JPS59130000A - 仮想記憶装置保護方法 - 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】 〔技術分野〕 本発明は単一プロセッサ（ＵＰ）システムまたは多■プ
ロセッサ（ＭＰ）システムで使用される仮想記憶装置の
記憶内容の保全性を維持する技術に関し、特に回復不能
な故障停止につながる記憶内容の破壊を防止する技術に
関する。

〔先行技術〕

現任のオペレーティングシステムは、不測のシステム故
障停止を引き起こし得る次のような問題に弱い。

（１）主記憶装置ｓｔにあるシステム制御プログラム（
ＳＣＰ）域への無肝−可ユーザアクセス。これはプログ
ラミング上の規則を無視した故意のまたは偶然のブラン
チによって生じる。普通はシステムユーザがＳＣＰルー
チンおよびＳＣＰテーデーをアクセスすることはできな
いようになっているが、この規貝１１が６皮もれると、
オペレーティングシステムがうま（働かな（なる。

（２）無ｉｆ呵ユーザまたは誤った舖令実行によるＳＣ
Ｐデータ域（オペレーティングシステム全体に影り１・
牙を及ぼす制御ブロックなど）の変更。

ＩＢＭシステム／３７０で採用されている保全手段には
次のようなものがある。

（１）ＣＰＵ問題状態：問題状態にあるＣＰＵは特殊な
ＳＣＰ命令７ａ′実行できない。このよ５１よ命令は特
帷状態においてのみ実行可能である。

（２）記１．は保−キー：キー制御型の保護は実記憶装
置献（主記憶装置）におけるブロック即ちページフレー
ムにのみ適用される。ティスフなどの補助記憶装置ｔに
あるページは、ページ不在の発生によって実記１．ハ装
置ｄ中の選択されたページフレームへ転送された場合に
のみ記憶保坤キーを割当てられる。

実記憶装置のページフレーム９て割当てられるキー（記
憶装置キーと呼はれる）はＯかも１５までの値をとる。

実記憶装置をアクセスするプログラムにもキー（プログ
ラムアクセスキーまたは単に保護キーと呼ばれる）が割
当てられ、対応するプログラム状況ワード（ｐ　ｓｗ）
中にプログラムアクセスキーが書込まれる。普通（Ｃへ
ページフレームへの↑記憶要求は、そのページフレーム
に割当てられている記憶装置キーと現ＰＳＷ中のプログ
之ムアクセスキーとが一致した場合にのみ許可される。

ただし、プログラムアクセスキーがＯの場合は、記憶装
置キーの値が何であっても一致とみなされる。取出し要
求は一般にキーの一致、不一致には１叫１丞なく許可さ
れるが、取出し保護ビットがオンになっていると、キー
の一致を必要とする。

（６）下位アドレス保護：これは、実記憶装置００希地
から５１１番地までのアドレス範囲にある情報かＣＰ　
Ｕ　０′）割込み処理の間ｙｃ誤って破壊されてしまう
のを防ぐもので、制御レジスタ０のビット６がオンであ
ればこの保護恢’ｔｉ’ｔ“が働・く。

（４）許可プログラム機構（ＡＰＦ）：これは純粋のソ
フトウェアによる許可制御で、ＩＢＭ　ＭＶＳ／３７０
ＶＣおいて許可プログラムだけがＳＶＣルーチンを使用
できるようにしたものである。

以上の他にも様々な記憶装置保全技術が提案されている
が、その多（は実記憶装置に関するものである。ところ
が、本発明が対象としている仮想紀・１、は装置ｄの保
全は実記憶装置の保全とは異なり、アドレス空間の概念
および仮想アドレスから実アドレスへの変換を考慮する
８袈がある。最近ではユーザ毎に異なったアドレス空間
を用いる多重仮想記憶装（Ｉ’ｆ、　（Ｍ　Ｖ　’Ｓ　
）も登場している。

このような仮想記憶装置の保全技術として、アドレス変
換に使用されるセグメントテーブルの各エントリにセグ
メント保護ビラトラ設けておき、このビットがオンのセ
グメントに対しては配憶動作？禁止するようにしたもの
がある。しかしセグメントの大きさは最大１Ｍバイトに
も達するから、もう少しきめｉ＋、ＩＩＩかい保護を与
えたい場合にはこれで＋Ｓ、　牛十分であり、またセグ
メント保護ビットでは記憶動作は禁止できるが、取出し
動作は禁止できない。

仮想アドレスの上位２ビツトヲ利用してアドレス艶聞な
４つの区域、即ちシステムコード域、システムデータ域
、ユーザコード域およびユーザテーク域に分ける技術も
提案されているが、各区域の大きさが固定されているた
め融通性に欠け、また４つの区域が均等に使用されるわ
けではないから、アドレス空間の使用効率が悪くなる。

〔発明の目的〕

本発明の目的は仮想記憶装置の記憶自答を上記１、ハ配
装に合せてセグメントよりも小さいページ単位で保護す
ることにある。

〔発明の概要〕 不発明はページテーブルを使用して仮想アドレスから災
アドレスへの変換を行い、゛変換済みのアドレス対をＴ
ＬＢ（変換索引緩衝４ｍ４］与）に保持しているデータ
処理システムにおいて、谷仮想ページの記憶自答を識別
するフラグをページテーブル中の対応する各エントリに
含ませておき、ページテーブルを使用したアドレス変換
によってＴＬＢにエンｉＪ’ａｊ作る際に変換済みのア
ドレス対の他にこのアドレス対に対応するページテーブ
ルエントリ（以下、ＰＴＥと略称する）中のフラグなＴ
ＬＢへ転送し、変換すべき仮想アドレス′？：ＴＬＢへ
送ってこの仮想アドレスに対応するＴＬＢエントリが見
つかれはその中に含まれるフラグを読出し、このフラグ
を変換された仮想アドレスに係るアクセス要求と比較し
て両立しない場合はＣＰＵに割ＩΔみなかけるようにし
たことを特徴としている。

〔実施ｌ夕ｌの乍几要〕

谷仮想ページの記憶内容な識別するＰＴＥ中のフラグと
して、ＳＣＰ芙付１丁能／変史不能（ＳＥＮＣ）フラグ
およびデータ専用（Ｄｏ）フラグが使用される。５ＥＮ
Ｃフラグは、もしオンでル）れは、対応するページがＳ
　ＥＮＣページであること、即ち、ＳＣＰの命令または
データを含んでいることを示す。通常のユーザプログラ
ムあるいはアプリケーションプログラムがＳＣＰチータ
ケ変更することは許されない。ページテーブルもＳＣＰ
データの１つである。Ｄｏフラグは、もしオンであれば
、対応するページ（Ｄｏページ）の記憶内容がデータだ
けで、実行可能なコードあるいは命令を含んでいないこ
とを示す。従って、例えはり。

ページに対して命令取出し要求が出された場合には、そ
のような命令（実際はデータ）は無効であるから、ＣＰ
Ｕに割込みがかり゛られる。５ＥＮＣフラグおよびＤｏ
フラグはいずれも１ビツトのフラグであるから、以下こ
れらをＳ　ＥＮＣビットおよびＤｏビットと呼ぶことに
する。

Ｓ　ＥＮＣビットおよびＤｏビットは、第１実施例にお
いては、アドレス変換に伴ってそのままページテーブル
からＴ　Ｉ、　Ｂへ転送され、ＤＯビットはシステムＤ
’Ｏビットとして扱われる。システムＤｏビットは、対
応するページがＳＣＰデータだけを含んでいることを示
す。ＳＣＰデータの変更は５ＥＮＣページから取出され
た命令によってのみ可能である。５ＥＮＣビツトおよび
システムＤＯビットがいずれもオフであれば、対応する
ページは普通のページ（例えばＳ／３７０ページ）とし
て扱われ、記憶保護キーによる制約を除くと、取出し動
作および記憶動作を自由に行うこと力くできる。

ＰＴＥ中の５ＥＮＣビツトおよびＤｏビットは、第２火
施例においては、その４稗類の組合せによってページの
内ＷＹ　識別する。即ち、（１）両ビットか共にオフで
あればＳ／３７０ページを示し、（２）Ｓ　ＥＮＣビッ
トがオンでＤｏビットがオフであれは５ＥＮＣページを
示し、（３１８ＥＮＣビツトがオフでＤｏビットがオン
であればユーザＤｏページを示し、（４）両ビットが共
にオンであればシステムＤｏページを示す。

ＳＣＰ以外のプログラム、例えばアプリケーションプロ
グラムがＳＣＰ命令またはＳＣＰデータを含むページヶ
アクセスするのヲ余止するため、ＳＣＰ状態と呼ばれる
特別の内部状態が設定される。ＳＣＰ状縣は、慎緘チェ
ック割込み、外音１９害１」込み、プログラム割込み、
入出力割込み、命令（監視プログラム呼出し、プロ１グ
ラム呼出し、プログラム転送など）による割込みなどの
ノ・−ドウエア割込みによるＰＳＷの切替えによって開
始される。ｓｅｐ状態は、ＣＰＵが５ＥＮＣページから
命令を取出している限り続き、非５ＥＮＣページから命
令が取出されると、リセットされる。

記憶装置に対するアクセス要求が関連する５ＥＮＣビツ
トおよびＤＯビットと両立しない場合に（ｒｆ、次のよ
うなプログラム割込みＸＸ、ＹＹまたはｚｚが生じる。

ＸＸ−ＤＰ’Ｕが非ｓｅｐ状態において、５ＥＮＣペー
ジから取出した命令を実行しようとした。

ＹＹ’−ＣＰＵがシステム１）０ページから命令を取出
して実行しようとした。

ＺＺ−ＣＰＵが非ＳＣＰ状態において、システムＤＯペ
ージにデータを記憶しようとした。

本発明は非バイグライン型のＣＰＵおよびノくイプライ
ン型のＣＰＵのいずれにおいても実施できるが、実施態
様は後者の方が複雑になる。というのは、バイグライン
型のＣＰＵにおいては、５ＥＮＣページからグリフエッ
チされた命令が実行されるまでＳＣＰ状態を長子させて
はいけないからである。即ち、ページがＳ　ＥＮＣペー
ジか非５ＥＮＣページかは命令のブリフェッチ中に識別
できるが、ＳＣＰ状態の終了、割込みＸＸ、ＹＹまたＺ
Ｚの発生、およびオペランド記憶禁１１−信号の発生は
、保全性を損う命令の実行までｊ￥らされる。

〔実施例の説明〕

第１図（σページテーブル中に写像された仮想記憶装置
を含むシステム配憶装置１を示している。

（反間記憶装置ｄの幾つかのページは主記憶装置の４１
（バイトのページフレーム中に存在している。７Ａ・・
−７Ｍはｓ’ｃｐルーチンを含む５ＥＮＣページのフレ
ームを光わし、例えば７Ａは資源初期設定モジュール（
ＲＩＭ）フ＝ログラムを含み、７ＭＢ仮想記憶′げ埋（
ｖｓＭ）プログラム（ｖ　ｓ　Ｍ　）をシステムＤＯペ
ージはページフレーム８Ａ〜８Ｐにある。ページフレー
ム８Ａは一峻数のＰＴＥ９Ａ〜９Ｎを有するページテー
ブル９ヶ含む。各ＰＴＥは複数のフィールドから成り、
ページフレーム来アドレス（Ｐ　Ｆ　ＲＡ　）、無効（
Ｉ）ビット、Ｓ　ＥＮＣビットおよびＤＯビットを含ん
でいる。

１０Ａ・〜１０Ｚはアプリケーションコード（１０グラ
ム）およびアプリケーションデータを含むページフレー
ムである。

すべてのページテーブル中のすべてのＰＴＥフィールド
を初ＪすＪ設定するのにＲＩ　Ｍプログラムが使用され
る。この初期設定では、ＰＦＲＡフィールドはブランク
値に設定され、■ビットはすべてオン状態に設定される
。ＲＩＭプログラムはマタＳ　ＥＮＣページの内容を主
ｉ’ｉｅ憶装置中の割当てられたページフレームにロー
ドし、すべてのページテーブル中のＳ　Ｅ　Ｎ’　Ｃビ
ラトラ対応するページの内容に従ってオン状−またはオ
フ状態に設定し、すべてのＤｏビットをオフ状態に設定
（リセット）する。ＲＩＭプログラムによる初期設定の
様子を第６図に示す。この流れ図の説明は不要であろう
。

なお、第６図中のＬＰＡライブラリは仮想記憶オペレー
ティングシステムＯ８／ＶＳ２において、連係パック域
（ＬＰＡ）に入るように指定されたモジュールを含む区
分データセットのことである。

ＶＳＭグログラムはユーザプログラムのあとでＣＰＵに
より実行され、仮想アドレスミスが生じたときにページ
フレームを割振るためにテイスバツチされる。その際、
斐求されたページのアドレスから特定のＰＴＥが選択さ
れ、ＰＦＲＡが割当てられ、更にＩビットがオフ状態に
設定されて、当該ＰＴＥが有効になったことを示す。Ｖ
ＳＭプログラムは、現仮想ページのアドレスにつき所定
のページ内容割当てテーブル（図示せす）を検査し、笈
４央中のページがＤＯページであることがこのテーブル
中に示されていると、Ｐ↑ＥのＤｏビットヲオン状態に
設定する。

以下に詳述するように、■ＳＭ８Ｍグログラム１実施例
においては、システムＤｏベージに対してのみＤｏビッ
トをオン状態に設定し、第２実施例においては、システ
ムＤｏページおよびユーザＤｏベージのいずれに対して
もＤｏビットをオン状態に設定し、更にシステムＤｏペ
ージの場合はＳ　ＥＮＣビットもオン状態に設定する。

本発明の第１実施例を第２図に示す。第１実施例では、
ページテーブル９における５ＥＮＣビツトおよびＤｏ（
システムＤｏ）ビットの状態が下記の表１に従って解釈
される。

表　　　１ はい　　　０１８ＣＰデータのみ　　　要（システムＤ
ｏページ） 変更不能 （ＳＥＮＣページ） −１１許されない 要求されている仮想アドレスによって各ユーザのページ
テーブルにある特定のＰＴＥが選択されると、その５Ｅ
ＮＣビツトおよびシステムＤｏビットが各々緋１２およ
び１１を介してＣＰＵの記憶制御装置ｄへ送られ、ＴＬ
Ｂ（変換索引緩衝機構）１０の選択されたエントリ中に
入れられる。

ＴＬＢｌｏのエントリは、命令実行回路１６かも母、ｖ
ｊ１６１へ１４ｊ力された仮想アドレスによって選択さ
れる。この選択方法やＴＬＢ　１０の基本動作１よらび
にアドレス変換方法は従来どおりでよい。

ＴＬＢｌｏの各エントリは、有効（Ｖ）ビット、セグメ
ントテーブル起点（ＳＴＯ）、仮想アドレス、ページフ
レーム実アドレス（ＰＦ’ＲＡ）、５ＥＮＣビツトおよ
びシステムＤｏビットを含んでいる。なお、ページテー
ブルの他にセグメントテーブルを使用するアドレス’Ａ
−４１ｕ　Ｉｔ：ｉ周知であるし、セグメントテーブル
自体は本発明とは無関係であるから、詳細については省
略する。

よ（知られているように、要求された仮想アドレスがＴ
ＬＢ　１０になければ（ＴＬＢミス）、！特定のＴＬＢ
エントリが選択されて、その仮想アドレスフィールドに
要求された仮想アドレスが書き込まれ、選択されたＰＴ
Ｅ（例えば第１図の９Ｎ）のＰＦＲＡフィールドの自答
が選択されたＴＬＢエントりのＰＦＲＡフィールドに書
き込まれ、更にｖビットがオン状態に設定されて当該Ｔ
ＬＢエントリが有効であることを示す。

従来と異なる点は、５ＥＮＣビツトおよびシステムＤｏ
ビットが選択されたＴＬＢエントリ中に曹き込まれるこ
とである。

ｔｉ勝６１’ｈの仮想アドレスがＴＬＢ　１０にあり且
つそのエントリが有効であれば（ＴＬＢビット）、Ｓ　
ＥＮＣビットおよびシステムＤｏビットの状態が谷々緋
６２および６６へ読出される。ＡＮＤ回路２１は両ビッ
トの許されない組合せ（表１によれは両方共”１”）を
検出して、変換指定例外を下す信号な線６１へ出力する
。

５ｅｐ（システム制御プログラム）を実行するためには
ＣＰＵがＳＣＰ状悪になっている必要がある。ＣＰＵが
ＳＣＰ状態であるかどうかはＳＣＰ状態トリガ１７によ
って示される。このトリガ１７は命令実行回路１６から
巌６６へ出力されるＰＳＷ切替え（割込み）信号により
セットされる。

ＳＣＰ状態においては、たとえＳＣＰが００アクセスキ
ーな用いていたとしても、キーの一致がなければ主記憶
装置においてページフレームの自答を変更することはで
きない。

ＣＰＵが５ＥＮＣページから命令を取り出している限り
ｓｃ、ｐ状態が絖（。ＣＰＵが非Ｓ　Ｅ　Ｎ　Ｃページ
からの命令の実行を試みると、対応するＴＬＢエントリ
中の５ＥＮＣビツトがオフになっているため、直ちに線
６２ヘオフ状態の信号が出力され、反転器２２で反転さ
れてＡＮＤ回路２５の一方の入力ヲ条件付ける。ＡＮＤ
回路２５の他方の入力には、命令実行回路１６からの命
令取出し要求信号が印加される。これらの入力条件が満
たされると、ＡＮＤ回路２５はｓｃｐ状態トリガ１７を
リセットする信号を発生する。

第２図の実施例は、１つの命令の取出しおよび実行が終
ってから次の命令の実行を開始するという非パインフィ
ン型のＣＰＵＫ遍している。

ＳＣＰ状悪について要約すると、（１）命令はＳＥＮ　
Ｃページから取出され、（２）どのシステムＤＯページ
における変更もすべて５ＥＮＣページから取出され７’
ｖＳＣＰ命令によってのみ行われ、（６）主記憶装置へ
書込みを行う場合は、たとえキー゛Ｏを使用していたと
してもキーの一致を必要とする。第２図の回路はこれら
６つの条件を実現させる。

ＡＮＤ回路２３．２７および２Ｂからは４．ｌ！類の仮
想ページ−保護信号が各々発生される。

Ａ　Ｎ　Ｄ回路２７は、５ＥＮＣページから命令を取出
すときにはＣＰＵがＳＣＰ状）漂にあるようにする。Ａ
　Ｎ　Ｄ　＋ｐｒ＋路２７への入力は、反転器１８から
縁７１へ出力される非ｓｅｐ状態信号、線６２上の５Ｅ
ＮＣビット信号、線６７上の命令取出し袈水信シ号、お
よび現命令アドレスが実アドレスではなくて仮想アドレ
スであることケ示す綜６９上のＤＡＴ　（動的アドレス
変侠）モード信号である。

Ａ　Ｎ　Ｉ）回路２７から？［、Ｖｉ＋３７へ出力され
るのは割込みｘＨ計号で、それによりＣＰＵに割込みが
かけられてＰＳＷが切替えられ、史にこの型の割込みの
原因を識別するために一意的な割込みコードＸＸがプロ
グラム割込みコード記憶位置に書込まれる。

ＡＮＤ回路２３は、ｓｃｐ状’ｄ　の間ニＳ　Ｅ　Ｎ　
Ｃページから取出されたＳＣＰ命令だけがシステムＤｏ
ページを変更できるようにする。ＡＮＤ回路２３０入力
は、腺７１上の非ｓｅｐ状態信号、想６６上のシステム
Ｄｏビット信号、餓６８上のオペランド記憶要求信号、
および％−ｎ　６９　）−、のＩ）　Ａ　Ｔモード信号
である。線６３へ出力されるのは割込みＺＺ倍信号、プ
ログラム割込みにょるＰｓｗの切替えを行わせる（プロ
グラム割込み処理プログラムを呼出すため）。更に、割
込みＺＺ倍信号割込み原因を識別するために一意的な割
込みコードＺＺを発生して、プログラム割込みコード記
憶位１ｄに書込む。

Ａ　Ｎ　Ｄ　回路２８は、システムＤｏページからＵテ
ークだけが取出されるようにする。システムＤＯページ
からテークを取出す場合、ＣＰＵはＳＣＰ状悪および非
ＳＣＰ状態のいずれであってもよい。

ＡＮＤ回ｈｋ％　２８の入力）、−１、）［６３上のシ
ステムＤＯピッ）４に号、線６７−Ｆの命令取出し安来
信号、および瞭６９上のＤＡＴモード信号である。柑６
８へ出力されるの（は割込みＹＹ１８号で、それにより
、ＣＰＵがシステムＤｏページから命令を取出そうと（
〜でいることを示す割込みコードＹＹが発生される。

ＡＮＤ回路２６は、線６８上のオペランド記憶要求信号
および反転器４６からの非削込みＺＺ倍信号より乗注伺
けられて、線６６へ記憶可能信号な出力する。この信号
はオペランド記１．＠動作のだめの条件付り゛信号とし
て、第３図のＯＲ回路５１かものキーー牧佃号と共にア
クセス制御ｌｒＪ路（図示せず）へ送られる。ＡＮＤ回
路２６が割込みＺｚ悟号な発生しているとＡ　Ｎ　Ｄ回
路２６が条件付けられγよいので、アクセスＩＩＩ御回
路によるオペランド「、田１は動作が阻１トされ、かく
て記憶装↑ｄの保全性が保たれる。史に、シー」込みｚ
ｚ倍信号このよう１１オペランド記憶要求を出した命令
の実行を抑止する。

第６図は、記憶装置のアクセスを保護キーに基いて開側
ｊする回路を示し、第２図または第４図（第２実Ａｆ（
例）の仮想ページ保丙回路と協働して、腺５２ヘキー一
致信号を出刃する。この信号は記憶装置ｄアクセス要求
を許可する条件付は信号としてアクセス制側１回路（図
示せず）へ供給される。

アクセス要求を許可する条件はＯＲ回路５１の出力だけ
ではなく、記憶動作の場合はＡ　Ｎ　Ｉ）回路２６から
の記憶可能信号も必要である。他の許可条件は本発明と
は無関係であるから、ここでは触れないことにする。Ｏ
Ｒ回路５１がキー一致信号を発生しなり゛れば、アクセ
ス制御１口１路の動作は禁止される。

ＯＲ回路５１の出力は、記憶装置キーアレイ（図示せず
）からレジスタ７１ヘロードされた記憶：、旧ｉｔキー
とＰＳＷ７２のアクセスキーとが一致している刀・否か
を示す。次の３つの条件のうちの１つでも満たされたい
るとこれらのキーは一致しているとみなされ、ＯＲ回路
５１はキー一致信号な発生する。

（１）　　レジスタ７１のビット位置０〜６にある記憶
装置キーとＰＳＷ７２のビット位置８〜１１にあるアク
セスキーとが実際に一致している。

（２）第２図のＯＲ回路７０Ａから腺７０へ取出し安来
信号が発生されたときに、レジスタ７１０ビット位置４
にある取出し保護ビットＦがオフである。

（３）非ＳＣＰ状態においてＰＳＷ７２のアクセスキー
の値がＯである。

条件（１）は比戟器７３で検出され、条件（２）は取出
し保１、妥ピッ）Ｆを反転する反転器７４と、反転され
た取出し保護ビットおよび緋７０上の取出し要求信号る
受取るＡＮＤ回路７５とによって検出され、条件（３）
はＰＳＷ７２のアクセスキーがＯか否かを調べるゼロ検
出器７７と、線１９上のＳＣＰ状悪＜＝号を反転する反
転器７９と、これらの出力を受取るＡ　Ｎ　Ｄ　［Ｌｉ
Ｊ路７Ｂとによって検出される。

本）６明の第２実施例を第４図および第５図に示す。第
２実施例の基本は表１とは少し異なり、下Ｈ己の表２の
ようになっている。

表　　２ 変更用化 （Ｓ／３７０ページ） 変更可能 （ユーザＤｏページ） 一タ 変更不能 （ＳＥＮＣページ） （システムＤｏページ） 第２実施例では、５ＥＮＣビツトおよびＤｏビットのす
べての組合せが使用され、それによってページが通常の
べ＝ｉ；／（Ｓ　／　３７０ページ）か、ユーザＤｏペ
ージか、ＳＥＮ、Ｃページか、ある（はシステムＤｏペ
ージかを示ス。シ、ｚ、　テＡ　Ｄ　Ｏ”−ジおよびユ
ーザＤＯページはいずれも実行可能なコードを含まない
という点で共通しているが、変更方法が異なっている。

システム１）０ページはＳＣＰ状態の間に５ＥＮＣペー
ジから取出されたＳＣＰ命令だけが変更できる。ユーザ
ＤＯページはｓｅｐ命令だけでなく、Ｓ／３７０ページ
から取出されたユーザ命令によっても変更できる。

第２実施例で使用されるページテーブルの形式は、５Ｅ
ＮＣビツトおよびＤｏピットの設定か表２に従って付わ
れることを除（と、第１実施例と同じである。ただしＴ
ＬＢ　１０Ａの形式は第１実施例とは少し異なっており
、ユーザＤｏビットのフィールドが谷エンドＩＪに追加
されている。更に谷エントリ中の５ＥＮＣビツト、シス
テムＤＯビットおよびユーザＤｏビット火表２に従って
設定するため、線１１上のＤｏビット信号および線１２
上の５ＥＮＣビット信号を解脱する解読器として働＜Ａ
ＮＤ回路１３．１４および１５が設けられている。、Ａ
ＮＤ回路１ろは緋１１が非活動状態にあり且つ線１２が
活Ｉｌｊυ状態ｖ（あるときに条件付けられて、選択さ
れた’ｌ”　Ｌ　Ｂエントリ中の５ＥＮＣビツトをオン
状態に設定するＡＮＤ回路１４はｉ）、ｉｄ　１１およ
び１２がいずれも活＋−１ｒｌｒ状憇にあるときに条件
付り゛られて、選択されたＴＬＴ３エントリ中のシステ
ムＤｏビットヲオン状態に設定する。ＡＮＤ回ｉ！ｈ　
１５は線１１が活動状態にあり且つ線１２が非（言動状
態にあるとぎに条件付けられて、選択されたＴＬＢエン
トリ中のユーザＤｏピッｌオン状態に設定する。

選択されたＴＬＢエントリ中の５ＥＮＣビツト、システ
ムＤＯビットおよびユーザＤｏビットは各々線６２．６
６および６４へｗｔ出される。＆Ｉ６２および６３はＯ
Ｒ回ｗｒ８２の入力に接続されており、いずれかの腺が
活動状態にあれば、ＯＲ回路８２はＡＮＤ回路８３の一
方の入力へ条件付は信号を供給する。ＡＮＤ回路８６の
他方の入力には、命令取出し制御回路８７から−８９を
介して命令取出し要求１６号が供粘される。従ってＡＮ
Ｄ回路８３は、データしか含んでいないシステムＤＯペ
ージまたはユーザＤｏページに対して命令の取出しが行
われようとしたときに条件付けられ、１１租８３Ａへｒ
）０命令１ヌ出し信号に発生ずる。

システムＤｏページおよびユーザＤ　Ｏヘ−シＩ／Ｃ対
して共通のＤｏ命令取出し信号を発生する代りＶＣ、シ
ステムＤｏ命令取出し信号およびユーザＤＯ館令取出し
信号を別々に発生するようにしてもよい。その場合は、
ＯＲ回路８２は不要であるが、ＡＮＤ回路８５を２つ設
けて、それらに線６６および６４を別々に接続する必要
がある。それに合せて第５図の回路も少し修正しなり゛
ればならない。

こうして７Ｍ（と、割込みＹＹが生じたときに、それが
システムＤＯページ違反（Ｙ’Ｙ１）によるものか、ユ
ーザＤＯページ違反（ＹＹ２）によるものかを区別して
示すことができる。

ＡＮＤ回路８４は、システムＤｏページからオペランド
が取出されようとしていることを検出するもので、Ｈ９
６ｓ上のシステムＤｏビットおよび＃１１９１上のオペ
ランド取出し要求信号を受取る。

これらの−がいずれも活動状態にあると、ＡＮＤ回路８
４はシステムＤｏページからのオペランド取出し火示す
システムＤＯオペランド取出し信号を線８４Ａへ出力す
る。

Ａ　Ｎ　ｌ）回路８５は５ＥＮＣページから命令が取出
されようとしていることを検出するもので、選択された
’Ｉ’　Ｌ　ＢエンドＩＪから線６２へ読出された５Ｅ
ＮＣビツトおよび命令取出し制御回路８７かも緋８９へ
出力された命令取出し要求信号を受取る。これらの入力
によって条件付けられると、ＡＮＤ回路８５は命令５Ｅ
ＮＣ信号を線８５Ａへ出力する。

加令取出し’＋ｆ１１１＋し１１回１昭８７から騨８９
．９１および９２へ各々出力される命令取出し要求信号
、オペランド取出し安水信号１６よびオペランド記憶要
求信号は記憶装置アクセス回路８８にも供給される。こ
の回路８Ｂは通常のやり方で命令またはオペランドを主
記憶装置ばから取出し、命令の場合は！けル」１１３８
　Ａへ出力し、オペランドの場合は母線８８Ｂへ出力す
る。

腺δｉＡ、８４Ａ、８５Ａ、８８Ａ、８８Ｂおよび９２
はいずれも第５図の回路に接続されている。第５図は例
えばＩＢＭ３０３３処理装置で使用されているような命
令ユニット（真中の破線より一ト側）および実行ユニッ
ト（真中の破線より下側）に本発明を適用し７た例を示
したもので、命令ユニットは６つの命令バッファ９５Ａ
、９５Ｂおよび９５Ｃを含んでいる。これらの命令バッ
ファは母線８８Ａ上の命令を受取るものであるが、一対
の新しいフラグピッ）ＩＳおよびＹＹが付加されて（・
る点がＩ　ＢＭ３０３３処理装置のものと異なっている
。フラグビット■Ｓは線８５Ａ上の命令ｓＥＮｃ４ｇ号
により設定され、フラグビットＹＹはｉｌｄ　８５　Ａ
上のＤｏ館令取出し信号により設定される。命令取出し
時にこれら６つの命令バッファのうちの１つが選択され
、更にその甲の特定の命箭記短位ｉ！イが選択されて、
そこに命令がロードされ且つ関連するフラグビット■Ｓ
およびＹＹが設定される。

火付すべき命令は、選択された命令）（ツファ９５Ａ１
９５Ｂまたは９５ＣからフラグビットＩｓおよびＹＹと
共に命令レジ−４夕９６へ転送される。

命令レジスタ９６へロードされた命令の実行に心安なオ
ペランドデータは、第４図の回路８８により主記憶装置
から母線８８Ｂへ取出され、オペランドレジスタ９７ヘ
ロードされる。このとき線８４Ａ上のシステムＤｏオペ
ランド取出し信号によってオペランドレジスタ９７のフ
ラグビットＳＤが設定される。ＩＢＭ３’０３３の処理
装置はオペランドレジスタ９７を伐叔備えている′が、
第５図には祝明を簡単にするため１つしか示していない
。

第５図の下側の実行ユニットに含まれる回路１１７．１
１８．１２２．１２６．１２６．１２７．１２Ｂおよび
１４３は第２図の回路１７．１Ｂ、２２．２６．２６．
２７．２Ｂおよび４６に各々対応している。

ＳＣＰ状態トリガ１１７は実行ユニットの割込み制ｕＬ
１１回路１０２から１７１０２　Ａへ出力される割込み
４Ｎ号によりセットされる。セットされたトリガ１１７
は勝１９を活動状態にし、ＣＰＵがＳＣＰ状態にあるこ
とを示す。トリガ１１７がリセットされていると、反転
器１１８の出力が非ＳＣＰ状悪を示す。トリガ１１７は
、命令レジスタ９６ヘロードされたフラグビットＩｓが
オフのときに、ＧＪ　９６　Ａおよび反転器１２２を介
してリセットされる。従って、ＳＣＰ命令以外の通常の
ユーザ命令が実行のために命令レジスタ９６へ転送され
てくると、ｓ、ｃｐ状態は終了する。

Ａ　Ｎｌ）回路１２３は、命令レジスタ９６にある天性
中のｌ令がシステムＤＯページから取出したオペランド
を袈史して、非ＳＣＰ状態においてシステムＤｏページ
へ記憶させようとしたときに割込みｚｚ７４１出する。

このため、オペランド記憶製氷１ｇ号、オペランドレジ
スタ９７にあるフラグピッ）ＳＤｌ　ＰＳＷからのＤＡ
Ｔモード信号および反Ｉ藍器１１８からの非ＳＣＰ状態
信号が各・７鑞９２．９７Ａ、１０２Ｂおよび１１８Ａ
を介してＡＮＤ回路１２３へ供給される。ＡＮＤ回路１
２３（はこれらの入力によって条Ｙト付けられると、割
込み制御回路１０２に接枕された線１２６Ａへ割込みＺ
Ｚ（ば号を発生してＣＰＵに割込みをがける。

ＡＮＤ回路１２７は、非ＳＣＰ状態において命令レジス
タ９６へ転送されてきた命令がＳ　ＥＮＣベージから取
出されたものであったときに割込みＸＸを検出する。こ
のため、命令レジスタ９乙にあるフラグビットＩｓ、１
）ＳＷからのＤＡＴモード信号および反転器１１８から
の非ＳＣＰ状態信号が各々線９６Ａ１１Ｄ２Ｂおよび１
１８Ａを介してＡＮＤ回路１２７へ供給される。ＡＮＤ
回路１２ノからの割込ＸＸ信号も纒１２７Ａを介して割
込み制御回路１０２へ送られ、割込みな生ぜしめる。

ＡＮＤ回路１２８は、ＣＰＵがシステムＤｏベージまた
はユーザＤＯページから取出した命令（実際はデータ）
を実行しようとしたときに割込みＹＹをイ火出する。こ
のため、命令レジスタ９乙にあるフラグビットＹＹおよ
びＰＳＷからのＤＡＴモード信号が各々線９６Ｂおよび
１０２Ｂを介してＡＮＤ回路１２８へ供給される。他の
割込み信号く同じく、ＡＮＤ回路１２８からの割込みＹ
Ｙ倍信号總１２８Ａを介して割込み？１ｉｌＪ御回路１
０２へ送られる。

Ａ　Ｎ　Ｄ回路１２６は、反転器１４３がＡＮＤ回路１
２３かもの２２割込みイど号を受取っていない限り、線
９２上のオペランド記憶要求信号に応答して、緋３６へ
記憶可北賛求信号な出力する。

命令およびオペランドは各々レジスタ９６および９７か
ら実行ユニットの実行匍１Ｔｉ１１回路１０１へ送られ
る。実行開側１回路１０１は命令のＯＰコードをノリ４
統し、オペランドを用いて命令を実行する。

割込みのために命令の実行を抑止する心安がある場合は
、割込み′１ＩＩＩＩ側１回路１０２が線１０２Ｃへ抑
、市１ｇ号を出力する。

実施例の動作を要約すると、主記憶装置のページフレー
ムが仮想ページアドレスに割当てられるとぎに、そのア
ドレスに特定の記１、は裂ｉｄキーが割当てられる。Ｉ
ＢＭ　　ＭＶＳのようなオペレーティングシステムにお
いては、最初に特定のアクセスキーが谷プログラムに割
当てられる。ページフレームのキー割当てはＰＴＥでは
ｇ猷されない。

５ＥＮＣページにあるＳＣＰルーチンは、アクセスキー
および記憶装置キーの死金な一致を条件として、システ
ムＤｏページおよびユーザＤｏぺ〜−２０内芥ヲ変史す
ることができる。アプリケーションプログラムのような
非Ｓ　Ｅ　Ｎ　Ｃページのルーチンは、システムＤｏペ
ージへの６中意Ｃよできないが、関連する取出し保、ｉ
９ビット’（Ｆ）がオフであれば、データの取出しは可
能である。非５ＥＮＣページからの命令による。システ
ムＤｏページへの記１．ハ安求はプログラム割込み（２
２）を引き起こし、命令の実行が抑止される。

非Ｓ　Ｅ　Ｎ　Ｃページのルーチンは５ＥＮＣページの
ル−チニ／７アクセスできない。ハードウェア割込みに
よってＳＣＰ状態ヲ設定し、それにより５ＥＮＣページ
の命令をアクセスするためには、非５ＥＮＣページのル
ーチンはｓｖｃ命令を使用しなげればならない。このよ
うに、非５ＥＮＣページおよび５ＥＮＣページのルーチ
ンの間には強固なインターフェースが存仕している。Ｓ
ＣＰ状態は、ｌ１ｉｓＥＮｃページへのアクセス安来が
出されると解除される。

アドレス変１５％用のページテーブルはシステムＤＯペ
ージに含複れているから、ページテーブル中の５ＥＮＣ
ビツトおよびＤｏビットｇ、ＣＰＵがＳＣＰ状悪にある
ときに５ＥＮＣページからの命令によってのみ変更する
ことができる。

ＳＣＰの初ＪｔＪＩロードおよび５ＥＮＣビツトの初ｊ
す１設定はＲＩ　Ｍプログラム（第６図）によって行わ
れる。ＲＩＭプログラムは、モジュールをティスフから
主記憶装置ｄへ転送するたびに、そのモジュールが連係
バック域ＬＰＡ（ＩＰＬ時にロードされる書入−Ｉ’Ｊ
’　Ｔ止ルーチンを入れる仮想記憶域）からＭ７ｅ　Ｑ
られたものであるかどうか、または５ＥＮＣページとし
て！１寺別に保護されるべき属性を持っているかどうか
を恢育する。検査結果が肯定的であれは、当該モジュー
ルを含むすべてのページのＰＴＥにある５ＥＮＣビツト
がオン状態に設定される。ＲＩ　Ｍプログラムは、初期
ロードされたページテーブル中のすべてのＳ　Ｅ　Ｎ　
Ｃビットかい一３′れかの状態に６’ｙｄされる才で上
述のプロセスを繰返す。

ページテーブル中のＤｏビットは、ＲＩＭプログラムの
実行前にシステムリセット操作によってオフ状態に設定
され、ＶＳＭブ゛ログラムがページの＃１１服りを行う
ときに剃ペレーテイングシステムまたはユーザの要求に
応じてオン状態に設定されるか、ま７ｔはオフ状態のま
まに保たれる。５ＥＮＣページからの命令だけがシステ
ムＤｏページの内容を変更できる。

ＶＳＩ＼４プログラムは割１ノ１史り要求があると、ペ
ージテーブルをアクセスしてＩ（無効）ビットの状１埋
を便青し、プ、１（ヰ効ベージ（ツｊｊｌｊ効ＰＴＥ　
）を必要数だけそろえる。５ＥＮＣページ（は予め割振
られているので、ＶＳ］ｖｉプログラムによる割振りの
対象には１よらない。

システムＤｏページのためのＰＴＥｉ設定する場合、■
５ＩＶｌノログラムは第１芙施例においてはＩピッ）’
（ｆｆオフ状態に設定し且つＤＯビットヲオン状態に設
定するが、第２実施例においては、■ビットをオフ状態
に設足し且つ５ＥＮＣビツトおよびＤＯビットの両方を
オン状態に設定する。第２実施例で使用されたユーザＤ
Ｏページの場合は、■ビットがオフ状態に設定され且っ
ＤＯビットだけがオン状態に設定される。

上−Ｈ’ＴＩ；のように、各Ｐ　’１”　Ｅに含まれる
Ｓ　ＥＮＣビットはＩＰＬ時に、はいてのみ設定される
が、Ｄ。

ビットは辿常励作時に動的にオン状態またはオフ状態に
設定される。

最後に、不発明をパイプライン型のＣＰＵＫ適用した第
２実施例におけるＳＣＰ状悪トリガ１１７（第５図）の
リセットについて注想しておく。

このリセットのタイミングは、実行に先立って命令を主
起１、ハ装置から命令バッファヘプリフェッチしておか
ねはならないので、第１実施例のｓｃＰ状悪トリガ１７
のリセットより遅らせる必要がある。トリガ１７は非Ｓ
　Ｅ　Ｎ　Ｃページからの命令取出しによって直ちにリ
セットされるが、第２実施例においては、非５ＥＮＣペ
ージがら命令が取出されても、まだ実行されていないｓ
ｃＰ命令がいくつか命令バッファに残っているので、こ
れらのＳＣＰ命令が実行されてしまうまでＳＣＰ状態ト
リガ１１７をリセットすべきではない。トリガ１１７が
リセットされるのは、非５ＥＮＣページから取出されて
命令バッファに保管されている命令が、実行のために命
令レジスタ９６へ転送されたときであ゛る。

【図面の簡単な説明】

弔１図はシステム記１意装置縦の記憶内容の一例手ｒ不
ナプロツク図。 第２図は本発明の第１実施１／ｌｌを不すブロック図。 第６図Ｉ−ｉ記憶保−キーの？ＩｊｌＩ御回路を水回路
ロック図。 第４図および第５図は本発明の第２実施例を示すブロッ
ク図。 第６図はＲ１，Ｍプログラムの流れ図。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ページテーブルを使用して仮想アドレスから実アドレス
   への変換を行い、変換済みのアドレス対’１ＴＬＢに保
   持しているデータ処理システムにおいて、 各仮想ページの記憶内容を識別するフラグを前記ページ
   テーブル中の対応する各エントリに含ませておき、 前記ページテーブルを使用したアドレス変換によって前
   記ＴＬＢにエントリヲ作る際に、前記変換済みのアドレ
   ス対の他に該アドレス対に対応するページテーブルエン
   トリ中の前記フラグを前記ＴＬＢへ転送し、 変侠丁べき仮想アドレスを前記ＴＬＢへ送って、該仮想
   アドレスに対応するＴＬＢ工／トリが見つかれは、該Ｔ
   ＬＢエン）　ＩＪに含まれる前記フラグなｔｔ７ｅ出し
   、 前記ＴＬＢかも読出したフラグを前記仮想アドレスに係
   るアクセス要求と比較して、両立しない場合はＣＰＵに
   割込みをかけるようにしたことを特徴とする仮想記憶袋
   ↑１を保護方法。