JPS58205995A - メモリ保護方式 - Google Patents

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。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明は論理的情報の集まりであるセグメントを対象と
゛してメモリ保護を行なうメモリ保一方式に関する。

〔発明の技術的背漿〕

セグメントと称される論理的な情報の集゛まりを基本に
してアドレス変換を行なう方式は一般にセグメンテーシ
ョン方式として知られている。

このセグメンテーション方式ではセグメントを単位とし
てメモリ保強が行なわれる。すなわちセグメンテーショ
ン方式では、セグメントに対応してそのセグメントのメ
モリ上で′の位１ａ１すいてアドレス変換およびメモリ
保賎が行なわれている。

１４１図はセグメンテーション方式をとる促米のアドレ
ス変換機構を示すもので、１１はセグメント査号ＳＮお
よびセグメント内相対アドレス８ＲＡとから成る＠理ア
ドレスが保持される論理アドレスレジスタである。また
、１２はセグメくト配述子が各セグメント単位で保持さ
れるセグメント表である。セグメント記述子は第２図に
示されるようにアクセス櫓情報Ｆ１セグメントのペース
アドレスＢ　ＡｓＥおよびセグメントのザイＫＳＩＺＥ
から構成されているのが一般的である。

アドレス変換に際し、論理アドレス中のセグメント査号
ＳＮによって指定されているセグメント表のセグメント
記述子がセグメント表１２がら絖み出される。そして、
セグメント表１２から！み出されたセグメント記連子申
のペースアドレスＢＡＳＫを用いてアドレス変換が行な
われる一部、同じくセグメント記述子中のアクセス情悄
ｍ　Ｆ　ｓセグメント記述子’　５ＩＺＥを用いてメモ
リ９ｆ、護が行なわれる。上記アドレス変換ｔよ、セグ
メント表１２から読み出された該当セグメントｏペース
アドレスＢＡＳｇと耐理アドレス中のセグメント内相対
アドレス５ｋＬｈとが加算器１３で加昇されることによ
り行なわれる。そして、このアドレス変換の結果である
物理アドレスＰＡは物理アドレスレジスタ１４に保持さ
れ、メモリアクセスのアドレス情報として用いられる。

−万、セグメンテーション方式におｆｆルメ七り保護は
、アドレス変換に際しセグメント表がら読み出される記
述、子中のアクセス権情報Ｆとセグメントサイ′ＸｓＩ
Ｚｇを用いてメモリアクセス違反を検出することによシ
行なわれる。このメモリアクセス違反の検出は第３図に
示されるフローチャートに従って実行される。まず最初
のステップＳ１では該当セグメントの範囲内をアクセス
するものであるか否かの判定がセグメント記述子中のセ
グメントサイｆｓＩＺＥを用いて行なわれる。そしてＮ
Ｏ判定の場合にはメモリアクセス違反となり、アクセス
が糸上される。これに対しＹＥＳ判定の場合にはステ、
ｆｓｘに進み現在性なおうとしているアクセス形態が許
町されているか否かの判定が行なわれる。このアクセス
形態としてＬ１データの絖み出し、データ書き込み、お
よび実行すべき命令の読み出しの３形態があシ、それぞ
れのアクセス形態が詐口」されるか否かを示す情報がセ
グメント記述子中のアクセス権情報Ｆである。したがっ
′ＣステツノＳ２ではこのアクセス権情報Ｆを用いて上
述の判定が行なわれる。そしてＮＯ判定の場合にはメモ
リアクセス違反となり、ＹＥＳ判定の場合だけメモリア
クセスが許可される。

〔背景技術の問題点〕

このように従来のメモリ保噛方式はセグメント単位で各
セグメントの全域を保藤対象・とじてメモリ保強を行な
っ′ていた。このため従来のメ七り保諌方式では例えば
多くのタスクから共通にｉ照ざ゛れるデータ領域を−っ
のセグメントとしているＪｊ６台に次のような問題があ
った。多くのタスクから共通にｃ煕されるｒ−夕狽域を
一つのセグメントとしている場合において、当該セグメ
ントの全域を絖み出す必要はめるが・誉き込みに関し゛
〔は当該セグメントの特定の一部領域にしか書き込まな
いタスクが存在することはよくあることである。従来の
保護方式では、このような場合でも、該当セグメントの
全域ｔζメ・Ｊしてそのタスクに読み出しと書き込みと
を許ｐ」せざるを得ない。このため従来のメモリ保護方
式では、本来そのタスクが１°き込む必要のないセグメ
ント内領域は、当該タスクによって誤って４１き換えら
れる危、険にさらされることになり、確実なメモリ保護
が行なわれない欠点があっｌｃ　。

〔発明の目的〕

本発明をよ上記事情に鑑みてなされたものでその目的は
、各セグメントの全域だけでなくセグメント内の一部領
域についてもメモリ保映のｘ−Ｊ象とすることができ、
特にセグメントに対する全域的読み出し／部分釣書き込
みというアクセス形態についても確実なメモリ保護が行
なえるメモリ保副方式を提供することにある。

〔発明の概要〕

本発明は、データの読み出し、ｒ−夕の督さ込み等のア
クセス形態毎にセグメントの全域アクセスが許口」され
ているか否かを７３＜すアクセス権情報、および当該セ
グメントのサイズを示すセグメントサイズ情報のほかに
、上述のアクセス形態毎にセグメントの一部領域アクセ
スが許ａＪされているか否かを示すアクセス［１１Ｖ報
、および当該セグメントの上記一部領域のそれぞれ上限
、下限を示す上限アドレス情報、下限アドレス情報が各
セグメント単位で格納される格納部を設けている。そし
て、メモリアクセスに際し、論理アドレス中のセグメン
ト査号によって上記格納部から該当セグメントのエント
リ内容を絖み出し、このエントリの内容に基づ、いて現
在性なおうとしているメモリアクセスが許口」されてい
るか否かを判定するようにしたものである。こひ除、該
当するアクセス形態に対し、上記アクセス権情報によっ
てセグメントの一部領域アクセスたけが許−ｊされてい
れば、アクセスしようとしているセグメント内の位置が
上記上限アドレス情報と下限アドレス情報とで示される
一部領域内におるか否かでメモリ“アクセスの口」否が
判定される。

〔発明の実施例〕

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図において、２１１〜２１ｎはタスク
単位で用意されているセグメント表であシ１、図示せぬ
主メモリに置かれている。２２はセグメント表２１鳳〜
２１ｎのいずれか一つのセグメント２ノ、のべ！ 一スアドレス（起点情報）を保持するセグメント表ベー
スレジスタである。このセグメント表ベースレジスタ２
２の内容はタスク切り侠え１σに更新される。セグメン
ト表２１１はセグメン）　表ヘ−スｖ　タスク２２の内
容と論理アドレス中のセグメント査号ＳＮとに基づいて
翻照される。２３はセグメント９２１．において−贋℃
照されたエントリの内容がｌｃ憶される。Ｉｌｌ速バッ
ファメモリ（以下、セグメント表キャッシュと称する）
である。セグメント表キャッシュ２Ｊはセグメント表２
１．と同様にセグメント数分　゛のエントリ例えばｍ個
のエントリを持っている第５図はセグメント表２１１並
びにセグメント表キャッジ−２３に保持されるセグメン
ト記述子の構成を示すもので、Ｆはアクセス権情報であ
る。アクセス権情報Ｆは、各種アクセス形態毎に該当セ
グメントの全域アクセスが許可さ゛れているか否か（す
なわち該当セグメントに対する全域アクセス権が与えら
れているか否か）を示す第１棟アクセス権情報Ｆｌ　　
ｙ　ＦＭ　　ｐ　Ｆｓと、各槙アクセス形態毎に該当セ
グメントの一部領域アクセスが許可されているか否か（
すなわち該当セグメントに対する部分アクセス棒が与え
られているか否か）を７７＜す第２捕アクセス権情報Ｆ
ｌ’　、Ｆ！’　、Ｆｓ／とから構成されている。

なお、’１ｅＦ１’はアクセス形態が読み出しくデータ
読み出し）の場合のアクセス権情報であり、Ｆｌ　、Ｆ
雪′ケよ同じ＜４にき込み（データ省き込み）の場合の
アクセス権情報でｂυ、Ｆｌ　。

Ｆ、′は同じく実行（実行すべき縮合の絖み出し）ｃＤ
場侶ノア　クセス４４１１／ｒ報で６．６゜ＢＡＳｋ：
、５ＩＺｈ；４ｊ、従来例で説明したようにそれぞれ該
当セグメントのペースアドレス、サイ：Ｘ（セグメント
サイズ）である。また、５ＴＡＲＴは該当セグメント内
において部分的アクセスの対象となる領域の下限の相対
ア゛ドレスを示す開始相対アドレス（下限アドレス情報
）であり、ＥＮＩ）は同じく部分的アクセスの対象とな
；ｂ領域の上限の相対アドレスを示す最終相対アドレス
（上限アドレス情＠）である。

再び第４図を参照すると２４はセグメント表キャッシュ
２３の各エントリの内容が有効であるか否かを示すディ
レクトリメモリ（以−計、キャッシュディレクトリと称
する）である、キャシュディレクトリ２４はセグメント
表キャッシェ２３の各エントリに対応してそのエントリ
にセグメント記述子の写しが有効に存在するか台かを示
すビットＶを有している。本実施例にお・いて論理アド
レスレジスタ１１．加ｎ器１３゜物理アドレスレジスタ
１４．セグメント表ペースレジスタ２２．セグメント表
キャッシュ２ＪおよびΦ−ｙｔシＪＬ′ｆイレクトリ２
４は図ボせぬ中央処理装置側に設けられている。

次に本発明の一実施例の動作を第６図および第７図のフ
ローチャートを参照して説明する。

今、−塩アドレスレジスター１に論理アドレスが保持さ
れており、この論理アドレスを物理アドレスＰＡにアド
レス＆換してメモリアクセスが竹なわれようとしている
ものとする。まず、論理アドレス中のセグメント番号Ｓ
Ｎに基づいてキャシュディレクトリ２４の該当するエン
トリの内容すなわちビットｖが餉埋”ｌ＃であるが古か
の判定が行なわれる（絹６図のフローチャートのステラ
ｆｓ　Ｉ　Ｊ　）。ｖ＝”１”であれば、ｒｊｉａ　埋
’７ドレス中のセグメントＩｌｉ号Ｓ　Ｎで示されるセ
グメント表 メント表キヤ、ンユ２３に存在するもの（Ｊなヒ わちキャッジ−／、ト）と刊ＷＴすれステ、１ｂｔｘに
進む。ステ、ノＳ１２では上記画壇アドレス中のセグメ
ント番号Ｓｒｑに基づいてセグメント表キャッシュ２３
が°ｆアクセスいわゆるキャｙ７．７クセス）される。

仁の結果、セグメント表キャッシュ２３から該当セグメ
ントのセグメント記述子が読み出される。

これに対し、■に“０”であれば該尚セグメントのセグ
メン・ト記述子の写しがセグメン）＆２３に存在しない
ものと判断されステッ７″Ｓノ３に進む。ステ、プＳ１
３ではセグメント表ペースＬ／シＸ夕２２の内容と論理
アドレス中のセグメント番号ＳＮとに基づいてセグメン
）　表２１１がび照される。セグメント表ペースレジス
タ２２には現在実行中のタスクに対応するセグメント表
２１１の起点を示すペースアドレスか保持されている。

そして、このペースアドレスによってセグメント表２１
１の起点を知り、論理、　　アドレス中のセグメント番
号ＳＮによって当該セグメント表２１ｉにおいて該当す
るセグメントのセグメント記述子が記憶されている相ヌ
・ｊ位置を知ることかで籾る。不実施例ではセグメント
表２１１は論理アドレスと物理アドレスとが一致するセ
グメントに属しておシ、したがってセグメント懺、ペー
スレジスタ２２の内容とセグメント番号ＳＮとに基づい
て（アドレス変換を行なうことなく）主メモリ上のセグ
メント表２１１がアクセスされる。この結果、セグメン
ト表ｘ　ｉ　ｉから該当セグメントのセグメント記述子
が絖み出される。そして、セグメント表、２１ｉから絖
み出されたセグメント記述子は、上述のステ、デ８１Ｂ
においてセグメント表キャッジ、２３の対応するエント
リに記憶される。

次にステラｆ８　Ｊ　４に進み、キャッジ、ディレクト
リ２４の対応するエントリのビットｖが論理”１″状腿
にされる。そして、ステラｆＳ′Ｊ１のＹＥＳ判定の場
合と同様にステ、！Ｓ１２に進み、セグメント表キャッ
シュ２３から該当セグメントのセグメント記述子が読み
出される。このようにして、セグメント表キャッシュ２
３からセグメント記述子が説み出されると、当該セグメ
ント記述子中のペースアドレスＢＡ８Ｅ　と論理アドレ
ス中のセグメント内相対アドレスＳＲＡとが加算器１３
によって加其される。この加請４結果は物理アドレスＰ
Ａとしてｑ！ＩＪ理アドレスレタスク１４に置数される
。なお、ステップ８１１でＮＯ判定、すなわちｖ＝１１
１のｊｊＪ　ｆ）１ステツプＳ１３においてセグメント
表キヤ、ンユ２３に記憶する、ためにセグメント表２１
．がら銃み出したセグメント記述子（中のペースアドレ
スＢＡＳＥ　）を用いて上述のカ１４行なうよりにして
もよい。この場合にはステップＳ、　Ｊ　２を実イ了す
る必費がなくなる。

本実施例においてセグメント表ｔよタスク・亀に主メモ
リ（図示せず）上に用意されＣいる。したがってタスク
が切り換わればセグメント衣も切り１ｌｉＡえられる。

このセグメント表の切り侯えは、セグメント衣ペースレ
ジスタ２２０保付内谷を、該当するタスクに対応するセ
グメント衣の（起点を示す）ペースアドレスに史ル［す
ることにより行なわれる。ところで、タスク切り侠え時
において、セグメント表キャッジ、　２　’Ｊ　ｐｃは
切り侠え前のタスクに対応するセグメント衣の内容の（
一部゛または全部の）与しが人−）−（いる。このため
、タスク切り侠えに直しセグメント表キャッシュ２３の
内容の切り換えを行なう必費がめる。そこで、タスク切
り侯えのときｅこ、まずキャッシュディレクトリ２４の
全てのエントリの内容すなわち全てのビット■を論理″
０＃にする。これによシセグメント表キャッシュ２３の
全てのエントリの内容が無効にされ、アドレス変換に際
し旧タスクに関係するセグメント記述子か−ってセグメ
ント表キャッ７ユ２３からａみ出される恐れはなくなる
。そして、タスク切シ侯え後のタスクの実イｉに伴って
必費となるセグメント記述子は第６図のフローチャート
に従ってアドレス変換の！Ｉｓ度セグメント表キャッジ
ー２３に記憶される。このようにしてセグメント記述子
がいったんセグメント表キヤ。

７．２３に記憶され前述したようにキャッシュブイレフ
ｌ−ＩＪ　Ｊ　４の対応するピッ）Ｖが論理′″１”に
されると、セグメント表キャッシュ２３の該当するエン
トリの内＃は次のタスク切り換えのときで有効となる。

明らかなように、ン照の必要のないセグメント記述子は
セグメント表キャッシュ２３に６」シ憶されることはな
い。なお、セグメント表キャッシュ２３のエントリ！５
！　ｍは論理アドレス中のセグメント番号ＳＮの最大１
直にＬらじで決足・されることが好ましい。たとえばン
トリ数を用意すノＬばよい。

次にメモリ保設番・（ついて睨明する。このメモリ保ｄ
のためには、現在性なわれようとしているメモリアク」
ヒスがアクセス違反となっているか否かを検出する必要
がある。不災施例で（・、Ｌこのアクセス違反検出は１
ｇ■述したアドレス変換の過程で第７図のフローチャー
トに従って東杓８れる。まず現在性なわれようとしてい
るメモリアクセスの位置が、該当するセグメントの領域
内に入っているか否かが１ｍべられる（ステ、ゾ８２１
）。これは、アドレス涙挾過程でセグメント表キ、Ｙツ
シュ２３（またはセグメント衣２１、）から睨み田され
たセグメント記赴子中のセグメントサイＸ″５ＩＺＥと
、−理アドレスレ／スタｌｌｌＩＣ置数されている論理
アドレス中のセグメント内相対アドレスＳＲＡとの大小
を比較することによりて行なわれる。そしてｓａｘ　（
５ＩＺＥでなければ、すなわちセグメント内相対アドレ
スＳＲＡが該当セグメントの外へはみ出していればＮＯ
判定となり、アクセス違反が検出される。これによ）ア
ドレス変換後のアドレス（物理アドレスＰＡ）を用いた
メモリアクセスは禁止され、メモリが保頗される。

これに対しステ、デＳ２１．でＹＥＳ判定がなされた場
合、すなわちセグメント内相対アドレスＳル入が該当セ
グメント内に入っていることが判断された場合、現在性
なわれようとしているメモリアクセスのアクセス形態に
関し、該当セグメントの全域的アクセスが許可されてい
るか否かが調べられる（スデッｆＳ：１２）。これは、
セグメント記連子内のアクセス輸情報Ｆに含まれている
＠１ｍアクセス権情軸情報ｙＦ！＊Ｆｓのなかの該当す
るアクセス形態に対応するアクセス権情報ｔ−影照する
ことによって行なわ　。

れる。そして、ステ、ｆＳ　；ｌ　２において全域的ア
クセスが許可されているものと判定された揚４ｒ、該当
するメモリアクセスはＩＦ町される。−万、ステップＳ
２２において全域的アクセスがｒ＋’　＝ｒされていな
いものと判定きれた場合、ステップＳ２３に進む。

ステップＳ２３では、現在性なわれ呵りとじているメモ
リアクセス形態に関し、該当セグメント内の一部特定領
域に対するアクセス（−１−なわち部分的アクセス）が
許可されでいるか否がｙＪ：　ＭＡべられる。これは、
セグメント記述子内のアクセス権情報Ｆに含まれている
第２種アクヒス櫓情報Ｆ１’　＋　１’　２’　ｇ　ｌ
’　３’のなかの該当するアクセス形態に対応するアク
セス権情報を参照することによって行なわれる。そして
、ステＶＩ８２３に七いて部分的アクセスが許ｉりさノ
Ｌでいないものと判定された場合、該当するメモリアク
セスは違反し、ているものとみなされる。これに対し、
ステラｆｓ２３１１こおいて部分的アクセスが許可され
ているものと判定された場イ１、ステップＳＪＪに進む
。

ステ　ｆ　Ｓ　Ｊ　４では、現在性なわ７Ｌようとして
いるメモリアクセスの位置が、該当するセグメントの部
分アクセスが詐さλしている鍋域内に入っているか否か
の判定が行なわれる。こ０判足は論理アドレス中のセグ
メント内相対アドレスＳＩＬへと、セグメント６己述子
中の開始相対アドレス５ＴＡＲＴ、最終相対アドレス’
ｄ　Ｎｌ）との大小を比軟し、上記５ｉｔｈが５ｒＡａ
’ｒ≦３Ｒ八≦ＥＮＤを満足している〃・否かによって
行なわれる。そして、ＳにＡがＵＴＡＲＴ≦５ＩｔＡ≦
ＥＮｉ）を満足していｌい場６、すなわぢｘｑ　ｏ−ｔ
−ｔｌ定の場合、該浩するメモリアクセスは違反してい
るもｑノとみなされる。こノＬに対し一１ＹＮＳ判定の
場合（Ｃは該当−ｆるメ七り゛ｌクセスｑよ違反し′Ｃ
い、ヱいものどみなさ；ＩＬ、”１該メモリアクセスは
Ｗｆ　”Ｊさｌしる。

以上の動作説明□がら明らかなように４：実施例によ１
ｔば久に列挙される稙々の作用効果を得るＣどができる
。

■　ヒグメントａｉを主メモリ上に用層し′Ｃいるので
セグメント総数を多くとることができる。

■　しかも主メモリ上にはセグメント表がタスク毎に用
意されており、タスク切り換えのためにはセグメント表
ペースレジスタの内容を史新するだけで良いため、タス
ク切シ侯え時のオーバヘッドが解消される、。

から該当セグメントのセグメント記述子を睨み“出すこ
とができるので、主メモリ上のセグメント表をアクセス
することがなく、シたがって変換を高速に行なうことが
できる。

■　セグメント全体だけでなく、セグメント内の任意の
一部領域をも保鏝対象としてメモリ保護が行なえる。

■　上記■の理由により、例えば多くのタスクから共通
に参照式れるデータ領域を一つのセグメントとしている
場合において、当該セグメントの全域を読み出す必要は
あるが、書き込みに関しては当該セグメントの特定の一
部領域番こしか書き込まないタスクに対し、それぞれの
アクセス形態に応じて全域保願または一部領域保護とメ
モリ保独対象を切り”換えることができる。

したがって特にセグメントに対する全域的絖み出し／部
分釣書き込みというアクセス形態について確実なメモリ
保護が行なえる。

なお前記実施例では、各セグメント記述子内に設けられ
ている開始相対アドレス５ＴＡＲＴおよび最終相対アド
レスＥＮＬ）との対が１棟、すなわち部分的アクセスが
許可される領域が各セグメント内に多くて１つの場合に
ついて説明じたが、複数の部分領域を設定してもよいこ
とは勿論である。

また、＠Ｇ記実施例では、アドレス変換の高速化のため
にセグメント表キヤ、シ、Ｌ２３およびキヤッンユディ
レクトリ２４ｆＩ：設けた場合について説明したが本実
施例の要旨によれば必ずしも必要でない。また、セグメ
ント表についてはレジスタ群で構成されるものでおって
もよい。

〔発明の効果〕

以上詳述したように本発明のメモリ保繰方式によれば、
各セグメントの全域だけでなくセグメント内の一部領域
についてもメモリ保岐の対象とすることができるので、
特にセグメントに対する全域的絖み出し／部分的蕾き込
みというアクセス形態についても確実なメモリ保腫が行
なえる・

【図面の簡単な説明】

第１図は従来例を示すプロ、り図、第２図ｔよ上記従来
例で適用されるセグメント記述子のフォーマットを示す
図、第３図は上記従来例におけるメモリ保咳苧順を示す
フローチャート、第４図は本発明の一実施例を示すブロ
ック図、第５図は上記実施例で適用されるセグメント記
述子のフォーマ、トを示す図、第６図および８４４７図
は動作を説明するだめのジローチャートでｂる。 １１・・・ｋｋ）４−ｆドレスレジスタ、１；１，２ノ
ｉ・・・２１１・・・、、２１ｕ・・・セグメント衣、
１３・・・加丼器、２２・・・セグメント表ベースレジ
スタ、２３・・・高速パ、ファメモリ（セグメント表キ
ャッジ−）、２４・・・ディレクトリメモリ（キャッシ
ュディレクトリ）。 出願人代理人　　弁理士　鈴　江　武　彦ｊＩ　４　図 ｔＭｓＷｊ 区ロト５囚」 第６図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）論理的ｔ＃報の集ｉシであるセグメントを対象と
   してメモリ保瞼！行なワている情報処理装置において、
   データ読み出し、データｖｋ＠込み等のアクセス形態毎
   にセグメントの全域アクセスが許可されているが否が並
   びにセグメントの一部領域アクススが許可されているか
   否がをそれぞれ示すナクセス権情報、当該セグメントの
   サイズを示すセグメントサイズ情報、および当該セグメ
   ントの上記一部領域のそれぞれ上限、下限アドレス情報
   が各セグメント単位で格納されている格納部と、メモリ
   アクセスに際し、論理アドレス中のセグメント着号に基
   ついて上記格納部から該当セグメントのエントリの内容
   ヲ読み出す手段と、この手段によって読み出された上記
   該当セグメ／）（２）エリトリ０内谷に基ついて現在性
   なおうとしているメモリアクセスが許可されているか否
   かを判定′する手段とを具備することを特徴とするメモ
   リ保護方式。
2. （２）上記判定手段は、現在性なおうとしているメモリ
   アクセスのアクセス形態が、上記アクセス権情報によっ
   て該当セグメントの全域アクセスｔ　＃’Ｆ　”Ｊされ
   ている場合には、論理アドレス中のセグメント内相対ア
   ドレスか該当セグメントのセグメントサイズ情報より小
   さいことをもって該当するメモリアクセスの許可を判定
   し、上記該当セグメントのブ部領域アクセスを許可され
   ている場合には、論理アドレス中の毛グメント内相対ア
   ドレスが上記上限、下限アドレスｆｆｔ報で示される領
   域内の相対位置をボしていることをもｇで該当するメモ
   リアクセスの許可を判定することを特徴とする特許請求
   の範囲第１項記載のメそり保賎万式。
3. （３）　　上記格納部が各セグメントのベースアドレス
   を保持するセグメント表であること奢特似とする特許請
   求の範囲第ｌ狽または第２塊四己載のメモリ保表方式。