JPH07210423A - 計算機システム - Google Patents
計算機システムInfo
- Publication number
- JPH07210423A JPH07210423A JP6019983A JP1998394A JPH07210423A JP H07210423 A JPH07210423 A JP H07210423A JP 6019983 A JP6019983 A JP 6019983A JP 1998394 A JP1998394 A JP 1998394A JP H07210423 A JPH07210423 A JP H07210423A
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- JP
- Japan
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- function
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- stack
- address
- time
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 プロセッサがダウンした場合にスタッカの戻
り番地からダウン発生箇所とそこへ至った経路の特定を
可能にする。 【構成】 スタックポインタ４０の値が指定するスタッ
ク３０上から戻り番地を取り出す（ステップ１０１）。
次に、取り出した戻り番地を参照済みとする（ステップ
１０２）。さらに、スタックポインタ４０の値を戻り番
地の下を指すように変更し（ステップ１０３）、取り出
した戻り番地に基づき、呼び出し元に復帰する（ステッ
プ１０４）。なお、戻り番地を参照済みとするには、参
照済みにしようとする戻り番地について、その値が書き
込まれているスタック３０上のビット列の全てまたは特
定のビットを０に書き換える。
り番地からダウン発生箇所とそこへ至った経路の特定を
可能にする。 【構成】 スタックポインタ４０の値が指定するスタッ
ク３０上から戻り番地を取り出す（ステップ１０１）。
次に、取り出した戻り番地を参照済みとする（ステップ
１０２）。さらに、スタックポインタ４０の値を戻り番
地の下を指すように変更し（ステップ１０３）、取り出
した戻り番地に基づき、呼び出し元に復帰する（ステッ
プ１０４）。なお、戻り番地を参照済みとするには、参
照済みにしようとする戻り番地について、その値が書き
込まれているスタック３０上のビット列の全てまたは特
定のビットを０に書き換える。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、計算機システムに関
し、特に戻り番地をスタックへ退避して関数へ分岐して
いる最中にプロセッサがダウンして走行が不能になった
場合であっても、ダウン発生箇所およびそこへ至ったプ
ログラムルートを特定することが可能な計算機システム
に関する。
し、特に戻り番地をスタックへ退避して関数へ分岐して
いる最中にプロセッサがダウンして走行が不能になった
場合であっても、ダウン発生箇所およびそこへ至ったプ
ログラムルートを特定することが可能な計算機システム
に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、計算機システムがダウンした場
合、割り込み等によりプロセッサに異常が通知され、異
常処理により発生した時点のプログラムカウンタやスタ
ックポインタ等の情報が特定のメモリにダウン情報とし
て退避される。その後、メモリ内に残されたダウン情報
およびスタック内の情報を収集し、ダウン原因発生箇所
およびそこへ至ったプログラムのルートを解析すること
ができる。
合、割り込み等によりプロセッサに異常が通知され、異
常処理により発生した時点のプログラムカウンタやスタ
ックポインタ等の情報が特定のメモリにダウン情報とし
て退避される。その後、メモリ内に残されたダウン情報
およびスタック内の情報を収集し、ダウン原因発生箇所
およびそこへ至ったプログラムのルートを解析すること
ができる。
【０００３】図２は従来の解析例を示す説明図である。
すなわち、図において１０は関数Ａを示し、開始される
と（１１）、関数Ｂを呼び出して（１２）、終了する
（１３）。また、２０の関数Ｂは、開始されると（２
１）、関数Ｃを呼び出し（２２）、その後処理を行い
（２３）、呼び出し元へ復帰する（２４）。また、この
ときのスタック３０は、先ず、関数Ａの開始時点（１
１）で、関数Ａが作業用に使うデータ領域３５が確保さ
れる。次いで、関数Ｂの呼び出し時点（１２）で、関数
Ａへの戻り番地３４が書き込まれる。
すなわち、図において１０は関数Ａを示し、開始される
と（１１）、関数Ｂを呼び出して（１２）、終了する
（１３）。また、２０の関数Ｂは、開始されると（２
１）、関数Ｃを呼び出し（２２）、その後処理を行い
（２３）、呼び出し元へ復帰する（２４）。また、この
ときのスタック３０は、先ず、関数Ａの開始時点（１
１）で、関数Ａが作業用に使うデータ領域３５が確保さ
れる。次いで、関数Ｂの呼び出し時点（１２）で、関数
Ａへの戻り番地３４が書き込まれる。
【０００４】次に、関数Ｂの開始時点（２１）で、関数
Ｂが作業用に使うデータ領域３３が確保される。さら
に、関数Ｃの呼び出し時点（２２）で、関数Ｂへの戻り
番地３２が書き込まれる。以後、同様にして関数の呼び
出しごとにスタック内では、その関数からの戻り番地が
書き込まれるとともに、関数の開始時点でその関数の作
業用データ領域が確保される。
Ｂが作業用に使うデータ領域３３が確保される。さら
に、関数Ｃの呼び出し時点（２２）で、関数Ｂへの戻り
番地３２が書き込まれる。以後、同様にして関数の呼び
出しごとにスタック内では、その関数からの戻り番地が
書き込まれるとともに、関数の開始時点でその関数の作
業用データ領域が確保される。
【０００５】また、スタックポインタ４０は、スタック
内に領域が確保されたときと、戻り番地が書き込まれた
ときにその領域の上の位置を指し示すように値が変化し
ていく。つまり、関数からの復帰時には、その終了時点
で関数が確保していた領域が開放され、その下の戻り番
地の内容により呼び出し元の関数に復帰する。この場合
のスタックポインタ４０は、領域が開放された時点でそ
の領域の下の位置（戻り番地の上の位置）を指すように
変更される。次にそのスタックポインタ４０の指定する
位置から戻り番地が取り出され、さらにスタックポイン
タ４０が戻り番地の下の位置を指すように変更される。
その後、呼び出し元へ復帰（戻り番地への分岐）をす
る。これらの復帰時の動作をフローチャートとして示し
たのが図３である。
内に領域が確保されたときと、戻り番地が書き込まれた
ときにその領域の上の位置を指し示すように値が変化し
ていく。つまり、関数からの復帰時には、その終了時点
で関数が確保していた領域が開放され、その下の戻り番
地の内容により呼び出し元の関数に復帰する。この場合
のスタックポインタ４０は、領域が開放された時点でそ
の領域の下の位置（戻り番地の上の位置）を指すように
変更される。次にそのスタックポインタ４０の指定する
位置から戻り番地が取り出され、さらにスタックポイン
タ４０が戻り番地の下の位置を指すように変更される。
その後、呼び出し元へ復帰（戻り番地への分岐）をす
る。これらの復帰時の動作をフローチャートとして示し
たのが図３である。
【０００６】これらの動作時に、例えば、関数Ｂ（２
０）の処理（２３）の途中で計算機がダウンした場合、
プロセッサに異常が通知され、その時点のプログラムカ
ウンタ４１およびスタックポインタ４０の指示内容がダ
ウン情報としてメモリに退避される。このときのダウン
情報として退避されたプログラムカウンタ４１の指示内
容は、関数Ｂ（２０）の処理（２３）内の番地を指して
いるので、ダウン発生箇所を特定することができる。同
様に、スタックポインタ４０の指示内容は、関数Ｂのデ
ータ領域３３上を指している。また、個々の関数内で確
保するデータ領域の大きさは関数ごとにプログラム内容
から算出できることにより、関数ごとの戻り番地を調べ
ることでダウン原因発生箇所に至ったプログラムのルー
トを解析することができる。
０）の処理（２３）の途中で計算機がダウンした場合、
プロセッサに異常が通知され、その時点のプログラムカ
ウンタ４１およびスタックポインタ４０の指示内容がダ
ウン情報としてメモリに退避される。このときのダウン
情報として退避されたプログラムカウンタ４１の指示内
容は、関数Ｂ（２０）の処理（２３）内の番地を指して
いるので、ダウン発生箇所を特定することができる。同
様に、スタックポインタ４０の指示内容は、関数Ｂのデ
ータ領域３３上を指している。また、個々の関数内で確
保するデータ領域の大きさは関数ごとにプログラム内容
から算出できることにより、関数ごとの戻り番地を調べ
ることでダウン原因発生箇所に至ったプログラムのルー
トを解析することができる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、これら
従来方法では、計算機のプロセッサ自体が走行不能な状
態に陥いると、ダウン情報であるところのダウン時のプ
ログラムカウンタ４１およびスタックポインタ４０の指
示内容が退避されない。そのため、ダウン発生箇所の特
定とダウン原因発生箇所に至ったプログラムのルートの
解析が不可能である。例えば、上述したように関数Ｂ
（２０）の処理（２３）の途中で計算機のプロセッサ自
体が走行不能になると、スタック３０内には関数Ｂ（２
０）への戻り番地（３２）もそのまま残っているので、
ダウンが発生したのが関数Ａ〜Ｃのいずれであるかを特
定することが不可能であった。
従来方法では、計算機のプロセッサ自体が走行不能な状
態に陥いると、ダウン情報であるところのダウン時のプ
ログラムカウンタ４１およびスタックポインタ４０の指
示内容が退避されない。そのため、ダウン発生箇所の特
定とダウン原因発生箇所に至ったプログラムのルートの
解析が不可能である。例えば、上述したように関数Ｂ
（２０）の処理（２３）の途中で計算機のプロセッサ自
体が走行不能になると、スタック３０内には関数Ｂ（２
０）への戻り番地（３２）もそのまま残っているので、
ダウンが発生したのが関数Ａ〜Ｃのいずれであるかを特
定することが不可能であった。
【０００８】本発明は上記問題点を解決するためになさ
れたもので、その目的とするところは、戻り番地をスタ
ックへ退避して関数へ分岐している最中にプロセッサが
ダウンして走行が不能になった場合であっても、ダウン
発生箇所とそこへ至ったプログラムルートを特定するこ
とができる計算機システムを提供することにある。
れたもので、その目的とするところは、戻り番地をスタ
ックへ退避して関数へ分岐している最中にプロセッサが
ダウンして走行が不能になった場合であっても、ダウン
発生箇所とそこへ至ったプログラムルートを特定するこ
とができる計算機システムを提供することにある。
【０００９】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明は、関数を呼び出すごとに戻り番地をスタッ
クに退避し、関数の終了した時点でスタックに退避した
戻り番地を参照して呼び出し元に復帰する計算機システ
ムにおいて、呼び出し元に復帰するためスタックに退避
した戻り番地を参照した直後に、その戻り番地が書き込
まれているスタック上のビット列の少なくとも１ビット
を参照済みであることを示す特定コードに書き換える手
段と、プロセッサがダウンして走行不能になった場合
に、スタック内の戻り番地が特定コードに書き換えられ
ている位置を調べてダウン時の関数およびそこへ至るま
での経路を特定する手段とを備えたことを特徴とする。
に、本発明は、関数を呼び出すごとに戻り番地をスタッ
クに退避し、関数の終了した時点でスタックに退避した
戻り番地を参照して呼び出し元に復帰する計算機システ
ムにおいて、呼び出し元に復帰するためスタックに退避
した戻り番地を参照した直後に、その戻り番地が書き込
まれているスタック上のビット列の少なくとも１ビット
を参照済みであることを示す特定コードに書き換える手
段と、プロセッサがダウンして走行不能になった場合
に、スタック内の戻り番地が特定コードに書き換えられ
ている位置を調べてダウン時の関数およびそこへ至るま
での経路を特定する手段とを備えたことを特徴とする。
【００１０】
【作用】本発明においては、関数が終了した時点で呼び
出し元に復帰するためスタックに退避した戻り番地が参
照されると、その直後にその戻り番地が書き込まれてい
るスタック上のビット列の少なくとも１ビットが参照済
みであることを示す特定コードに書き換えられる。さら
に、プロセッサがダウンして走行が不能になった場合、
特定コードに書き換えられたスタック内の戻り番地の位
置が調べられダウン時の関数およびそこへ至るまでの経
路が特定される。
出し元に復帰するためスタックに退避した戻り番地が参
照されると、その直後にその戻り番地が書き込まれてい
るスタック上のビット列の少なくとも１ビットが参照済
みであることを示す特定コードに書き換えられる。さら
に、プロセッサがダウンして走行が不能になった場合、
特定コードに書き換えられたスタック内の戻り番地の位
置が調べられダウン時の関数およびそこへ至るまでの経
路が特定される。
【００１１】
【実施例】以下、図に沿って本発明の実施例を説明す
る。図１は本発明の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、計算機システムにおいて、
戻り番地をスタックへ退避して関数へ分岐した後に、関
数が終了してスタックポインタにより元に復帰する場合
の動作を示す。具体的には、図２の従来の解析例と同様
に、最初にスタックポインタ４０の値が指定するスタッ
ク３０上から戻り番地を取り出す（ステップ１０１）。
次に、取り出した戻り番地を参照済みとする（ステップ
１０２）。次いで、スタックポインタ４０の値を戻り番
地の下を指すように変更し（ステップ１０３）、取り出
した戻り番地に基づき、呼び出し元に復帰する（ステッ
プ１０４）。
る。図１は本発明の実施例を示すフローチャートであ
る。このフローチャートは、計算機システムにおいて、
戻り番地をスタックへ退避して関数へ分岐した後に、関
数が終了してスタックポインタにより元に復帰する場合
の動作を示す。具体的には、図２の従来の解析例と同様
に、最初にスタックポインタ４０の値が指定するスタッ
ク３０上から戻り番地を取り出す（ステップ１０１）。
次に、取り出した戻り番地を参照済みとする（ステップ
１０２）。次いで、スタックポインタ４０の値を戻り番
地の下を指すように変更し（ステップ１０３）、取り出
した戻り番地に基づき、呼び出し元に復帰する（ステッ
プ１０４）。
【００１２】なお、ステップ１０２における戻り番地を
参照済みとする方法の具体例として、例えば、計算機の
メモリの０番地がプログラム領域として使用されない場
合は、参照済みにしようとする戻り番地の値が書き込ま
れているスタック３０上のビット列を全て０に書き換え
る方法がある。つまり、スタック３０上の戻り番地を調
べた場合に、ビット列の全てが０であれば、その戻り番
地が参照済みであることになる。
参照済みとする方法の具体例として、例えば、計算機の
メモリの０番地がプログラム領域として使用されない場
合は、参照済みにしようとする戻り番地の値が書き込ま
れているスタック３０上のビット列を全て０に書き換え
る方法がある。つまり、スタック３０上の戻り番地を調
べた場合に、ビット列の全てが０であれば、その戻り番
地が参照済みであることになる。
【００１３】また、他の方法として、プログラムが書き
込まれるメモリ上の番地が特定範囲に限定される計算機
の場合、例えば、番地自体は３２ビットにより表示され
るものの最上位の１ビットについては必ず０であるよう
な場合は、スタック３０上に書き込まれた戻り番地の最
上位の１ビットを１に書き換えることで参照済みとす
る。この場合も、スタック３０上の戻り番地を調べた場
合に、ビット列の全てが０であれば、その戻り番地が参
照済みであることになる。しかも、上位より２ビット以
下に戻り番地の内容が残るので、ダウン情報として活用
することが可能になる。
込まれるメモリ上の番地が特定範囲に限定される計算機
の場合、例えば、番地自体は３２ビットにより表示され
るものの最上位の１ビットについては必ず０であるよう
な場合は、スタック３０上に書き込まれた戻り番地の最
上位の１ビットを１に書き換えることで参照済みとす
る。この場合も、スタック３０上の戻り番地を調べた場
合に、ビット列の全てが０であれば、その戻り番地が参
照済みであることになる。しかも、上位より２ビット以
下に戻り番地の内容が残るので、ダウン情報として活用
することが可能になる。
【００１４】次に、これら図１の動作を、図２に示した
従来例の関数Ｂの処理に当てはめてみる。例えば、関数
Ｂの処理（２３）の最中に、プロセッサがダウンしたも
のとして、ダウン原因発生箇所を調べるものとする。す
ると、その状態では、関数Ｃからの復帰時に関数Ｂ（２
０）への戻り番地（３２）が「参照済み」となっている
ことになる。そのため、スタックの底から順に戻り番地
を調べると、「参照済み」でない戻り番地は関数Ａへの
戻り番地（３４）しかなく、その戻り番地の内容のプロ
グラムを調べれば関数Ｂの呼び出し（１２）であり、結
果として、関数Ｂ内にダウン発生箇所があることが判明
する。また、そこへ至る経路としては関数Ａから関数Ｂ
が呼び出されていたことがわかる。
従来例の関数Ｂの処理に当てはめてみる。例えば、関数
Ｂの処理（２３）の最中に、プロセッサがダウンしたも
のとして、ダウン原因発生箇所を調べるものとする。す
ると、その状態では、関数Ｃからの復帰時に関数Ｂ（２
０）への戻り番地（３２）が「参照済み」となっている
ことになる。そのため、スタックの底から順に戻り番地
を調べると、「参照済み」でない戻り番地は関数Ａへの
戻り番地（３４）しかなく、その戻り番地の内容のプロ
グラムを調べれば関数Ｂの呼び出し（１２）であり、結
果として、関数Ｂ内にダウン発生箇所があることが判明
する。また、そこへ至る経路としては関数Ａから関数Ｂ
が呼び出されていたことがわかる。
【００１５】このように実施例では、計算機システムが
ダウンした後に、スタック３０内の戻り番地のどこまで
参照済みであったかをさかのぼって調べることが可能に
なり、ダウン時点ですでに復帰していた関数を特定する
ことにより、最初の呼び出し元の関数からダウン発生箇
所となった関数までを確実に把握することができる。そ
れにより、プロセッサがダウンした場合でも、ダウン情
報を収集してダウン原因の究明が可能になる。
ダウンした後に、スタック３０内の戻り番地のどこまで
参照済みであったかをさかのぼって調べることが可能に
なり、ダウン時点ですでに復帰していた関数を特定する
ことにより、最初の呼び出し元の関数からダウン発生箇
所となった関数までを確実に把握することができる。そ
れにより、プロセッサがダウンした場合でも、ダウン情
報を収集してダウン原因の究明が可能になる。
【００１６】
【発明の効果】以上述べたように本発明によれば、戻り
番地を参照した際に、その戻り番地を参照済みであるこ
とを示す特定コードに書き換えることにより、プロセッ
サがダウンして走行が不能になった場合であっても、特
定コードに書き換えられたスタック内の戻り番地の位置
を調べることでダウン時の関数およびそこへ至るまでの
経路を特定することが可能になる。
番地を参照した際に、その戻り番地を参照済みであるこ
とを示す特定コードに書き換えることにより、プロセッ
サがダウンして走行が不能になった場合であっても、特
定コードに書き換えられたスタック内の戻り番地の位置
を調べることでダウン時の関数およびそこへ至るまでの
経路を特定することが可能になる。
【図１】本発明の実施例を示すフローチャートである。
【図２】ダウン発生時の解析例を示す説明図である。
【図３】従来例を示すフローチャートである。
１０ 関数Ａ ２０ 関数Ｂ ３０ スタック ４０ スタックポインタ ４１ プログラムカウンタ
Claims (1)
- 【請求項１】 関数を呼び出すごとに戻り番地をスタッ
クに退避し、関数の終了した時点でスタックに退避した
戻り番地を参照して呼び出し元に復帰する計算機システ
ムにおいて、 呼び出し元に復帰するためスタックに退避した戻り番地
を参照した直後に、その戻り番地が書き込まれているス
タック上のビット列の少なくとも１ビットを参照済みで
あることを示す特定コードに書き換える手段と、 プロセッサがダウンして走行不能になった場合に、スタ
ック内の戻り番地が特定コードに書き換えられている位
置を調べてダウン時の関数およびそこへ至るまでの経路
を特定する手段と、 を備えたことを特徴とする計算機システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6019983A JPH07210423A (ja) | 1994-01-20 | 1994-01-20 | 計算機システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP6019983A JPH07210423A (ja) | 1994-01-20 | 1994-01-20 | 計算機システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07210423A true JPH07210423A (ja) | 1995-08-11 |
Family
ID=12014424
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6019983A Withdrawn JPH07210423A (ja) | 1994-01-20 | 1994-01-20 | 計算機システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07210423A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN1295598C (zh) * | 2004-03-09 | 2007-01-17 | 中国人民解放军国防科学技术大学 | 双栈返回地址预测器中返回地址栈的恢复方法 |
-
1994
- 1994-01-20 JP JP6019983A patent/JPH07210423A/ja not_active Withdrawn
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN1295598C (zh) * | 2004-03-09 | 2007-01-17 | 中国人民解放军国防科学技术大学 | 双栈返回地址预测器中返回地址栈的恢复方法 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A300 | Withdrawal of application because of no request for examination |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A300 Effective date: 20010403 |