状態となる。すなわち、戻り先スタック１１
のアドレス“００”にはＰ２からＰ１への戻り番地Ａ＋
１が、同じくアドレス“０１”にはＰ３からＰ２への戻
り番地Ｂ＋１が、同じくアドレス“１０”にはＰ４から
Ｐ３への戻り番地Ｃ＋１が、同じくアドレス、“１１”
にはＰ５からＰ４への戻り番地Ｄ＋１がそれぞれ記憶さ
れている。また、カウンタ１２はアドレス“００”を示
している。そして、サブルーチンプログラムＰ５が走行
し、やがてRET（RETURN）命令が実行されるとカウンタ
１２が−１され、当該カウンタ１２の示す戻り先スタッ
ク１１のアドレス“１１”に記憶されている戻り番地Ｄ
＋１へ実行が移る。これによりサブルーチンプログラム
Ｐ４の番地Ｄ＋１以降の命令が逐次実行され、RET命令
によりサブルーチンプログラムＰ３の番地Ｃ＋１に実行
が戻る。以下、同様にサブルーチンプログラムＰ３でRE
T命令が実行されることによりサブルーチンプログラム
Ｐ２の番地Ｂ＋１に実行が戻り、当該Ｐ２でRET命令が
実行されることによりメインプログラムＰ１の番地Ａ＋
１に実行が戻る。
呼ぶ場合、CALL文（CALL命令）が用いられるのが一般的
である。第１図はメインプログラムＰ１中のCALL文でサ
ブルーチンプログラムＰ２を呼び、当該プログラムＰ２
中のCALL文でサブルーチンプログラムＰ３を呼び、当該
プログラムＰ３中のＣＡＬＬ文でサブルーチンプログラ
ムＰ４を呼び、当該プログラムＰ４中のCALL文でサブル
ーチンプログラムＰ５を呼ぶプログラム例を示したもの
である。周知のようにCALL文の実行時にはその戻り番地
が戻り先スタックに記憶（退避）される。この戻り先ス
タックは通常メモリで構成され、カウンタによりアドレ
スが指定される。第２図(a)〜(e)は戻り先スタックの内
容とカウンタの示すアドレスとを第１図に対応させて示
したものである。図中、１１は戻り先スタック、１２は
カウンタである。この例では、戻り先スタック１１は２
2（＝４）ワードのメモリであり、カウンタ１２は２ビ
ットの２進カウンタである。第２図(a)はメインプログ
ラムＰ１中の）中のCALL文を実行する前の戻り先スタッ
ク１１およびカウンタ１２の状態を示すもので、戻り先
スタック１１には有効な戻り番地は記憶されておらず、
カウンタ１２は戻り先スタック１１のアドレス“００”
を指定している。しかしてメインプログラムＰ１の番地
ＡでCALL文が実行されると、戻り先スタック１１のアド
レス“００”には戻り番地Ａ＋１が記憶（退避）され、
カウンタ１２は＋１される。同様にしてサブルーチンプ
ログラムＰ２，Ｐ３，Ｐ４が順に呼び出されて最後にサ
ブルーチンプログラムＰ５が呼び出された時点では、戻
り先スタック１１およびカウンタ１２は第２図(e)に示
される如き状態となる。すなわち、戻り先スタック１１
のアドレス“００”にはＰ２からＰ１への戻り番地Ａ＋
１が、同じくアドレス“０１”にはＰ３からＰ２への戻
り番地Ｂ＋１が、同じくアドレス“１０”にはＰ４から
Ｐ３への戻り番地Ｃ＋１が、同じくアドレス、“１１”
にはＰ５からＰ４への戻り番地Ｄ＋１がそれぞれ記憶さ
れている。また、カウンタ１２はアドレス“００”を示
している。そして、サブルーチンプログラムＰ５が走行
し、やがてRET（RETURN）命令が実行されるとカウンタ
１２が−１され、当該カウンタ１２の示す戻り先スタッ
ク１１のアドレス“１１”に記憶されている戻り番地Ｄ
＋１へ実行が移る。これによりサブルーチンプログラム
Ｐ４の番地Ｄ＋１以降の命令が逐次実行され、RET命令
によりサブルーチンプログラムＰ３の番地Ｃ＋１に実行
が戻る。以下、同様にサブルーチンプログラムＰ３でRE
T命令が実行されることによりサブルーチンプログラム
Ｐ２の番地Ｂ＋１に実行が戻り、当該Ｐ２でRET命令が
実行されることによりメインプログラムＰ１の番地Ａ＋
１に実行が戻る。
ところが、このような構成では、第３図に示されるよう
に例えばメインプログラムＰ６の番地Ｆから何らかの原
因で（番地Ｆ＋１に実行が移らずに）サブルーチンプロ
グラム７の番地Ｇへ実行が移った場合、当該Ｐ７のRET
命令が実行されることになり、次のような不都合が生じ
る。すなわちＰ７のRET命令が実行されると、カウンタ
(12)が−１され、当該カウンタ(12)の示す戻り先スタッ
ク(11)のアドレス“１１”に書き込まれている番地に実
行が移るため、プログラムが暴走してしまうことであ
る。そこで従来は、カウンタ(12)の内容が“００”の場
合に−１しようとするとエラーになるようにしてプログ
ラムの暴走を防いでいた。しかし、この方式には次に示
す２つの次点があるため問題であった。
に例えばメインプログラムＰ６の番地Ｆから何らかの原
因で（番地Ｆ＋１に実行が移らずに）サブルーチンプロ
グラム７の番地Ｇへ実行が移った場合、当該Ｐ７のRET
命令が実行されることになり、次のような不都合が生じ
る。すなわちＰ７のRET命令が実行されると、カウンタ
(12)が−１され、当該カウンタ(12)の示す戻り先スタッ
ク(11)のアドレス“１１”に書き込まれている番地に実
行が移るため、プログラムが暴走してしまうことであ
る。そこで従来は、カウンタ(12)の内容が“００”の場
合に−１しようとするとエラーになるようにしてプログ
ラムの暴走を防いでいた。しかし、この方式には次に示
す２つの次点があるため問題であった。
ハードウェア量が増大し、高価格となる。
CALL文を何回か重ねて使用して第２図(e)に示される
如き状態になると、RET命令を実行したときにエラーと
なってしまうので、戻り先スタックをｍワードのメモリ
で構成した場合でもCALL文はｍ−１回（第２図の例では
３回）までしか重複できない。
如き状態になると、RET命令を実行したときにエラーと
なってしまうので、戻り先スタックをｍワードのメモリ
で構成した場合でもCALL文はｍ−１回（第２図の例では
３回）までしか重複できない。
本発明は上記事情に鑑みてなされたものでその目的は、
何らかの原因で誤ってプログラムが分岐し、RET命令が
余分に実行された場合に、その旨をハードウェアを追加
することなく効率よく検出することができ、もってプロ
グラムの暴走が防止できるプログラム暴走検出方法を提
供することにある。
何らかの原因で誤ってプログラムが分岐し、RET命令が
余分に実行された場合に、その旨をハードウェアを追加
することなく効率よく検出することができ、もってプロ
グラムの暴走が防止できるプログラム暴走検出方法を提
供することにある。
本発明は、プログラム中のＣＡＬＬ（コール）命令の実
行により別のプログラムを呼び出す際に戻り番地が格納
される先入れ後出し方式の戻り先スタックを備えた情報
処理であって、ＲＥＴ（リターン）命令の実行により、
上記スタックからその時点で最も最後に格納されている
戻り番地を取り出して同番地にプログラム実行を復帰さ
せるようにした情報処理装置上で実行されるプログラム
の暴走を検出するためのプログラム暴走検出方法におい
て、 プログラムの任意のチェックポイントで、エラー処理ル
ーチンの先頭番地またはエラー処理ルーチンへジャンプ
させる命令の番地を戻り番地とする１つ以上の特別のＣ
ＡＬＬ命令を実行させることにより、 もし、それに続いて行われるプログラム処理の途中で何
らかの原因によりＣＡＬＬ命令の実行なしに別のプログ
ラムの或る番地の処理に移るプログラム暴走が発生する
と、上記スタッタへの戻り番地の格納動作が行われない
ために、ＣＡＬＬ命令実行に伴う上記スタッタへの戻り
番地の格納回数よりＲＥＴ命令実行に伴う上記スタッタ
からの戻り番地の取り出し回数の方が多くなることか
ら、実際にプログラム暴走が発生した場合には、その後
のプログラム処理の過程での少なくとも１回目のＲＥＴ
命令の実行により、上記特別のＣＡＬＬ命令の実行に伴
って上記スタックに格納された戻り番地が同スタックか
ら取り出されて、上記エラー処理ルーチンに飛ぶように
したものである。
行により別のプログラムを呼び出す際に戻り番地が格納
される先入れ後出し方式の戻り先スタックを備えた情報
処理であって、ＲＥＴ（リターン）命令の実行により、
上記スタックからその時点で最も最後に格納されている
戻り番地を取り出して同番地にプログラム実行を復帰さ
せるようにした情報処理装置上で実行されるプログラム
の暴走を検出するためのプログラム暴走検出方法におい
て、 プログラムの任意のチェックポイントで、エラー処理ル
ーチンの先頭番地またはエラー処理ルーチンへジャンプ
させる命令の番地を戻り番地とする１つ以上の特別のＣ
ＡＬＬ命令を実行させることにより、 もし、それに続いて行われるプログラム処理の途中で何
らかの原因によりＣＡＬＬ命令の実行なしに別のプログ
ラムの或る番地の処理に移るプログラム暴走が発生する
と、上記スタッタへの戻り番地の格納動作が行われない
ために、ＣＡＬＬ命令実行に伴う上記スタッタへの戻り
番地の格納回数よりＲＥＴ命令実行に伴う上記スタッタ
からの戻り番地の取り出し回数の方が多くなることか
ら、実際にプログラム暴走が発生した場合には、その後
のプログラム処理の過程での少なくとも１回目のＲＥＴ
命令の実行により、上記特別のＣＡＬＬ命令の実行に伴
って上記スタックに格納された戻り番地が同スタックか
ら取り出されて、上記エラー処理ルーチンに飛ぶように
したものである。
以下、本発明の一実施例を図面を参照して説明する。な
お、第１図と同一部分には同一符号を付して詳細な説明
を省略する。第４図は本発明一実施例で適用されるプロ
グラム構成を示すもので、Ｐ８はプログラムの或るチェ
ックポイント（例えば電源をオンしたとき、割込み復帰
のとき、サブルーチンプログラムのRET命令を実行して
メインプログラムに復帰したときなど）で実行されるプ
ログラムである。このプログラムＰ８は、図示せぬ主メ
モリの番地Ｉから始まる領域に格納されており、番地Ｉ
に実行すべきメインプログラム９を呼び出すCALL文を、
番地Ｉ＋１以降にエラー処理ルーチンを有している。こ
のエラー処理ルーチンはエラー情報を出力してプログラ
ム実行を停止するようにプログラムされたものである。
メインプログラムＰ９はCALL文を含んでおり、当該CALL
文が実行されることによりサブルーチンプログラムＰ１
０が呼び出されるようになっている。
お、第１図と同一部分には同一符号を付して詳細な説明
を省略する。第４図は本発明一実施例で適用されるプロ
グラム構成を示すもので、Ｐ８はプログラムの或るチェ
ックポイント（例えば電源をオンしたとき、割込み復帰
のとき、サブルーチンプログラムのRET命令を実行して
メインプログラムに復帰したときなど）で実行されるプ
ログラムである。このプログラムＰ８は、図示せぬ主メ
モリの番地Ｉから始まる領域に格納されており、番地Ｉ
に実行すべきメインプログラム９を呼び出すCALL文を、
番地Ｉ＋１以降にエラー処理ルーチンを有している。こ
のエラー処理ルーチンはエラー情報を出力してプログラ
ム実行を停止するようにプログラムされたものである。
メインプログラムＰ９はCALL文を含んでおり、当該CALL
文が実行されることによりサブルーチンプログラムＰ１
０が呼び出されるようになっている。
今、プログラムの或るチェックポイントでプログラムＰ
８のCALL文が実行されたものとする。これにより、第２
図(a)に示される如き状態にあった戻り先スタック１１
およびカウンタ１２の内容は第５図に示される状態とな
る。すなわち、カウンタ１２の示す戻り先スタック１１
のアドレス“００”に戻り番地Ｉ＋１が記憶（退避）さ
れ、カウンタ１２は＋１されてその内容が“０１”とな
る。そして、メインプログラムP9が呼び出され、当該Ｐ
９が実行される。
８のCALL文が実行されたものとする。これにより、第２
図(a)に示される如き状態にあった戻り先スタック１１
およびカウンタ１２の内容は第５図に示される状態とな
る。すなわち、カウンタ１２の示す戻り先スタック１１
のアドレス“００”に戻り番地Ｉ＋１が記憶（退避）さ
れ、カウンタ１２は＋１されてその内容が“０１”とな
る。そして、メインプログラムP9が呼び出され、当該Ｐ
９が実行される。
この状態で、何らかの原因により第６図に示されるよう
にメインプログラムＰ９の番地Ｊから誤ってサブルーチ
ンプログラムＰ１０の番地Ｋに実行が移ったものとす
る。やがてサブルーチンプログラムＰ１０中のRET命令
が実行されると、カウンタ１２が−１され、当該カウン
タ１２の示す戻り先スタック１１のアドレス“００”に
記憶されている戻り番地Ｉ＋１が取り出される。しかし
てプログラムＰ８の番地Ｉ＋１以降のエラー処理ルーチ
ンが実行され、これによりエラー情報が出力されプログ
ラム実行が停止される。
にメインプログラムＰ９の番地Ｊから誤ってサブルーチ
ンプログラムＰ１０の番地Ｋに実行が移ったものとす
る。やがてサブルーチンプログラムＰ１０中のRET命令
が実行されると、カウンタ１２が−１され、当該カウン
タ１２の示す戻り先スタック１１のアドレス“００”に
記憶されている戻り番地Ｉ＋１が取り出される。しかし
てプログラムＰ８の番地Ｉ＋１以降のエラー処理ルーチ
ンが実行され、これによりエラー情報が出力されプログ
ラム実行が停止される。
次に本発明の他の実施例を第７図乃至第９図を参照して
説明する。第７図はプログラム構成例を示すもので、Ｐ
１１は前述したエラー処理ルーチンと同様のプログラム
である。このプログラムＰ１１は図示せぬ主メモリの番
地Ｘから始まる領域に格納されている。Ｐ１２〜Ｐ１５
はプログラムの或るチェックポイントで実行されるプロ
グラム、Ｐ１６はメインプログラム、Ｐ１７はサブルー
チンプログラムである。各プログラムＰ１２〜Ｐ１６は
それぞれプログラムＰ１３〜Ｐ１７を呼び出すためのCA
LL文を含んでいる。
説明する。第７図はプログラム構成例を示すもので、Ｐ
１１は前述したエラー処理ルーチンと同様のプログラム
である。このプログラムＰ１１は図示せぬ主メモリの番
地Ｘから始まる領域に格納されている。Ｐ１２〜Ｐ１５
はプログラムの或るチェックポイントで実行されるプロ
グラム、Ｐ１６はメインプログラム、Ｐ１７はサブルー
チンプログラムである。各プログラムＰ１２〜Ｐ１６は
それぞれプログラムＰ１３〜Ｐ１７を呼び出すためのCA
LL文を含んでいる。
本実施例では、プログラムの或るチェックポイントでま
ずプログラムＰ１２の番地ＰのCALL文が実行され、当該
CALL文によりプログラムＰ１３が呼び出される。そし
て、プログラムＰ13の番地ＱのCALL文が実行されること
によりプログラムＰ１４が呼び出される。以下、同様に
プログラムＰ１４の番地ＲのCALL文が実行されることに
よりプログラムＰ１５が呼び出され、続いて当該プログ
ラムＰ１５の番地ＳのCALL文が実行されることによりメ
インプログラムP16が呼び出される。第８図はこの時点
における戻り先スタック１１およびカウンタ１２の状態
を示すもので、戻り先スタック１１のアドレス“０
０”，“０１”，“１０”，“１１”にはそれぞれ戻り
番地P+1,Q+1,R+1,S+1が記憶（退避）されている。図示
せぬ主メモリのこれらの番地P+1,Q+1,R+1,S+1には、第
７図から明らかなようにいずれも番地ＸへのＧＯ ＴＯ
命令、すなわちプログラムＰ１１へのＧＯ ＴＯ命令が
書き込まれている。また、カウンタ１２の内容は、“０
０”となっている。
ずプログラムＰ１２の番地ＰのCALL文が実行され、当該
CALL文によりプログラムＰ１３が呼び出される。そし
て、プログラムＰ13の番地ＱのCALL文が実行されること
によりプログラムＰ１４が呼び出される。以下、同様に
プログラムＰ１４の番地ＲのCALL文が実行されることに
よりプログラムＰ１５が呼び出され、続いて当該プログ
ラムＰ１５の番地ＳのCALL文が実行されることによりメ
インプログラムP16が呼び出される。第８図はこの時点
における戻り先スタック１１およびカウンタ１２の状態
を示すもので、戻り先スタック１１のアドレス“０
０”，“０１”，“１０”，“１１”にはそれぞれ戻り
番地P+1,Q+1,R+1,S+1が記憶（退避）されている。図示
せぬ主メモリのこれらの番地P+1,Q+1,R+1,S+1には、第
７図から明らかなようにいずれも番地ＸへのＧＯ ＴＯ
命令、すなわちプログラムＰ１１へのＧＯ ＴＯ命令が
書き込まれている。また、カウンタ１２の内容は、“０
０”となっている。
このような状態で、何らかの原因により第９図に示され
るようにメインプログラムＰ１６の番地Ｙから誤ってサ
ブルーチンプログラムＰ１７の番地Ｚに実行が移ったも
のとする。やがてサブルーチンプログラム中のRET命令
が実行されると、カウンタ１２が−１され、当該カウン
タ１２の示す戻り先スタック１１のアドレス“１１”に
記憶されている戻り番地Ｓ＋１が取り出される。主メモ
リのＳ＋１番地には番地ＸへのGO TO命令が格納されて
おり、当該GO TO命令が実行されることによりエラー処
理ルーチンであるプログラムＰ１１に実行が移る。この
結果エラー情報が出力されプログラム実行が停止され
る。これに対して、メインプログラムＰ１６のＣＡＬＬ
文が実行されて、サブルーチンプログラムＰ１７が呼び
出される通常の状態では、そのＣＡＬＬ文の実行時に、
その戻り番地（メインプログラムＰ１６への戻り番地）
が戻り先スタック１１に記憶されることから（ここで
は、第８図から明らかなようにアドレス“００”に記憶
され、それまで同アドレス“００”に記憶されていたＰ
＋１は失われる）、このメインプログラムＰ１６から呼
び出されたサブルーチンプログラムＰ１７でＲＥＴ命令
が実行されると、その戻り番地（アドレス“００”に記
憶されている最新の戻り番地）へ実行が移り、正しくメ
インルーチンＰ１６に戻る。したがって、当該メインル
ーチンＰ１６の呼び出し時に戻り先スタック１１に記憶
された戻り番地、即ち番地ＸへのＧＯ ＴＯ命令の格納
番地に実行が移ることはない。
るようにメインプログラムＰ１６の番地Ｙから誤ってサ
ブルーチンプログラムＰ１７の番地Ｚに実行が移ったも
のとする。やがてサブルーチンプログラム中のRET命令
が実行されると、カウンタ１２が−１され、当該カウン
タ１２の示す戻り先スタック１１のアドレス“１１”に
記憶されている戻り番地Ｓ＋１が取り出される。主メモ
リのＳ＋１番地には番地ＸへのGO TO命令が格納されて
おり、当該GO TO命令が実行されることによりエラー処
理ルーチンであるプログラムＰ１１に実行が移る。この
結果エラー情報が出力されプログラム実行が停止され
る。これに対して、メインプログラムＰ１６のＣＡＬＬ
文が実行されて、サブルーチンプログラムＰ１７が呼び
出される通常の状態では、そのＣＡＬＬ文の実行時に、
その戻り番地（メインプログラムＰ１６への戻り番地）
が戻り先スタック１１に記憶されることから（ここで
は、第８図から明らかなようにアドレス“００”に記憶
され、それまで同アドレス“００”に記憶されていたＰ
＋１は失われる）、このメインプログラムＰ１６から呼
び出されたサブルーチンプログラムＰ１７でＲＥＴ命令
が実行されると、その戻り番地（アドレス“００”に記
憶されている最新の戻り番地）へ実行が移り、正しくメ
インルーチンＰ１６に戻る。したがって、当該メインル
ーチンＰ１６の呼び出し時に戻り先スタック１１に記憶
された戻り番地、即ち番地ＸへのＧＯ ＴＯ命令の格納
番地に実行が移ることはない。
また、本実施例では、上述の説明から明らかなようにプ
ログラムＰ１２〜Ｐ１５の各CALL文の実行により戻り先
スタック１１の各アドレスに戻り番地P+1,Q+1,R+1,S+1
を記憶しておき、RET命令によりいずれが読み出されて
も番地ＸへのGO TOの命令が実行されるようになってい
る。したがって、何らかの原因でカウンタ１２が故障し
て正常な動作をしなくなった場合でも、余分なRET命令
が実行されると番地ＸへのGO TO命令によりプログラム
Ｐ１１に実行が移る。
ログラムＰ１２〜Ｐ１５の各CALL文の実行により戻り先
スタック１１の各アドレスに戻り番地P+1,Q+1,R+1,S+1
を記憶しておき、RET命令によりいずれが読み出されて
も番地ＸへのGO TOの命令が実行されるようになってい
る。したがって、何らかの原因でカウンタ１２が故障し
て正常な動作をしなくなった場合でも、余分なRET命令
が実行されると番地ＸへのGO TO命令によりプログラム
Ｐ１１に実行が移る。
ところで上述の例では、サブルーチンＰ１７から別のサ
ブルーチンを呼ぶようにはなっていないが、第１図のよ
うに或るサブルーチンが別のサブルーチンを呼び、当該
別のサブルーチンが更に別のサブルーチンを呼ぶ場合な
どにおいても、プログラムＰ１２〜Ｐ１５の各CALL文の
実行により戻り先スタック１１に記憶された戻り番地
（P+1,Q+1,R+1,S+1）の全てが、その後のCALL文の重複
により新たな戻り番地の書き替えられない限り、RET命
令に余分に実行されたことが検出できる。この場合、CA
LL文の重複が３回までのプログラムに対しては、RET命
令が余分に実行されたことが検出でき、プログラムの暴
走を防止できる。これに対して、ＣＡＬＬ文によりサブ
ルーチンが呼び出される通常の状態では、メインプログ
ラムとの複数のサブルーチンプログラムによる一連のプ
ログラム処理の過程で発生するＣＡＬＬ文の実行回数と
ＲＥＴ命令の実行回数とは一致して余分なＲＥＴ命令は
実行されないことから、即ちＣＡＬＬ文実行に伴う戻り
先スタック１１への戻り番地の格納回数とＲＥＴ命令実
行に伴う戻り先スタック１１からの戻り番地の取り出し
回数とは必ず一致することから、正しくメインプログラ
ムに戻り、該当プログラム処理の直前に戻り先スタック
１１に格納された戻り番地、即ち番地ＸへのＧＯ ＴＯ
命令の格納番地に実行が移ることはない。また、本実施
例では、CALL文の重複が４回以上ある場合には、プログ
ラムの暴走の防止を図ることは困難であるが、従来方式
と異ってCALL文の重複回数が制限されることはない。
ブルーチンを呼ぶようにはなっていないが、第１図のよ
うに或るサブルーチンが別のサブルーチンを呼び、当該
別のサブルーチンが更に別のサブルーチンを呼ぶ場合な
どにおいても、プログラムＰ１２〜Ｐ１５の各CALL文の
実行により戻り先スタック１１に記憶された戻り番地
（P+1,Q+1,R+1,S+1）の全てが、その後のCALL文の重複
により新たな戻り番地の書き替えられない限り、RET命
令に余分に実行されたことが検出できる。この場合、CA
LL文の重複が３回までのプログラムに対しては、RET命
令が余分に実行されたことが検出でき、プログラムの暴
走を防止できる。これに対して、ＣＡＬＬ文によりサブ
ルーチンが呼び出される通常の状態では、メインプログ
ラムとの複数のサブルーチンプログラムによる一連のプ
ログラム処理の過程で発生するＣＡＬＬ文の実行回数と
ＲＥＴ命令の実行回数とは一致して余分なＲＥＴ命令は
実行されないことから、即ちＣＡＬＬ文実行に伴う戻り
先スタック１１への戻り番地の格納回数とＲＥＴ命令実
行に伴う戻り先スタック１１からの戻り番地の取り出し
回数とは必ず一致することから、正しくメインプログラ
ムに戻り、該当プログラム処理の直前に戻り先スタック
１１に格納された戻り番地、即ち番地ＸへのＧＯ ＴＯ
命令の格納番地に実行が移ることはない。また、本実施
例では、CALL文の重複が４回以上ある場合には、プログ
ラムの暴走の防止を図ることは困難であるが、従来方式
と異ってCALL文の重複回数が制限されることはない。
なお、前記実施例では、戻り先スタックが４ワードのメ
モリで構成されているものとしたがこれに限るものでは
ない。また、前記実施例では、１CALL命令、或いは戻り
先スタックのワード数（アドレス数）と等しい回数のCA
LL命令により、戻り先スタックの１アドレス位置、或い
は全アドレス位置にエラー処理ルーチンへジャンプさせ
るべくプログラムされた番地を書き込むものとして説明
したが、戻り先スタックのワード数（アドレス数）をｍ
（ｍは１上の整数）とすると、ｎ回（ｎは１≦ｎ≦ｍを
満足する整数）のCALL命令により戻り先スタックのｎア
ドレス位置に、上述の番地を書き込むようにしてもよ
い。
モリで構成されているものとしたがこれに限るものでは
ない。また、前記実施例では、１CALL命令、或いは戻り
先スタックのワード数（アドレス数）と等しい回数のCA
LL命令により、戻り先スタックの１アドレス位置、或い
は全アドレス位置にエラー処理ルーチンへジャンプさせ
るべくプログラムされた番地を書き込むものとして説明
したが、戻り先スタックのワード数（アドレス数）をｍ
（ｍは１上の整数）とすると、ｎ回（ｎは１≦ｎ≦ｍを
満足する整数）のCALL命令により戻り先スタックのｎア
ドレス位置に、上述の番地を書き込むようにしてもよ
い。
以上詳述したように本発明によれば何らかの原因でRET
命令が余分に実行されても、その旨をハードウェアを追
加することなく効率よく検出でき、プログラムの暴走の
防止が図れる。
命令が余分に実行されても、その旨をハードウェアを追
加することなく効率よく検出でき、プログラムの暴走の
防止が図れる。
第１図はサブルーチンを含む一般的なプログラム例を示
す図、第２図は戻り先スタックおよびカウンタの状態の
変化を第１図に対応させて示す図、第３図はプログラム
の異常分岐を示す図、第４図は本発明に係るプログラム
構成の一実施例を示す図、第５図はプログラムのチェッ
クポイントで第４図のプログラム構成によりCALL文が実
行された際の戻り先スタックおよびカウンタの状態を示
す図、第６図は上記実施例におけるプログラムの異常分
岐を示す図、第７図は本発明の他の実施例に係るプログ
ラム構成例を示す図、第８図は上記他の実施例において
プログラムのチェックポイントで４回CALL文が実行され
た際の戻り先スタックおよびカウンタの状態を示す図、
第９図は上記他の実施例におけるプログラムの異常分岐
を示す図である。 １１……カウンタ、１２……戻り先スタック。
す図、第２図は戻り先スタックおよびカウンタの状態の
変化を第１図に対応させて示す図、第３図はプログラム
の異常分岐を示す図、第４図は本発明に係るプログラム
構成の一実施例を示す図、第５図はプログラムのチェッ
クポイントで第４図のプログラム構成によりCALL文が実
行された際の戻り先スタックおよびカウンタの状態を示
す図、第６図は上記実施例におけるプログラムの異常分
岐を示す図、第７図は本発明の他の実施例に係るプログ
ラム構成例を示す図、第８図は上記他の実施例において
プログラムのチェックポイントで４回CALL文が実行され
た際の戻り先スタックおよびカウンタの状態を示す図、
第９図は上記他の実施例におけるプログラムの異常分岐
を示す図である。 １１……カウンタ、１２……戻り先スタック。
Claims (1)
- 【請求項１】プログラム中のＣＡＬＬ（コール）命令の
実行により別のプログラムを呼び出す際に戻り番地が格
納される先入れ後出し方式の戻り先スタックを備えた情
報処理装置であって、ＲＥＴ（リターン）命令の実行に
より、上記スタックからその時点で最も最後に格納され
ている戻り番地を取り出して同番地にプログラム実行を
復帰させるようにした情報処理装置上で実行されるプロ
グラムの暴走を検出するためのプログラム暴走検出方法
において、 プログラムの任意のチェックポイントで、エラー処理ル
ーチンの先頭番地またはエラー処理ルーチンへジャンプ
させる命令の番地を戻り番地とする１つ以上の特別のＣ
ＡＬＬ命令を実行させ、 プログラム処理の過程でＣＡＬＬ命令の実行なしに別の
プログラムの処理に移るプログラム暴走が発生した場合
には、その後のプログラム処理の過程での少なくとも１
回目のＲＥＴ命令の実行により、上記特別のＣＡＬＬ命
令の実行に伴って上記スタックに格納された上記戻り番
地が同スタックから取り出されて、上記エラー処理ルー
チンが実行されるようにしたことを特徴とするプログラ
ム暴走検出方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58029720A JPH0610793B2 (ja) | 1983-02-24 | 1983-02-24 | プログラム暴走検出方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58029720A JPH0610793B2 (ja) | 1983-02-24 | 1983-02-24 | プログラム暴走検出方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59154557A JPS59154557A (ja) | 1984-09-03 |
| JPH0610793B2 true JPH0610793B2 (ja) | 1994-02-09 |
Family
ID=12283938
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58029720A Expired - Lifetime JPH0610793B2 (ja) | 1983-02-24 | 1983-02-24 | プログラム暴走検出方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0610793B2 (ja) |
Family Cites Families (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS50138749A (ja) * | 1974-04-23 | 1975-11-05 | ||
| JPS54106142A (en) * | 1978-02-08 | 1979-08-20 | Nec Corp | Data processor |
-
1983
- 1983-02-24 JP JP58029720A patent/JPH0610793B2/ja not_active Expired - Lifetime
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS59154557A (ja) | 1984-09-03 |
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