JPH09128267A - データ処理装置およびデータ処理方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】プログラムカウンタ値の記憶装置として用いる
スタック領域への不正アクセスによるプログラムの不正
動作や暴走、データの破壊を防ぐ。 【解決手段】スタック領域管理部５２が、ユーザプログ
ラム１を構成する関数および割込み処理ルーチンを含む
命令が使用するスタック５３４を管理する使用スタック
領域管理部５３と、スタック５３４の不正なアクセス操
作の検出を行なうアクセスチェック部５４とを備える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明はデータ処理装置およ
びデータ処理方法に関し、特にプログラムカウンタ値の
退避用にスタック領域を使用するマイクロコンピュータ
用のプログラム開発用のデータ処理装置およびデータ処
理方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】マイクロコンピュータでは、次の関数の
実行に移る前、あるいは割り込み処理の実行前に、現在
実行中の関数への復帰後の実行再開命令を指すプログラ
ムカウンタ（以下ＰＣ）値の保存用の記憶装置としてス
タック領域を使用する。このスタック領域は後入れ先出
し（ＬＩＦＯ）メモリとも呼び、後に入力したデータが
先に出力されるような構造を有するメモリ領域である。
このスタック領域へのアクセスアドレスはスタックポイ
ンタ（以下ＳＰ）で指定する。ＳＰの値はスタック領域
の操作に伴って変化し、常に最新のスタックへのアクセ
スアドレスを指しているので、読出し時には最新の書込
みデータが得られることになる。例えば、関数コール時
にはサブルーチンコール命令であるｃａｌｌ命令を実行
する。ｃａｌｌ命令では、現実行関数の次の命令の先頭
アドレスを現実行関数復帰後のＰＣ値としてスタックに
退避し、その後、ｃａｌｌ命令のオペランドで設定され
た分岐先アドレスをＰＣに格納してコール先関数の実行
に移る。コール先関数の処理の最後では、サブルーチン
からのリターン命令であるｒｅｔ命令を実行する。その
命令の実行により、ＳＰの指すスタックフレームから戻
り先番地を読出してＰＣに格納する処理が行なわれコー
ル元の関数に戻ることができる。

【０００３】ＰＣ値をスタックに退避／復帰する動作を
説明する説明図である図８を参照すると、（Ａ）に示す
ユーザプログラムは、メイン関数８１と、コール先関数
８２とを含む。

【０００４】メイン関数８１は、ｉｎｓｔＡ０なる命令
８１１と、ｉｎｓｔＢ０なる命令８１２と、ｃａｌｌ
！ｐｃ（Ａ１）なる命令（ｃａｌｌ命令）８１３と、ｉ
ｎｓｔＣ０なる命令８１４とからなり、これら命令８１
１〜８１４を格納しているメモリの先頭アドレスをそれ
ぞれＰＣ（Ａ０），ＰＣ（Ｂ０），ＰＣ（ｃａｌｌ），
ＰＣ（Ｃ０）とする。また、コール先関数８２は、ｉｎ
ｓｔＡ１なる命令８２１と、ｉｎｓｔＢ１なる命令８２
２と、ｒｅｔ命令８２３とからなり、これら命令８２１
〜８２３を格納しているメモリの先頭アドレスをそれぞ
れＰＣ（Ａ１），ＰＣ（Ｂ１），ＰＣ（ｒｅｔ）とす
る。また、ｃａｌｌ命令８１３を実行する前のＳＰ値を
ＳＰ（０），実行後のＳＰ値をＳＰ（１）とする。

【０００５】メイン関数８１の実行中にｃａｌｌ命令８
１３が読込まれると、この命令８１３の次の命令８１４
の先頭アドレスＰＣ（Ｃ０）の値を復帰後ＰＣ値として
図８（Ｂ）に示すスタック８３に退避する。このとき、
スタック８３に保持したＳＰの値は、退避動作に伴って
ＳＰ（０）からＳＰ（１）に変化する。次にＰＣにｃａ
ｌｌ命令８１３のオブジェクトで指定された分岐先アド
レスＰＣ（Ａ１）が格納され、コール先関数８２の処理
に移る。ＰＣ（Ａ１）を先頭アドレスとする命令８２１
から順次命令を読込んで実行し、コール先関数の最後で
ｒｅｔ命令８２３が読込まれると、スタック領域８３の
現在のＳＰ値、つまりＳＰ（１）の指す箇所から復帰後
ＰＣ値を読出してＰＣにセットし、命令８１４からメイ
ン関数の処理を再開する。このとき、ＳＰの値は、スタ
ックからの読出し動作に伴ってＳＰ（１）からＳＰ
（０）に変化する。

【０００６】また、スタック領域には、上記のようにコ
ール元の関数の戻り先ＰＣの値を退避する他に、コール
元の関数で使用していたローカル変数や汎用レジスタの
値を格納することもできる。スタック領域へのＰＣ以外
の値の退避は、主にｐｕｓｈ命令を用いて行い、スタッ
ク領域からのＰＣ以外の値の読出しには、主にｐｏｐ命
令を用いる。

【０００７】ＰＣ値以外の関数値のｐｕｓｈ命令および
ｐｏｐ命令によるスタックへの格納／読出し動作を説明
する説明図である図９を参照すると、（Ａ）に示すユー
ザプログラムは、メイン関数９１と、コール先関数９２
とを含む。

【０００８】メイン関数８１は、ｉｎｓｔＡ０なる命令
９１１と、ｉｎｓｔＢ０なる命令９１２と、ｃａｌｌ
！ｐｃ（ｐｕｓｈ）なる命令（ｃａｌｌ命令）９１３
と、ｉｎｓｔＣ０なる命令９１４とからなり、これら命
令９１１〜９１４を格納しているメモリの先頭アドレス
をそれぞれＰＣ（Ａ０），ＰＣ（Ｂ０），ＰＣ（ｃａｌ
ｌ），ＰＣ（Ｃ０）とする。また、コール先関数９２
は、ｐｕｓｈ ｈｌなる命令（ｐｕｓｈ命令）９２１
と、ｉｎｓｔＡ１なる命令９２２と、ｉｎｓｔＢ１なる
命令９２３と、ｐｏｐ ｈｌなる命令（ｐｏｐ命令）９
２４と、ｒｅｔ命令９２５とからなり、これら命令９２
１〜９２５を格納しているメモリの先頭アドレスをそれ
ぞれＰＣ（ｐｕｓｈ），ＰＣ（Ａ１），ＰＣ（Ｂ１），
ＰＣ（ｐｏｐ），ＰＣ（ｒｅｔ）とする。また、ｃａｌ
ｌ命令９１３の実行前，実行後の各々ののＳＰ値をそれ
ぞれＳＰ（０），ＳＰ（１）、ｐｕｓｈ命令の実行後の
ＳＰ値をＳＰ（２）とする。

【０００９】メイン関数９１の実行中にｃａｌｌ命令９
１３が読込まれると、この命令９１３の次の命令９１４
の先頭アドレスＰＣ（Ｃ０）の値を復帰後ＰＣ値として
スタックに退避する。このとき、スタック９３に保持し
たＳＰの値は、退避動作に伴って、ＳＰ（０）からＳＰ
（１）に変化する。次にＰＣにｃａｌｌ命令９１３のオ
ブジェクトで指定された分岐先アドレスＰＣ（ｐｕｓ
ｈ）が格納され、コール先関数９２の処理に移る。ＰＣ
（ｐｕｓｈ）を先頭アドレスとするｐｕｓｈ命令９２１
では、スタックにレジスタｈｌのデータを退避する。こ
のとき、スタック９３に保持したＳＰの値は、ＳＰ
（１）からＳＰ（２）に変化する。その後、順次命令を
読込んで実行し、コール先関数でｐｏｐ命令９２４が読
込まれると、スタックからデータを読出して、ｈｌレジ
スタに格納する操作を行なう。このとき、スタック９３
のＳＰの値はＳＰ（２）からＳＰ（１）に変化する。ま
た、コール先関数の最後でｒｅｔ命令９２５が読込まれ
ると、スタック領域の現在のＳＰ値、つまりＳＰ（１）
の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセット
し、命令９１４からメイン関数の処理を再開する。この
とき、スタック９３のＳＰの値は、スタックからの読出
し操作に伴ってＳＰ（１）からＳＰ（０）に変化する。

【００１０】次に、関数がネスト状にコールする場合の
処理も同様であり、この処理の流れを示す説明図である
図１０，図１１を参照してこのコール処理について説明
すると、図１０に示すユーザプログラムは、メイン関数
１０１と、第１〜第ｎのコール先関数１０２〜１０４と
を含む。

【００１１】メイン関数１０１は、命令１０１１〜１０
１４（ｉｎｓｔＡ０，ｉｎｓｔＢ０，ｃａｌｌ ！ｐｃ
（ｐｕｓｈ１），ｉｎｓｔＣ０）とから成り、これらの
命令１０１１〜１０１４が格納されているメモリの先頭
アドレスをＰＣ（Ａ０），ＰＣ（Ｂ０），ＰＣ（ｃａｌ
ｌ０），ＰＣ（Ｃ０）とする。また、第１コール先関数
１０２は、命令１０１１〜１０１４（ｐｕｓｈｈｌ，ｉ
ｎｓｔＡ１，ｉｎｓｔＢ１，ｃａｌｌ ！ｐｃ，ｉｎｓ
ｔＣ１，ｐｏｐ ｈｌ，ｒｅｔ）とから成り、これら命
令１０２１〜１０２７が格納されているメモリの先頭ア
ドレスをＰＣ（ｐｕｓｈ１），ＰＣ（Ａ１），ＰＣ（Ｂ
１），ＰＣ（ｃａｌｌ１），ＰＣ（Ｃ１），ＰＣ（ｐｏ
ｐ１），ＰＣ（ｒｅｔ１）とする。同様に、第ｎ−１コ
ール先関数１０３は、命令１０３１〜１０３７（ｐｕｓ
ｈ ｈｌ，ｉｎｓｔＡ（ｎ−１），ｉｎｓｔＢ（ｎ−
１），ｃａｌｌ ！ｐｃ（ｐｕｓｈｎ），ｉｎｓｔＣ
（ｎ−１），ｐｏｐｈｌ，ｒｅｔ）とから成り、これら
命令１０３１〜１０３７が格納されているメモリの先頭
アドレスをＰＣ（ｐｕｓｈ（ｎ−１）），ＰＣ（Ａ（ｎ
−１）），ＰＣ（Ｂ（ｎ−１）），ＰＣ（ｃａｌｌ（ｎ
−１）），ＰＣ（Ｃ（ｎ−１）），ＰＣ（ｐｏｐ（ｎ−
１）），ＰＣ（ｒｅｔ（ｎ−１））とする。第ｎコール
先関数１０４は、命令１０４１〜１０４６（ｐｕｓｈ
ｈｌ，ｉｎｓｔＡｎ，ｉｎｓｔＢｎ，ｉｎｓｔＣｎ，ｐ
ｏｐｈｌ，ｒｅｔ）から成り、これらの命令が格納され
ているメモリの先頭アドレスをＰＣ（ｐｕｓｈｎ），Ｐ
Ｃ（Ａｎ），ＰＣ（Ｂｎ），ＰＣ（Ｃｎ），ＰＣ（ｐｏ
ｐｎ），ＰＣ（ｒｅｔｎ）とする。

【００１２】メイン関数１０１の実行中にｃａｌｌ命令
１０１３が読込まれると、次の命令１０１４の先頭アド
レスＰＣ（Ｃ０）の値を復帰後ＰＣ値として図１１に示
すスタック１０５に退避する。このとき、ＳＰの値は退
避動作に伴って、ＳＰ（０）からＳＰ（１ａ）に変化す
る。次にＰＣにｃａｌｌ命令１０１３のオブジェクトで
指定された分岐先アドレスＰＣ（ｐｕｓｈ１）が格納さ
れ、第１コール先関数１０２の処理に移る。ＰＣ（ｐｕ
ｓｈ１）を先頭アドレスとする命令１０２１では、スタ
ック１０５にレジスタｈｌのデータを退避する。このと
き、ＳＰの値はＳＰ（１ａ）からＳＰ（１ｂ）に変化す
る。

【００１３】その後、順次命令を読込んで実行し、ｃａ
ｌｌ命令１０２４が読込まれると、次の命令１０２５の
先頭アドレスＰＣ（Ｃ１）の値を復帰後ＰＣ値としてス
タック１０５に退避し、ＳＰの値はＳＰ（１ｂ）からＳ
Ｐ（２ａ）に変化する。次にＰＣにｃａｌｌ命令１０２
４のオブジェクトで指定された分岐先アドレスＰＣ（ｐ
ｕｓｈ２）が格納され、次のコール先関数の処理に移
る。同様にして、第ｎ−１コール先関数１０３の実行中
にｃａｌｌ命令１０３４が読込まれると、次の命令１０
３５の先頭アドレスＰＣ（Ｃ（ｎ−１））の値を復帰後
ＰＣ値としてスタック１０５に退避し、ＳＰの値はＳＰ
（（ｎ−１）ｂ）からＳＰ（ｎａ）に変化する。次にＰ
Ｃにｃａｌｌ命令１０３４のオブジェクトで指定された
分岐先アドレスＰＣ（ｐｕｓｈｎ）が格納され、第ｎコ
ール先関数１０４の処理に移る。ＰＣ（ｐｕｓｈｎ）を
先頭アドレスとする命令１０４１では、スタック１０５
にレジスタｈｌのデータを退避する。このとき、ＳＰの
値はＳＰ（ｎａ）からＳＰ（ｎｂ）に変化する。

【００１４】その後、順次命令を読込んで実行し、ｐｏ
ｐ命令１０４５が読込まれると、スタック１０５からデ
ータを読出して、ｈｌレジスタに格納する操作を行な
う。このとき、ＳＰの値はＳＰ（ｎｂ）からＳＰ（ｎ
ａ）に変化する。また、ｒｅｔ命令１０４６が読込まれ
ると、スタック領域１０５の現在のＳＰ値、ＳＰ（ｎ
ａ）の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセッ
トし、命令１０３５から第ｎ−１コール先関数１０３の
処理を再開する。このとき、ＳＰの値は、スタック１０
５からの読出し操作に伴ってＳＰ（ｎａ）からＳＰ
（（ｎ−１）ｂ）に変化する。

【００１５】ｐｏｐ命令１０３６が読込まれると、スタ
ック１０５からデータを読出して、ｈｌレジスタに格納
する操作を行なう。このとき、ＳＰの値はＳＰ（（ｎ−
１）ｂ）からＳＰ（（ｎ−１）ａ）に変化する。ｒｅｔ
命令１０３７では、スタック１０５の現在のＳＰ値、つ
まりＳＰ（（ｎ−１）ａ）の指す箇所から復帰後ＰＣ値
を読出してＰＣにセットし、第ｎ−２コール先関数の処
理を再開する。このとき、ＳＰの値は、ＳＰ（（ｎ−
１）ａ）からＳＰ（（ｎ−２）ｂ）に変化する。同様に
して、第１コール先関数１０２に戻って命令１０２５を
実行し、次にｐｏｐ命令１０２６が読込まれると、スタ
ック１０５からデータを読出して、ｈｌレジスタに格納
する操作を行なう。このとき、ＳＰの値はＳＰ（１ｂ）
からＳＰ（１ａ）に変化する。ｒｅｔ命令１０２７で
は、スタック１０５の現在のＳＰ値、つまりＳＰ（１
ａ）の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセッ
トし、命令１０１４からメイン関数１０１の処理を再開
し、ＳＰの値はＳＰ（１ａ）からＳＰ（０）に変化す
る。こうしてメイン関数１０５の処理に戻すことができ
る。

【００１６】従来の第１のデータ処理装置のスタック管
理機能をフローチャートで示す図１２を参照してこの従
来のデータ処理装置のスタック管理方法について説明す
ると、まず、データ処理装置であるシミュレータの起動
後、ユーザプログラムをダウンロードすると（ステップ
Ｐ１）、同時にデバッグ情報として得たスタック領域情
報を記憶して（ステップＰ２）からデータ処理装置はコ
マンド入力待ち（ステップＰ３）状態になる。コマンド
が入力されたことを検出すると（ステップＰ４）、コマ
ンドの処理を行ない（ステップＰ５）、そのコマンドが
データ処理装置の終了コマンドだったら（ステップＰ
６）データ処理装置の終了を行なう。また、コマンド処
理の結果、命令実行フラグがセットされていたら（ステ
ップＰ７）、１命令実行処理を開始する（ステップＰ
８）。

【００１７】命令実行（ステップＰ９）中にスタック領
域以外のメモリへのスタック操作を行なうスタックオー
バーフローが発生していないかどうかのチェックを行な
い（ステップＰ１０）、スタックオーバーフロー発生時
には、エラーメッセージを出して（ステップＰ１２）命
令を中断し（ステップＰ１３）、コマンド入力待ちモー
ドに入る（ステップＰ３）。

【００１８】命令実行処理終了後、エラーやブレークの
発生によってセットされる命令実行中止フラグがＯＦＦ
のときは（ステップＰ１１）次の命令の処理に移る。ブ
レークポイント等の処理をする必要が生じて命令実行中
止フラグがＯＮされたときは命令実行中断処理を行なっ
て（ステップＰ１３）、コマンド入力待ちモードに入る
（ステップＰ３）。

【００１９】このように、従来の第１のデータ処理装置
では、スタック操作がスタック領域内で行なわれている
かどうかをチェックする機能はあったが、スタック領域
への不正な書込みやスタックポインタの不正操作をチェ
ックする機能はなかった。

【００２０】上述したように、スタック領域には、関数
や割り込みの実行に際し復帰先ＰＣやローカルデータ等
の退避を要する情報を格納することが可能であるが、も
しスタックに格納した値を不用意に書換えてしまうと、
正しいプログラムの実行が不可能になるという問題があ
る。例えば、退避されているＰＣ値を書換えてしまう
と、正しい復帰先に戻すことができず、プログラムの流
れが変わったり、暴走したりしてしまう。その他の値が
書変わった場合も、データが破壊されたことになるの
で、復帰後の正しい実行ができなくなる。スタック領域
は通常メモリの一部に置かれているため、この領域のデ
ータは、スタック操作命令だけでなく通常メモリの書込
み命令によっても内容変化が生ずる危険性がある。この
ような問題点を解決するために、特開平５−１８１７０
３号公報（文献１）記載のデータ処理装置である従来の
第２のデータ処理装置は、通常のスタック領域とは別
に、ＰＣ値を退避するための専用のスタック（以下ＰＣ
スタック）とＰＣスタックを指すＰＣスタックポインタ
（以下ＰＣＳＰ）およびＰＣＳＰの初期値を保持するレ
ジスタＳＲ０とＰＣＳＰとともに変化するレジスタＳＲ
１を持ち、ＰＣスタックに対する書込みのチェックを可
能としている。

【００２１】従来の第２のデータ処理装置のＰＣスタッ
ク１１１の状態と通常スタック１１２の状態をそれぞれ
示す図１３（Ａ），（Ｂ）を参照すると、プログラムの
実行を開始する前にまずＰＣＳＰの初期値がＳＲ０とＳ
Ｒ１に転送される。以後、ＳＲ０の値はＰＣＳＰの値が
初期化されるまで変更しない。また、ＰＣ値以外の退
避，復帰動作には通常のスタック１１２を使い、ｃａｌ
ｌ命令やｒｅｔ命令のようなＰＣ値の退避，復帰動作の
際のみＰＣスタック１１１を使用することとする。

【００２２】次に、図１０，図１３を参照してこの従来
の第１のデータ処理装置で図１０のプログラムを実行す
る際の動作について説明すると、まず、図１３（Ａ）に
示すＰＣスタック１１１の状態において、メイン関数１
０１のｃａｌｌ命令１０１３が実行される前のＰＣＳＰ
の値をＰＣＳＰ（０）とし、第ｎ−１コール先関数のｃ
ａｌｌ命令１０３４が実行された後のＰＣＳＰの値をＰ
ＣＳＰ（ｎ）とする。また、図１３（Ｂ）に示す通常ス
タック１１２の状態において、第１コール先関数のｐｕ
ｓｈ命令１０２１が実行される前のＳＰの値をＳＰ
（０）とし、第ｎコール先関数のｐｕｓｈ命令１０４１
が実行された後のＳＰの値をＳＰ（ｎ）とする。

【００２３】メイン関数１０１の実行中にｃａｌｌ命令
１０１３が読込まれると、次の命令１０１４の先頭アド
レスＰＣ（Ｃ０）の値を復帰後ＰＣ値としてＰＣスタッ
ク１１１に退避する。このとき、図１３（Ａ）に示すよ
うに、ＰＣＳＰの値は退避動作に伴って、ＰＣＳＰ
（０）からＰＣＳＰ（１）に変化する。ＰＣＳＰの値の
変化と同時にＳＲ１の値もＰＣＳＰ（１）と同一値に変
化する。次にＰＣにｃａｌｌ命令１０１３のオブジェク
トで指定された分岐先アドレスＰＣ（ｐｕｓｈ１）が格
納され、第１第１コール先関数０２の処理に移る。ＰＣ
（ｐｕｓｈ１）を先頭アドレスとするｐｕｓｈ命令１０
２１では、通常スタック１１２にレジスタｈｌのデータ
を退避する。このとき、（Ｂ）に示すようにＳＰの値は
ＳＰ（０）からＳＰ（１）に変化する。

【００２４】その後、順次命令を実行し、ｃａｌｌ命令
１０２４が読込まれると、次の命令１０２５の先頭アド
レスＰＣ（Ｃ１）の値を復帰後ＰＣ値としてＰＣスタッ
ク１１１に退避する。このとき、ＰＣＳＰの値は、ＰＣ
ＳＰ（１）からＰＣＳＰ（２）に変化し、同時にＳＲ１
の値もＰＣＳＰ（２）と同一値に変化する。次にＰＣに
ｃａｌｌ命令１０２４で指定された分岐先アドレスＰＣ
（ｐｕｓｈ２）が格納され、次のコール先関数の処理に
移る。

【００２５】同様にして、第ｎ−１コール先関数１０３
実行中にｃａｌｌ命令１０３４が読込まれると、次の命
令１０３５の先頭アドレスＰＣ（Ｃ（ｎ−１））の値を
復帰後ＰＣ値としてスタック１１１に退避し、ＰＣＳＰ
の値はＰＣＳＰ（ｎ−１）からＰＣＳＰ（ｎ）に変化
し、ＳＲ１の値もＰＣＳＰ（ｎ）と同一値に変化する。
次にＰＣ１１１に分岐先アドレスＰＣ（ｐｕｓｈｎ）が
格納され、第ｎコール先関数１０４の処理に移る。

【００２６】ＰＣ（ｐｕｓｈｎ）を先頭アドレスとする
ｐｕｓｈ命令１０４１では、通常スタック１１２にレジ
スタｈｌのデータを退避する。すると、ＳＰの値はＳＰ
（ｎ−１）からＳＰ（ｎ）に変化する。その後、順次命
令を実行し、ｐｏｐ命令１０４５が読込まれると通常ス
タック１１２からデータを読出してｈｌレジスタに格納
する操作を行なう。このとき、ＳＰの値はＳＰ（ｎ）か
らＳＰ（ｎ−１）に変化する。また、ｒｅｔ命令１０４
６が読込まれると、スタック１１１の現在値ＰＣＳＰ
（ｎ）の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセ
ットし、命令１０３５から第ｎ−１コール先関数の処理
を再開する。ＰＣＳＰの値は、スタック１１１からの読
出し操作に伴ってＰＣＳＰ（ｎ）からＰＣＳＰ（ｎ−
１）に変化し、同時にＳＲ１の値もＰＣＳＰ（ｎ−１）
と同一値に変化する。ｐｏｐ命令１０３６が読込まれる
と、スタック１１２からデータを読出して、ｈｌレジス
タに格納する操作を行ない、ＳＰの値はＳＰ（ｎ−１）
からＳＰ（ｎ−２）に変化する。ｒｅｔ命令１０３７で
は、ＰＣスタック１１１の現在値のＰＣＳＰ（ｎ−１）
の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセット
し、第ｎ−２コール先関数の処理を再開し、ＰＣＳＰ値
はＰＣＳＰ（ｎ−１）からＰＣＳＰ（ｎ−２）に変化す
る。同時にＳＲ１の値もＰＣＳＰ（ｎ−２）と同１値に
変化する。

【００２７】同様にして、第１コール先関数１０２に戻
って命令１０２５を実行し、次にｐｏｐ命令１０２６が
読込まれると、通常スタック１１２からデータを読出
し、ｈｌレジスタに格納する操作を行ない、ＳＰの値は
ＳＰ（１）からＳＰ（０）に変化する。ｒｅｔ命令１０
２７では、ＰＣスタック１１１の現在の値ＰＣＳＰ
（１）の指す箇所から復帰後ＰＣ値を読出してＰＣにセ
ットし、命令１０１４からメイン関数１０１の処理を再
開する。このとき、ＰＣＳＰの値は、ＰＣＳＰ（１）か
らＰＣＳＰ（０）に変化し、同時にＳＲ１の値もＰＣＳ
Ｐ（０）と同一値に変化する。こうしてメイン関数１０
１の処理に戻すことができる。

【００２８】命令実行中のメモリへの書込み動作におい
ては、書込み対象のメモリのアドレスとＳＲ０，ＳＲ１
の値とを比較し、上記メモリのアドレスがＳＲ０，ＳＲ
１の範囲にある場合には書込み禁止エラーを発生する。

【００２９】このように、この従来の第２のデータ処理
装置は、ＰＣ値の退避専用のＰＣスタック領域とその他
のデータの退避用の通常スタック領域との２種類のスタ
ック領域を持つことにより、スタック領域に退避したＰ
Ｃ値の不正な書換え発生の危険性が回避される。

【００３０】しかし、元来１つだったスタック領域を２
つに分けることで、それらの操作用のスタックポインタ
が２つ必要になり、また、領域管理用のレジスタを設け
る必要があることで、データ処理装置に追加するハード
ウェア部品が増加してしまうという問題点がある。ま
た、通常スタックに退避した値の不正な書換えについて
は考慮されていないので、コール元のローカルデータ等
が破壊され、復帰後の正しい実行ができなくなる危険性
は回避されない。

【００３１】

【発明が解決しようとする課題】上述した従来の第１の
データ処理装置は、スタック領域は通常メモリの一部に
置かれているためスタック操作命令だけでなく通常メモ
リの書込み命令によっても内容変化が生ずる不正書換え
の危険性があり、関数や割り込みの実行に際しスタック
領域に退避した復帰先ＰＣやローカルデータ等の格納値
に上記不正書換えが生ずると正しいプログラムの実行が
不可能になるという欠点があった。

【００３２】また、上記欠点の解決を図った従来の第２
のデータ処理装置は、ＰＣ値の退避専用のＰＣスタック
領域とその他のデータの退避用の通常スタック領域との
２種類のスタック領域を持つことにより、元来１つだっ
たスタック領域を２つに分けることでそれらの操作用の
２つのスタックポインタと各領域管理用のレジスタとを
備える必要があり、ハードウェア規模が増大してしまう
という欠点があった。

【００３３】さらに、通常スタックに退避した値の不正
書換えについては考慮されていないので、コール元のロ
ーカルデータ等が破壊され、復帰後の正しい実行ができ
なくなる危険性は回避されないという欠点があった。

【００３４】

【課題を解決するための手段】本発明のデータ処理装置
は、プログラムカウンタ値の退避用にスタック領域を使
用するマイクロコンピュータ用のプログラム開発用にユ
ーザプログラムのシミュレーションおよびデバッグを行
うデバッグ手段と、前記スタック領域を管理するスタッ
ク領域管理手段とを備えるデータ処理装置において、前
記スタック領域管理手段が、前記ユーザプログラムを構
成する関数および割込み処理ルーチンを含む命令が使用
する前記スタック領域を管理する使用スタック領域管理
手段と、前記スタック領域の不正なアクセス操作の検出
を行なうスタック領域アクセスチェック手段とを備えて
構成されている。

【００３５】本発明のデータ処理装置は、プログラムカ
ウンタ値の退避用にスタック領域を使用するマイクロコ
ンピュータ用のプログラム開発用にユーザプログラムの
シミュレーションおよびデバッグを行うデータ処理方法
において、前記ユーザプログラムの処理実行開始前に前
記ユーザプログラムを構成する関数および割り込み処理
ルーチンを含む命令が使用する前記スタック領域の情報
を取得して書込み可能かどうかを示す書込み許可／不許
可範囲情報とともに前記スタック領域を管理するテーブ
ルであるスタック領域管理バッファに登録する第１のス
テップと、前記ユーザプログラムの処理実行中に変化す
る使用中の前記スタック領域の前記書込み許可／不許可
範囲情報を逐一前記スタック領域管理バッファに記録し
このスタック領域管理バッファを更新する第２のステッ
プと、前記書込み許可／不許可範囲情報を使って前記ス
タック領域への不正な書込みをチェックする第３のステ
ップとを有することを特徴とするものである。

【００３６】

【発明の実施の形態】次に、本発明の実施の形態をブロ
ックで示す図１を参照すると、この図に示す本実施の形
態のデータ処理装置５を含むデータ処理システムは、ユ
ーザプログラム１と、ユーザプログラム１をオブジェク
トファイル３に変換する言語処理手段２と、オブジェク
トファイル３と、スタック使用情報やユーザのスタック
領域指定コマンドを含むデバッグ情報ファイル４と、デ
ータ処理装置５とを備える。

【００３７】データ処理装置５は、ユーザプログラムの
シミュレーション／デバッグを行うデバッグ部５１と、
スタック領域を管理するスタック領域管理部５２とを備
える。

【００３８】スタック領域管理部５２は、従来のスタッ
クオーバーフローチエック機能を実行するオーバフロー
チェック部５５に加えて、デバッグ情報ファイル４を基
に後述するスタック使用情報テーブル５３１，アクセス
モード情報バッファ５３２，スタック管理バッファ５３
３を作成する使用スタック領域管理部５３と、スタック
管理バッファ５３３のアクセスモード情報を基とにスタ
ック領域の書込みアクセスチェックを行なうアクセスチ
ェック部５４とを備える。

【００３９】次に、図１，使用スタック領域管理部５３
の詳細を示す図２および本実施の形態のプログラムの一
例を示す図３を参照して本実施の形態の動作について説
明すると、言語処理手段２は、ユーザプログラム１をオ
ブジェクトファイル３に変換する。このとき、ユーザプ
ログラム１の各関数や割り込み処理ルーチンのスタック
使用情報等を格納したデバッグ情報ファイル４も生成す
る。データ処理装置５は、このオブジェクトファイル３
とデバッグ情報ファイル４とをダウンロードしてデバッ
グ部５１でシミュレーションやデバッグ処理を行なう。

【００４０】ところで、デバッグ情報ファイル４のスタ
ック使用情報やユーザのスタック領域指定コマンドから
スタック領域を決定することができる。こうして把握で
きるスタック領域情報を使ったスタック管理機能とし
て、従来の第１のデータ処理装置は、スタック操作がス
タック領域内で行なわれているかどうかをチェックする
スタックオーバーフローチェック機能を有していた。

【００４１】上述のように、本実施の形態のデータ処理
装置では、スタック領域管理部５２を強化し、上記スタ
ックオーバーフローのチェック機能に追加して、使用ス
タック領域管理部５３とアクセスチェック部５４とを追
加する。

【００４２】図２を参照すると、使用スタック領域管理
部５３は、ダウンロード時に取り込んだデバッグ情報フ
ァイル４を基に本実施の形態で用意するスタック使用情
報テーブル５３１，アクセスモード情報バッファ５３
２，スタック管理バッファ５３３の各々を作成する。

【００４３】スタック管理バッファ５３３には、シミュ
レーション開始前に、最初に実行する関数で使用するス
タック領域のアクセスモード情報を格納しておき、シミ
ュレーション中に関数コールや割り込み処理要求が発生
するとこの格納情報を更新する。アクセスチェック部５
４では、このスタック管理バッファ５３３のアクセスモ
ード情報を基にスタック領域の書込みアクセスチェック
を行なう。

【００４４】これらの機能について、さらに詳しく説明
すると、まず、言語処理手段２は高級言語で記述された
ユーザプログラム１を、アセンブラ言語で記述した変換
ユーザプログラム１０に変換した後、さらに機械語レベ
ルのオブジェクト３Ａにまで変換し、オブジェクトファ
イル３に格納する。その時に同時にデバッグ情報ファイ
ル４を作成する。データ処理装置５では、このオブジェ
クトファイル３とデバッグ情報ファイル４をダウンロー
ドする。この時、スタック領域管理部５２の使用スタッ
ク領域管理部５３は、ダウンロードしたデバッグ情報フ
ァイル４を基にスタック使用情報テーブル５３１とアク
セスモード情報バッファ５３２を作成する。

【００４５】スタック使用情報テーブル５３１は、ユー
ザプログラム１中に記述された関数や割り込み処理ルー
チン名の各々に対して、引数用に使用するスタック領域
のサイズと処理実行用に使用するスタック領域のサイズ
および参照対象のアクセスモード情報バッファ５３２の
先頭アドレスを記録したものである。アクセスモード情
報バッファ５３２は、スタック５３４の各１バイト分の
格納データ領域に対して書込み可能かどうかを各１ビッ
トのフラグで管理するバッファである。このアクセスモ
ード情報バッファ５３２のフラグ領域は、スタック使用
情報テーブル５３１の引数用スタック領域と使用スタッ
ク領域の各々のバイト数で表すサイズの和に加えて、初
期化時用およびメイン関数以外の場合のコール時の復帰
後ＰＣの退避用のスタックとして２を加えた数だけのフ
ラグを格納できるフラグ領域を持つ。このフラグ領域は
最上位ビットから順に、引数用スタック領域管理フラグ
ＦＩ，復帰時ＰＣ退避用スタック領域管理フラグＦＳお
よび使用スタック領域管理フラグＦＵから成る。ただ
し、初期化時およびメイン関数の各々に対応するアクセ
スモード情報バッファ５３２は、使用スタック領域管理
フラグＦＵのみのフラグ領域を有し、フラグＦＩ，ＦＳ
用のフラグ領域は有しない。

【００４６】スタック５３４の引数用スタック領域と復
帰時ＰＣ退避用スタック領域は全て書込み禁止とみな
し、これらに対応する管理フラグＦＩ，ＦＳにはそれぞ
れ書込み禁止モードとして０の値を格納する。使用スタ
ック領域管理フラグＦＵについては、最初の２ビット分
はＨＬレジスタ退避領域に相当するので書込み禁止とみ
なし、上位２ビットを書込み禁止モードとして０の値を
格納する。残りの管理フラグは、自動変数領域に相当す
るので書込み許可とみなし、書込み許可モードとして１
の値を格納する。

【００４７】また、使用スタック領域管理部５３で、ス
タック管理バッファ５３３の領域を確保して、初期化し
ておく。

【００４８】このスタック管理バッファ５３３は、アク
セスモードＡＭと、アクセスモードＡＭの情報の格納時
に参照したアクセスモード情報バッファ５３２の先頭ア
ドレスＡＳとビット位置ＢＰとの３つの情報から成る。

【００４９】アクセスモードＡＭは、スタック領域アク
セスチェック部５４でスタック領域５３４への書込みチ
ェック時に参照される情報であり、アクセスモード情報
バッファ５３２を参照してスタック５３４への書込みが
許可されている場合には１を、書込み禁止の場合には０
をそれぞれ格納する。同時に格納するアクセスモード情
報バッファ５３２のアドレスＡＳとビット位置ＢＰの情
報は、次に実行する関数や割り込み処理ルーチンがコー
ルされてスタック管理バッファ５３３の内容を更新する
必要が生じた時に、更新開始フレームを検索するために
使用する。

【００５０】全スタック領域に対応する情報を格納する
バッファ領域を確保した場合は、次のような手順で初期
化を行なう。まず、スタック使用情報テーブル５３１か
ら初期化時および最初の実行対象関数で使用するスタッ
ク領域のサイズとこれらのスタック領域のアクセスモー
ドを示すアクセスモード情報バッファ５３２の先頭アド
レスＡＳを求める。次に、そのアドレスＡＳの指すアク
セスモード情報バッファ５３２の最上位ビットから、使
用するスタック領域のサイズ分の管理フラグの内容をス
タック管理バッファ５３３のアクセスモードＡＭ欄に順
に格納していく。その際に、参照元のアクセスモード情
報バッファ５３２の先頭アドレスＡＳとビット位置ＢＰ
も格納しておく。この時点で、スタック管理バッファ５
３３には、Ａで示す７フレーム分だけ情報が格納されて
いることになる。

【００５１】こうした準備を行なった後、図３に示すよ
うな変換ユーザプログラム１０の実行に移る。まず、ｐ
ｕｓｈ命令１１を実行するが、このときスタック５２４
において、ＳＰはＳＰ（０）からＳＰ（１）に変化す
る。ここで、スタック領域アクセスチェック部５４で行
なう書込みチェックは、現在のＳＰより古いスタック情
報への書込みに関してのみ行なうので、この場合はアク
セスチェックを行なわない。

【００５２】次に、命令１２までの各命令を実行するこ
とで、スタック５３４においてＳＰはＳＰ（１）からＳ
Ｐ（２）に変化する。この場合はスタックへの値の書込
みは行なっていないので、チェックは行なわない。

【００５３】次に命令１３で、スタック５３４のＳＰ
（１ａ）に対する書込みが発生する。これは、現在のＳ
Ｐより古いスタックへの書込みに相当するので、スタッ
ク領域アクセスチェック部５４による書込みチェックを
行なう。まず、現在、書込みアクセスを要求されたスタ
ックＳＰ（１ａ）に対応するスタック管理バッファ５３
３の矢印Ｃのさすフレーム（以下フレームＣ）のアクセ
スモードＡＭをチェックする。この場合には、アクセス
モードＡＭは１であり、したがって書込み許可であるこ
とがわかるので、このフレームＣへの書込みは不正では
ないことがわかる。ここで、このような書込みチェック
時にその書込み操作が不正であることが判明した場合に
はワーニングメッセージを出力し、強制書込みを行なう
かどうかの判断をユーザに質問し、ユーザから強制書込
み要求の回答があった場合には、強制的に書込みを行な
い命令実行処理を続ける。一方、強制書込みしない旨の
回答のあった場合には、命令実行処理を中断し次のコマ
ンド待ちの状態になる。

【００５４】命令１４から１６までの一連のスタック領
域への書込み命令実行時も、上記１３の命令処理時と同
様に書込みチェックを行なう。

【００５５】次に命令１７，１８でｐｕｓｈ命令を実行
するが、これらも命令１１の実行時と同様に処理を行な
う。その際にスタック５３４において、ＳＰの値はＳＰ
（２）からＳＰ（３）、ＳＰ（４）へと変化する。

【００５６】次に、ｃａｌｌ命令１９を実行すると、ま
ず、使用スタック領域管理部５３で次のような手順でス
タック管理バッファ５３３のデータの更新を行なう。更
新開始フレームを求めるためには、まず、スタック使用
情報テーブル５３１からコール元の関数や割り込み処理
ルーチンの参照するアクセスモード情報バッファ５３２
の先頭アドレスを求め、そのアドレスが最初にスタック
管理バッファ５３３のアクセスモード情報バッファのア
ドレスＡＳ欄に登録された箇所を先頭から検索する。こ
の場合には、検索対象アドレスはａｄｄｒ ｍａｉｎで
あり、矢印Ｄの指すフレーム（以下フレームＤ）がこの
アドレスの最初の登録箇所に該当する。

【００５７】次に、このフレームＤのビット位置ＢＰを
参照すると５なので、このフレームＤを含め０から５ま
での６ビット分の情報がｍａｉｎ関数の使用スタックの
情報として格納されていることがわかる。よって、フレ
ームＤから６フレーム先の矢印Ｅの指すフレーム（フレ
ームＥ）が更新開始フレームであることがわかる。

【００５８】更新開始フレームが決定したので、次に、
スタック管理バッファ５３３のデータの更新を行なう。
まず、スタック使用情報テーブル５３１から、これから
実行を開始する関数や割り込み処理ルーチンで使用する
スタック領域のサイズと引数用スタックのサイズ，その
スタック領域のアクセスモードを示すアクセスモード情
報バッファの先頭アドレスを求める。次に、そのアドレ
スを指すアクセスモード情報バッファ５３２（ここで
は、ａｄｄｒ ｓｕｂの指すバッファ）の最上位ビット
から、使用するスタック領域のサイズと引数用スタック
領域のサイズに復帰時ＰＣ退避分の２を加えた分の管理
フラグの内容をスタック管理バッファ５３３の更新開始
フレームＥから順にアクセスモードＡＭ欄に格納してい
く。その際に、参照元のアクセスモード情報バッファ５
３２の先頭アドレスＡＳ（ここではａｄｄｒ ｓｕｂ）
とビット位置ＢＰもそれぞれ格納しておく。この時点
で、スタック管理バッファ５３３には、Ａ，Ｂで示す１
５フレーム分だけ情報が格納されていることになる。

【００５９】このｃａｌｌ命令１９の実行時にもスタッ
ク５３４への書込みが発生するが、現在のＳＰより新し
いスタック情報への書込みなので書込みチェックは行な
わない。この命令１９の実行によって、ＳＰはスタック
５３４の状態においてＳＰ（４）からＳＰ（５）に変化
する。

【００６０】次に、ｐｕｓｈ命令２６を実行するが、こ
のときスタック５３４において、ＳＰはＳＰ（５）から
ＳＰ（６）に変化する。この場合も現在のＳＰより新し
いスタック情報への書込みなので書込みチェックを行な
わない。

【００６１】ｐｏｐ命令２７でＳＰの値はスタック５３
４の状態においてＳＰ（６）からＳＰ（５）に変化す
る。

【００６２】同様にｒｅｔ命令２８でＳＰの値はスタッ
ク５３４においてＳＰ（５）からＳＰ（４）に変化し、
ｍａｉｎ関数の処理に戻る。

【００６３】命令２０〜２４の一連のｐｏｐ命令でスタ
ック５３４におけるＳＰの値はＳＰ（０）まで変化して
いき、次のｒｅｔ命令２５でこのシミュレーションが終
了する。

【００６４】このようにしてユーザプログラムのシミュ
レーションを実行することにより、ＰＣやレジスタ値の
退避箇所などの不正書込みの発生によりその後のシミュ
レーションに支障をきたすスタック領域への不正書込み
を防止できる。

【００６５】次に、本発明のデータ処理方法の第１の実
施の形態の処理をフローチャートで示す図４および図
１，図２を参照して、本実施の形態の動作について説明
すると、まず、データ処理装置５の起動後、ユーザプロ
グラム１をダウンロードする（ステップＳ１）と同時に
デバッグ情報ファイル４を読込んで、図２で示すような
スタック使用情報テーブル５３１と、アクセスモード情
報バッファ５３２を作成する（ステップＳ２）。また、
そのスタック使用情報テーブル５３１とアクセスモード
情報バッファ５３２を使って、スタック管理バッファ５
３３の領域確保と初期化を行なう（ステップＳ３）。

【００６６】この初期化処理後にコマンド入力待ち（ス
テップＳ４）状態になるが、コマンドが入力されたこと
を検出すると（ステップＳ５）、コマンドの処理を行な
い（ステップＳ６）、そのコマンドがデータ処理装置５
の終了コマンドだったら（ステップＳ７）データ処理装
置５の終了を行なう。

【００６７】また、コマンド処理の結果、命令実行フラ
グがセットされていたら（ステップＳ８）、１命令実行
処理を開始する（ステップＳ９）。この命令が、ｃａｌ
ｌ命令やｂｒｋ命令等の関数，割り込み処理ルーチン処
理開始命令だったら（ステップＳ１０）、スタック管理
バッファ５３３の情報を更新する（ステップＳ１１）。
どの命令実行時にも（ステップＳ１２）、スタックアク
セスチェックを行なうが、これは、従来からのスタック
オーバーフローチェックに加えて、スタック管理バッフ
ァ５３３による書込みチェックである。まず、スタック
オーバーフローチェックを行ない、ここでスタックオー
バーフローが発生していたら（ステップＳ１３）エラー
メッセージを出して（ステップＳ１４）命令実行を中断
する（ステップＳ１５）。スタックオーバーフローチェ
ック後には、現在のＳＰと書込み希望アドレスを比較す
ることで、古いスタック領域への書込みが起こったかど
うかをチェックする（ステップＳ１６）。もし、このよ
うな書込みが発生していた場合には、スタック管理バッ
ファ５３３による書込みチェックを行なう（ステップＳ
１７）。スタック管理バッファ５３３の対応するスタッ
クのアクセスモードが書込み禁止モードだったら（ステ
ップＳ１８）ワーニングメッセージを発行して（ステッ
プＳ１９）、強制的に書込みを行なうかどうかの選択を
促し（ステップＳ２０）、強制処理要求時にはスタック
への書込み処理を行なう（ステップＳ２１）。強制処理
の非要求時には命令実行を中止し（ステップＳ２２）、
コマンド入力待ちモードに戻る（ステップＳ４）。

【００６８】各命令の処理の実行後、エラーやブレーク
の発生によってセットされる命令実行中止フラグがＯＦ
Ｆの場合は（ステップＳ２３）次の命令の処理に移る。
ブレークポイント等の処理をする必要が生じて命令実行
中止フラグがＯＮされたら、命令実行中断処理を行なっ
て（ステップＳ２４）コマンド入力待ちモードに入る
（ステップＳ４）。

【００６９】次に、本発明の第２の実施の形態について
説明する。

【００７０】上述の第１の実施の形態では、図４のステ
ップＳ１９のように、書込み許可モードのスタック以外
に対する書込み処理が発生した場合には、常にワーニン
グメッセージを出していたが、実際には、このようなス
タック操作が全て不正な処理であるわけではない。書込
み許可モードのスタック以外のスタック領域に対する正
常書込み処理を発生するユーザプログラム１Ａの一例を
示す図５と、対応する本実施の形態のスタック管理バッ
ファ５３３Ａの構成を示す図６を参照してこの種の正常
書込み処理の例について説明すると、ユーザプログラム
１Ａは、第１の実施の形態のプログラム１に命令３１の
一行を追加したものであり、不正なプログラムではな
い。この一行の命令３１は、アセンブラ言語に変換され
た変換ユーザプログラム１０Ａでは、命令３２〜３９が
追加された形になる。したがって、データ処理装置５で
命令３２の一つ前の命令までを実行したときのスタック
使用情報テーブル５３１とアクセスモード情報バッファ
５３２とスタック管理バッファ５３３Ａとスタック５３
４Ａの状態は、第１の実施の形態の場合と変わらない。

【００７１】ここで、命令３６ではスタックへの書込み
処理を行なうが、書込み対象のスタックは図６のスタッ
クの状態５３４ＡのＳＰ（３ａ）にあたり、その時点の
ＳＰの値、つまりＳＰ（６）より古いスタックに相当す
るので書込みチェックを行なう必要がある。スタック管
理バッファ５３３Ａの書込み希望スタックＳＰ（３ａ）
に相当するフレームは矢印Ａの指すフレームＡなので、
そのフレームＡのアクセスモードＡＭをみると、値が０
すなわち書込み禁止モードになっている。この場合、第
１の実施の形態では常にワーニングメッセージを発行し
て、ユーザに強制書込みを行なうかどうかの確認を求
め、強制処理要求が回答された場合にはスタックへの書
込みを行なってそのまま実行を続け、その他の場合には
命令実行処理を中断する。

【００７２】命令３９でも古いスタックへの書込み処理
が発生するが、同様にスタック管理バッファ５３３Ａの
書込み希望スタックに相当し矢印Ｂの指すフレームＢを
チェックすると、アクセスモードＡＭより書込み禁止な
ので、命令３６の場合と同様に第１の実施の形態では常
にワーニングメッセージを発行することになる。

【００７３】しかし、これら命令３６，３９は、ユーザ
が意図して引数の書換えを行なうのであり、不正アクセ
スではない。

【００７４】このような場合に、常にワーニングメッセ
ージを発行するのではなく、一度ワーニングメッセージ
の発行によりユーザに強制的書込み処理実行の確認を求
めた後、強制書込み要求が選択された場合には、対応の
スタック管理バッファ５３３ＡのアクセスモードＡＭと
アクセスモード情報バッファ５３２Ａの対応の管理フラ
グを書込み許可に変更して、その後ワーニングメッセー
ジの発行を停止するようにするのが、第２の実施の形態
の主旨である。

【００７５】すなわち、第２の実施の形態では、スタッ
ク管理バッファ５３３ＡのアクセスモードＡＭは、ユー
ザのスタックへの強制書込み要求を受けてそのモードＡ
Ｍを書込み許可に変更することができる。また、同時に
スタック管理バッファ５３３ＡのアクセスモードＡＭを
書換えたフレームからそのアクセスモードＡＭの登録時
に参照したアクセスモード情報バッファ５３２Ａのアド
レスと管理フラグが検索できるので、その情報を基にア
クセスモード情報バッファ５３２の管理フラグの値を書
込み許可に変更できる。

【００７６】このような処理を追加することによって、
ユーザの意図を反映したスタック管理が可能になる。

【００７７】図６および本発明のデータ処理方法の第２
の実施例の処理フローを図４と共通の構成要素には共通
の参照文字／数字を付して同様にフローチャートで示す
図７を参照すると、この実施の形態の前述の第１の実施
の形態との相違点は、ワーニングメッセージの発行（ス
テップＳ１９）に応答してステップＳ２０で強制処理を
選択し、ステップＳ２１の強制処理実行後にスタック管
理バッファのアクセスモード変更するステップＳ２５
と、アクセスモード情報バッファのアクセスモードを変
更するステップＳ２６とを付加したことである。

【００７８】本実施の形態のデータ処理方法の動作につ
いて説明すると、データ処理装置の起動後、ステップＳ
１のユーザプログラムのダウンロードからステップＳ２
１の強制処理の実行までは第１の実施の形態と同様であ
る。本実施の形態では、このステップＳ２１の強制処理
実行時に、強制書込み処理対象スタックに対応するスタ
ック管理バッファ５３３Ａのアクセスモードの変更（ス
テップＳ２５）とアクセスモード情報バッファ５３２Ａ
のアクセスモードの変更（ステップＳ２６）を行なう。
例えば、スタック管理バッファ５３３ＡのフレームＡが
強制書込み許可された場合には、矢印Ｃの指すアクセス
モードＡＭを０（書込み禁止）から１（書込み許可）に
変更する。また、このフレームは、ａｄｄｒ ｓｕｂの
値を先頭アドレスに持つアクセスモード情報バッファ５
３２のビット５の管理フラグを参照していることがわか
るので、アクセスモード情報バッファ５３２の矢印Ｄの
指す管理フラグの内容を０（書込み禁止）から１（書込
み許可）に変更する。

【００７９】このような処理を行なうことで、このスタ
ック情報がスタックに積まれている間は、スタック管理
バッファ５３３Ａのアクセスモードが書込み許可に書換
わっているので、次にこのスタックに対して書込みが行
なわれた場合には、ワーニングが発生することはない。

【００８０】また、再度スタックに積まれる場合にも、
アクセスモード情報バッファ５３２Ａの対応する管理フ
ラグのモードが書込み許可モードになっているのでスタ
ック管理バッファ５３３Ａ更新時にもアクセスモードが
書込み許可になり、そのスタックへの書込み処理時にワ
ーニングが発生することはなくなる。

【００８１】以下第１の実施の形態と同様に、各命令の
処理の実行終了後の命令実行中止フラグのＯＦＦの確認
（ステップＳ２３）結果、命令実行中止フラグがＯＮの
場合は命令実行中断処理（ステップＳ２４）を行ない、
コマンド入力待ちモードに入る（ステップＳ４）。

【００８２】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のデータ処
理装置およびデータ処理方法は、スタック領域管理手段
が、ユーザプログラムを構成する関数および割込み処理
ルーチンを含む命令用のスタック領域を管理する使用ス
タック領域管理手段と、上記スタック領域の不正なアク
セス操作の検出を行なうスタック領域アクセスチェック
手段とを備えているので、スタック領域の不正書込みに
よって発生するデータの破壊やプログラムの不正実行や
プログラムの暴走等を防止することができるという効果
がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のデータ処理装置の一実施の形態を示す
ブロック図である。

【図２】本実施の形態の使用スタック領域管理部の状態
を模式的に示す説明図である。

【図３】ユーザプログラムの一例を模式的に示す説明図
である。

【図４】本発明のデータ処理方法の第１の実施の形態を
示すフローチャートである。

【図５】ユーザプログラムの他の一例を模式的に示す説
明図である。

【図６】図５のユーザプログラムに対応する使用スタッ
ク領域管理部の状態を模式的に示す説明図である。

【図７】本発明のデータ処理方法の第２の実施の形態を
示すフローチャートである。

【図８】ＰＣ値をスタックに退避／復帰する動作を説明
する説明図である。

【図９】ＰＣ値とレジスタ値とをスタックに退避／復帰
する動作を説明する説明図である。

【図１０】関数がネスト状にコールされる場合のデータ
のスタックへの退避／復帰する動作を説明する説明図で
ある。

【図１１】図１０のプログラムの退避／復帰用に使用す
るスタックの状態を示す説明図である。

【図１２】従来の第１のデータ処理装置によるデータ処
理方法を示すフローチャートである。

【図１３】従来の第２のデータ処理装置の動作説明用の
スタック領域を模式的に示す説明図である。

【符号の説明】

１，１Ａ ユーザプログラム ２ 言語処理手段 ３ オブジェクトファイル ４ デバッグ情報ファイル ５ データ処理装置 １０，１０Ａ 変換ユーザプログラム ５１ デバッグ部 ５２ スタック領域管理部 ５３ 使用スタック領域管理部 ５４ アクセスチエック部 ５５ オーバロードチエック部 ５３１ スタック使用情報テーブル ５３２，５３２Ａ アクセスモードバッファ ５３３，５３３Ａ スタック管理バッファ ８３，９３，１０５，１１１，１１２，５２４，５２４
Ａ スタック ８１，９１，１０１ メイン関数 ８２，９２，１０２〜１０４ コール先関数

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 プログラムカウンタ値の退避用にスタッ
   ク領域を使用するマイクロコンピュータ用のプログラム
   開発用にユーザプログラムのシミュレーションおよびデ
   バッグを行うデバッグ手段と、前記スタック領域を管理
   するスタック領域管理手段とを備えるデータ処理装置に
   おいて、 前記スタック領域管理手段が、前記ユーザプログラムを
   構成する関数および割込み処理ルーチンを含む命令が使
   用する前記スタック領域を管理する使用スタック領域管
   理手段と、 前記スタック領域の不正なアクセス操作の検出を行なう
   スタック領域アクセスチェック手段とを備えることを特
   徴とするデータ処理装置。
2. 【請求項２】 前記使用スタック領域管理手段が、前記
   関数および前記割り込み処理ルーチンの各々に対して引
   数用に使用する前記スタック領域のサイズと処理実行用
   に使用する前記スタック領域のサイズと参照対象のアク
   セスモード情報バッファの先頭アドレスとを記録したス
   タック使用情報テーブルと、 前記スタック領域の各単位格納データ領域毎に書込み可
   能かどうかを各１ビットのフラグで管理する前記アクセ
   スモード情報バッファと、 前記スタック領域アクセスチェック手段による前記スタ
   ック領域への書込みチェック時の参照対象であるアクセ
   スモードとこのアクセスモードの格納時に参照した前記
   アクセスモード情報バッファの先頭アドレスとビット位
   置との各々の情報を有するスタック管理バッファとを備
   えることを特徴とする請求項１記載のデータ処理装置。
3. 【請求項３】 プログラムカウンタ値の退避用にスタッ
   ク領域を使用するマイクロコンピュータ用のプログラム
   開発用にユーザプログラムのシミュレーションおよびデ
   バッグを行うデータ処理方法において、 前記ユーザプログラムの処理実行開始前に前記ユーザプ
   ログラムを構成する関数および割り込み処理ルーチンを
   含む命令が使用する前記スタック領域の情報を取得して
   書込み可能かどうかを示す書込み許可／不許可範囲情報
   とともに前記スタック領域を管理するテーブルであるス
   タック領域管理バッファに登録する第１のステップと、 前記ユーザプログラムの処理実行中に変化する使用中の
   前記スタック領域の前記書込み許可／不許可範囲情報を
   逐一前記スタック領域管理バッファに記録しこのスタッ
   ク領域管理バッファを更新する第２のステップと、 前記書込み許可／不許可範囲情報を使って前記スタック
   領域への不正な書込みをチェックする第３のステップと
   を有することを特徴とするデータ処理方法。
4. 【請求項４】 前記第３のステップで前記スタック領域
   への不正な書込みアクセスの発生を検出したときこの旨
   を知らせるワーニングメッセージを発行する第４のステ
   ップと、 ユーザに対し前記書込みアクセス処理を強制的に実行す
   る強制処理の要否の質問を発行する第５のステップと、 前記質問に対する回答として前記強制処理を選択した場
   合に前記書込みアクセス処理を実行する第６のステップ
   とを含むことを特徴とする請求項３記載のデータ処理方
   法。
5. 【請求項５】 前記第３のステップで前記スタック領域
   への不正な書込みアクセスの発生を検出したときこの旨
   を知らせるワーニングメッセージを発行する第４のステ
   ップと、 ユーザに対し前記書込みアクセス処理を強制的に実行す
   る強制処理の要否の質問を発行する第５のステップと、 前記質問に対する回答として前記強制処理を選択した場
   合に前記書込みアクセス処理を実行するとともにこの書
   込みアクセスに対し前記スタック領域管理バッファの前
   記書込み許可／不許可範囲情報を書込み許可に変更する
   第７のステップを含むことを特徴とする請求項３記載の
   データ処理方法。