JPS58166473A - フアイルのプロテクト方式 - Google Patents
フアイルのプロテクト方式Info
- Publication number
- JPS58166473A JPS58166473A JP57049462A JP4946282A JPS58166473A JP S58166473 A JPS58166473 A JP S58166473A JP 57049462 A JP57049462 A JP 57049462A JP 4946282 A JP4946282 A JP 4946282A JP S58166473 A JPS58166473 A JP S58166473A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- access
- area
- file
- protection
- sector
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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- Storage Device Security (AREA)
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。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
発明の技術分野
本発明は、ファイル装置で予め指定した領域へのアクセ
スを禁止するプロテクト方式に関する。
スを禁止するプロテクト方式に関する。
技術の背景
磁気ディスクの装置では、多くのデータのうちいくつか
は書換えられたり任意に読出されたりするとデータ保存
、機密保持などの点で不都合な場合がある。このような
場合に通常はそのデータエリアを予めアクセス禁止対象
に指定しておくことで以後アクセス許可のないプログラ
ムによるアクセスを禁止する保護（プロテクト）措置を
とる。
は書換えられたり任意に読出されたりするとデータ保存
、機密保持などの点で不都合な場合がある。このような
場合に通常はそのデータエリアを予めアクセス禁止対象
に指定しておくことで以後アクセス許可のないプログラ
ムによるアクセスを禁止する保護（プロテクト）措置を
とる。
従来技術と問題点
第１図は従来のプロテクト方式を説明する図で、磁気デ
ィスクｌを対象としたものである。この方式では各ユー
ティリティプログラムＰＩ、Ｐ２゜Ｐ３． ・・・が
ディスクｌをアクセスするときに必ずファイルマネージ
ャ２を通す様にしておき、そしてファイルマネージャ２
はメインメモリＭＳ中に展開され７こプロテクトエリア
３ （ここには各領域毎のプロテクトの有無が設定され
ている）を参照してそのときのアクセスの許否を判定し
、アクセス不可であるなら当該領域は書込み／読取り禁
止Ｗ４域となっている旨を知らせる。この方式はプロテ
クト有無の設定、参照などの処理、制御が容易であると
いう利点がある反面、この方式ではプログラムのミスに
よりファイルマネージャ２を通らなかったり（プログラ
ムの解析またはデバッグ時などにか＼る事態が生じる）
、或いはファイルマネージャ２が破壊されている場合に
はプロテクト対象領域にアクセス可能となる欠点がある
。
ィスクｌを対象としたものである。この方式では各ユー
ティリティプログラムＰＩ、Ｐ２゜Ｐ３． ・・・が
ディスクｌをアクセスするときに必ずファイルマネージ
ャ２を通す様にしておき、そしてファイルマネージャ２
はメインメモリＭＳ中に展開され７こプロテクトエリア
３ （ここには各領域毎のプロテクトの有無が設定され
ている）を参照してそのときのアクセスの許否を判定し
、アクセス不可であるなら当該領域は書込み／読取り禁
止Ｗ４域となっている旨を知らせる。この方式はプロテ
クト有無の設定、参照などの処理、制御が容易であると
いう利点がある反面、この方式ではプログラムのミスに
よりファイルマネージャ２を通らなかったり（プログラ
ムの解析またはデバッグ時などにか＼る事態が生じる）
、或いはファイルマネージャ２が破壊されている場合に
はプロテクト対象領域にアクセス可能となる欠点がある
。
プロテクト機能によるデータの保護はシステムの設定情
報がシステム起動時にディスク上からメインメモリ上へ
展開される様なシステムで特に重要であり、プログラム
ミス、手順誤りなどでディスク上ファイルデータが破壊
されてはならない。
報がシステム起動時にディスク上からメインメモリ上へ
展開される様なシステムで特に重要であり、プログラム
ミス、手順誤りなどでディスク上ファイルデータが破壊
されてはならない。
発明の目的
本発明は、ファイル装置の単位アクセス領域毎にプロテ
クトビットを設けてファイルプロテクトを確実にしよう
とするものである。
クトビットを設けてファイルプロテクトを確実にしよう
とするものである。
発明の構成
本発明のファイルのプロテクト方式は、ファイル装置の
各単位アクセス領域のフラグ部に該領域へのアクセスを
許容するか否かを示すプロテクトビットを設け、そして
該ファイル装置へのアクセス時には該プロテクトビット
を参照して該当する領域へのアクセスの許否を判定する
ことを特徴とするものである。
各単位アクセス領域のフラグ部に該領域へのアクセスを
許容するか否かを示すプロテクトビットを設け、そして
該ファイル装置へのアクセス時には該プロテクトビット
を参照して該当する領域へのアクセスの許否を判定する
ことを特徴とするものである。
発明の実施例
以下、図示の実施例を参照しながら本発明の詳細な説明
する。第２図及び第３図は本発明の一実施例を示す図で
、第２図はプロテクトビットの説明図である。本例はデ
ィスク装置を対象としているため単位アクセス領域はセ
クタである。即ちディスクは多数のシリンダ（同心円状
の記憶領域）を有し、各シリンダが多数のセクタに区分
される。
する。第２図及び第３図は本発明の一実施例を示す図で
、第２図はプロテクトビットの説明図である。本例はデ
ィスク装置を対象としているため単位アクセス領域はセ
クタである。即ちディスクは多数のシリンダ（同心円状
の記憶領域）を有し、各シリンダが多数のセクタに区分
される。
数値例を挙げるとシリンダ内セクタ数は４０であり、各
セクタは３００バイト程度の容量のもので、そのうちの
２５６バイトがデータ部ＤＡＴＡ、残りがアドレス部Ａ
、同期バイト部ＳＢ等に割当てられる。斜線部はギヤツ
ブである。デバイス上の畠幽理アドレスを示すアドレス
部Ａは４バイトで、その中には、ファイルの属性を示す
フラグ部Ｆが含まれる。このフラグ部Ｆは４ビツトｂＯ
〜ｂ３からなり、例えば００００で正常、１０００で欠
陥、１１００で交代各セクタを示す。磁気ディスクでは
予備のシリンダを用意していて、ハード障害を起してい
るセクタまたはシリンダは該予備の正常シリンダに代替
させるが、前記「交代」とはこの代替を示す。これだけ
の区別を示すだけであれば上位２ピツ）ｂＯ，ｂｌで充
分であり、下位２ビットｂ２．ｂ３は使用されない。そ
こで本例では第４ビツトｂ３をプロテクトビットに使用
し、ここに“１″を立てることで該当セクタへのアクセ
ス（こ＼では書込みを想定）を禁止する。
セクタは３００バイト程度の容量のもので、そのうちの
２５６バイトがデータ部ＤＡＴＡ、残りがアドレス部Ａ
、同期バイト部ＳＢ等に割当てられる。斜線部はギヤツ
ブである。デバイス上の畠幽理アドレスを示すアドレス
部Ａは４バイトで、その中には、ファイルの属性を示す
フラグ部Ｆが含まれる。このフラグ部Ｆは４ビツトｂＯ
〜ｂ３からなり、例えば００００で正常、１０００で欠
陥、１１００で交代各セクタを示す。磁気ディスクでは
予備のシリンダを用意していて、ハード障害を起してい
るセクタまたはシリンダは該予備の正常シリンダに代替
させるが、前記「交代」とはこの代替を示す。これだけ
の区別を示すだけであれば上位２ピツ）ｂＯ，ｂｌで充
分であり、下位２ビットｂ２．ｂ３は使用されない。そ
こで本例では第４ビツトｂ３をプロテクトビットに使用
し、ここに“１″を立てることで該当セクタへのアクセ
ス（こ＼では書込みを想定）を禁止する。
０００１．１００１．１１０１は正常、欠陥、交代各レ
コードに対するアクセス禁止を示す、なお欠陥レコード
に対しては第４ビツトがなくても書込みがなされること
はないが、欠陥、交代、アクセス禁止各ビットの書込み
順は不定である、当該セクタの属性を示す、等の理由で
か＼るフォーマットになる。
コードに対するアクセス禁止を示す、なお欠陥レコード
に対しては第４ビツトがなくても書込みがなされること
はないが、欠陥、交代、アクセス禁止各ビットの書込み
順は不定である、当該セクタの属性を示す、等の理由で
か＼るフォーマットになる。
次に第３図を参照してこの動作を説明する。同図はメイ
ンＣＰＵｌ０とメインメモリＭＳを備えるメインシステ
ムの下位に、共通バス１１を介してディスク制御チャネ
ル装置１２が接続され、核装置１２を通してディスク１
にアクセスするシステムを示すものである。チャネル装
置１２にはサブＣＰＵ１３、ファームウェアプログラム
を格納したＲＯＭ （リードオンリメモリ）１４、コン
トロール・インターフェイス・レジスタｌ ５、ＲＡＭ
（ランダムアクセスメモリ）１６、ディスク制御ＬＳｉ
１７、ＦｉＦｏ （７７−ス）（７・７アーストアウ
ト）バッファ１８が設けられる。なお前述のファイルマ
ネージャ２、ユーティリティ１゜２・・・は第１図では
主記憶ＭＳとは別個のもののように示したが、実際には
主記憶ＭＳ上に展開される。メインシステムとディスク
制御ファームウェアは共に電源投入時にシステム（チャ
ネル）イニシャライズされる。そしてメインシステムが
コマンド要求を出すとディスク制御ファームがこれを受
付け、解析してディスク１にアクセスする。そしてディ
スク制御ファームがコマンド応答を出すとメインシステ
ムがこれを受けて終了をチェックする。
ンＣＰＵｌ０とメインメモリＭＳを備えるメインシステ
ムの下位に、共通バス１１を介してディスク制御チャネ
ル装置１２が接続され、核装置１２を通してディスク１
にアクセスするシステムを示すものである。チャネル装
置１２にはサブＣＰＵ１３、ファームウェアプログラム
を格納したＲＯＭ （リードオンリメモリ）１４、コン
トロール・インターフェイス・レジスタｌ ５、ＲＡＭ
（ランダムアクセスメモリ）１６、ディスク制御ＬＳｉ
１７、ＦｉＦｏ （７７−ス）（７・７アーストアウ
ト）バッファ１８が設けられる。なお前述のファイルマ
ネージャ２、ユーティリティ１゜２・・・は第１図では
主記憶ＭＳとは別個のもののように示したが、実際には
主記憶ＭＳ上に展開される。メインシステムとディスク
制御ファームウェアは共に電源投入時にシステム（チャ
ネル）イニシャライズされる。そしてメインシステムが
コマンド要求を出すとディスク制御ファームがこれを受
付け、解析してディスク１にアクセスする。そしてディ
スク制御ファームがコマンド応答を出すとメインシステ
ムがこれを受けて終了をチェックする。
メインシステム（プログラム）から出されるコマンド要
求の１つにデバイスアクセスコマンド（ＲＥＡＤ／ＷＲ
ｉＴＥ ＤＡＴＡコマンド）がある。ＣＰＵはこのコ
マンドをレジスタ１５に書込み、起動をかける。これに
よりＲＯＭ１４のプロダラムが起動し、共通バスから該
コマンドのアドレス部をＦｉＦｏハソファ１８に取込む
。ディスク制御ＬＳｉ１７は該アドレスでディスク１を
アクセスし、該当セクタのアドレスを取込み、共通ハス
からのアドレスとディスクからのアドレスとを比較部１
９で比較する。一致すればディスクｌ内の該当するセク
タに対する書込み／読取処理を開始するが、不一致であ
ればＲＯＭ１４のファームウェアはディスクＩに対する
当該セクタのアドレス部Ａの読取りを再度行なわせる。
求の１つにデバイスアクセスコマンド（ＲＥＡＤ／ＷＲ
ｉＴＥ ＤＡＴＡコマンド）がある。ＣＰＵはこのコ
マンドをレジスタ１５に書込み、起動をかける。これに
よりＲＯＭ１４のプロダラムが起動し、共通バスから該
コマンドのアドレス部をＦｉＦｏハソファ１８に取込む
。ディスク制御ＬＳｉ１７は該アドレスでディスク１を
アクセスし、該当セクタのアドレスを取込み、共通ハス
からのアドレスとディスクからのアドレスとを比較部１
９で比較する。一致すればディスクｌ内の該当するセク
タに対する書込み／読取処理を開始するが、不一致であ
ればＲＯＭ１４のファームウェアはディスクＩに対する
当該セクタのアドレス部Ａの読取りを再度行なわせる。
これはＬＳｉ１７の回路形式によって異なるが、本例の
ＬＳｌは単にフラグ部子一致（セクタノーヒツト）を示
す信号をＲＯＭ１４へ上げたら比較に使用したデータは
消去してしまうからである。なお共通ハスつまりＣＰＵ
からのアクセスアドレスは当然アクセス可の正常セクタ
を予定しているからフラグ部の４ビットｂｏ−ｂ４は０
０００であり、ディスク該当セフ多からのアドレスフラ
グ部がアクセス可の正常セクタなら一致、それ以外なら
不一致となる。再読取りで得たアドレスのフラグ部はフ
ァームウェアが解析し、その第１、第２ビツトによりア
クセス要求のあったセクタが欠陥セクタか交代セクタか
を判断し、第４ビツトによりアクセス禁止か否かを判断
する。前者であれば欠陥、交代セクタに対する所定の処
理をし、後者であればプロテクト対象である旨をメイン
システムに通知してアクセスを禁止する。
ＬＳｌは単にフラグ部子一致（セクタノーヒツト）を示
す信号をＲＯＭ１４へ上げたら比較に使用したデータは
消去してしまうからである。なお共通ハスつまりＣＰＵ
からのアクセスアドレスは当然アクセス可の正常セクタ
を予定しているからフラグ部の４ビットｂｏ−ｂ４は０
０００であり、ディスク該当セフ多からのアドレスフラ
グ部がアクセス可の正常セクタなら一致、それ以外なら
不一致となる。再読取りで得たアドレスのフラグ部はフ
ァームウェアが解析し、その第１、第２ビツトによりア
クセス要求のあったセクタが欠陥セクタか交代セクタか
を判断し、第４ビツトによりアクセス禁止か否かを判断
する。前者であれば欠陥、交代セクタに対する所定の処
理をし、後者であればプロテクト対象である旨をメイン
システムに通知してアクセスを禁止する。
例えば本例の゛ように書込み禁止のプロテクトである場
合にそしてプログラムからのコマンドがライトコマンド
であれば、ライトプロテクション異常としてプログラム
に通知する。リードコマンドであれば勿論読取りまで禁
止する必要はないのでＲＯＭ１４のファームウェアでフ
ラグ部Ｆを書換えて再びコマンドを起動すれば読取り可
能となる。プロテクトが読取り禁止に関するものであれ
ば逆である。読取り禁止はフラグの！＠３ビットｂ２を
１にする等により表示できる。
合にそしてプログラムからのコマンドがライトコマンド
であれば、ライトプロテクション異常としてプログラム
に通知する。リードコマンドであれば勿論読取りまで禁
止する必要はないのでＲＯＭ１４のファームウェアでフ
ラグ部Ｆを書換えて再びコマンドを起動すれば読取り可
能となる。プロテクトが読取り禁止に関するものであれ
ば逆である。読取り禁止はフラグの！＠３ビットｂ２を
１にする等により表示できる。
フラグ部Ｆのプロテクトビットの書換えは、ライトアド
レスコマンドによる。これはアクセス対象をアドレス部
Ａのみに限定したコマンドである。
レスコマンドによる。これはアクセス対象をアドレス部
Ａのみに限定したコマンドである。
但し、このコマンドが誤ってまたは任意に出されると不
都合であるから、その対策としてオペレータキーによる
制御スティタス（第１図のＫに相当する）を参照して出
されるようにしておくとよい。つまり、このスティタス
Ｋが例えばオンになっていなければ、仮にライトアドレ
スコマンドが出てもそれを実行しないということである
。
都合であるから、その対策としてオペレータキーによる
制御スティタス（第１図のＫに相当する）を参照して出
されるようにしておくとよい。つまり、このスティタス
Ｋが例えばオンになっていなければ、仮にライトアドレ
スコマンドが出てもそれを実行しないということである
。
また第１図で述べたファイルマネージャ２によるプロテ
クトを併用してもよい。この場合はＣＰＵがデバイスア
クセスコマンドを出したときそのアドレス部によりファ
イルマネージャが主記憶のプロテクトエリヤを参照して
アクセス可否を先ずチェックし、その後セクタアドレス
部のフラグによる前述のプロテクトがなされる。
クトを併用してもよい。この場合はＣＰＵがデバイスア
クセスコマンドを出したときそのアドレス部によりファ
イルマネージャが主記憶のプロテクトエリヤを参照して
アクセス可否を先ずチェックし、その後セクタアドレス
部のフラグによる前述のプロテクトがなされる。
発明の効果
以上述べたように本発明によれば、ファイル装置の各単
位アクセス領域のアドレスフラグ部にプロテクトビット
を設けたので、プログラムのミスあるいは手順誤りがあ
っても確実に該当領域からのデータの読取り或いは書込
みを禁止できる利点がある。またアドレスフラグ部のチ
ェックは正常レコードか、欠陥レコードかなどのチェッ
クのために既存システムの制御ＬＳｉ１７が行なうので
、フラグ部にプロテクトピントを設けてもそのチェック
用ハードウェアが増える等の問題もなく、好都合である
。
位アクセス領域のアドレスフラグ部にプロテクトビット
を設けたので、プログラムのミスあるいは手順誤りがあ
っても確実に該当領域からのデータの読取り或いは書込
みを禁止できる利点がある。またアドレスフラグ部のチ
ェックは正常レコードか、欠陥レコードかなどのチェッ
クのために既存システムの制御ＬＳｉ１７が行なうので
、フラグ部にプロテクトピントを設けてもそのチェック
用ハードウェアが増える等の問題もなく、好都合である
。
第１図は従来のファイルのプロテクト方式の説明図、第
２図および第３図は本発明の一実施例を示す説明図であ
る。 図中、ｌはディスク装置（ファイル装置）、４は単位ア
クセス領域、Ｆはフラグ部、ｂ３はプロテクトビットで
ある。 出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 青 柳 稔
２図および第３図は本発明の一実施例を示す説明図であ
る。 図中、ｌはディスク装置（ファイル装置）、４は単位ア
クセス領域、Ｆはフラグ部、ｂ３はプロテクトビットで
ある。 出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 青 柳 稔
Claims (1)
- ファイル装置の各単位アクセス領域のフラグ部に該領域
へのアクセスを許容するか否かを示すプロテクトエリア
を投け、そして該ファイル装置へのアクセス時には該プ
ロテクトエリアトを参照して該当する領域へのアクセス
の許否を判定することを特徴とするファイルのプロテク
ト方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57049462A JPS58166473A (ja) | 1982-03-27 | 1982-03-27 | フアイルのプロテクト方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP57049462A JPS58166473A (ja) | 1982-03-27 | 1982-03-27 | フアイルのプロテクト方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS58166473A true JPS58166473A (ja) | 1983-10-01 |
Family
ID=12831804
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP57049462A Pending JPS58166473A (ja) | 1982-03-27 | 1982-03-27 | フアイルのプロテクト方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS58166473A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60107155A (ja) * | 1983-11-16 | 1985-06-12 | Hitachi Ltd | 記憶ボリユ−ムのデ−タ保護方式 |
| JPS62502081A (ja) * | 1985-02-04 | 1987-08-13 | セルシス・コ−ポレ−ション | デコ−ドされたデ−タへのアクセス制御方法 |
| JPS63291141A (ja) * | 1987-05-22 | 1988-11-29 | Fujitsu Ltd | 記憶情報参照管理方式 |
| JP2010250372A (ja) * | 2009-04-10 | 2010-11-04 | Hitachi Ltd | トレースデータ記録方法及び計算機システム |
-
1982
- 1982-03-27 JP JP57049462A patent/JPS58166473A/ja active Pending
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPS60107155A (ja) * | 1983-11-16 | 1985-06-12 | Hitachi Ltd | 記憶ボリユ−ムのデ−タ保護方式 |
| JPS62502081A (ja) * | 1985-02-04 | 1987-08-13 | セルシス・コ−ポレ−ション | デコ−ドされたデ−タへのアクセス制御方法 |
| JPS63291141A (ja) * | 1987-05-22 | 1988-11-29 | Fujitsu Ltd | 記憶情報参照管理方式 |
| JP2010250372A (ja) * | 2009-04-10 | 2010-11-04 | Hitachi Ltd | トレースデータ記録方法及び計算機システム |
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