JPH04357544A - データ処理装置およびそのためのメモリ割当方法 - 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】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、計算機システムの実記
憶の構成に係わり、特に大容量実記憶装置を実現するの
に好適な、メモリ割り当て方法および、そのためのデー
タ処理装置に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来の仮想記憶方式の計算機システムで
は、実記憶を通常は仮想ページサイズと同一サイズの管
理単位（実ページ）に分割し、この管理単毎に記憶保護
のための、キー記憶エントリを設置している。そのため
、実記憶容量が数百ＭＢ（メガバイト）オーダのときは
問題無いが、実記憶が大容量化、例えば数十ＧＢ（ギガ
バイト）になると、前記キー記憶のエントリ数も巨大に
なり、キー記憶装置全体の容量の大きさが問題となる。 例えば、キー記憶装置は、実記憶装置上の領域がアクセ
スされる都度、参照または更新されるため、高速なアク
セスが要求され高速な半導体素子で構成され、高価であ
り、キー記憶装置の容量が巨大化するとシステム全体の
コストにも影響すると言うコスト面での問題がある。さ
らに重大な事として、キー記憶装置の容量が巨大化する
と、従来の所定領域内に実装できなくなり、キー記憶の
アクセス時間が大となり、しいては、システム全体の性
能を低下させると言う問題がある。この問題に関しては
、特開昭６３−２８９６５９、特開昭６４−１７１３８
でキー記憶エントリの設置単位である実記憶装置の管理
単位大きくし、それでもってキー記憶エントリ数（キー
記憶装置の容量）を低減する方法が論じられている。

【０００３】

【発明が解決しようとする課題】この従来技術のように
管理単位を大きくしても、必要な記憶単位の数が将来さ
らに多くなると、キー記憶エントリ数は増大せざるをえ
ないと言う問題がある。本発明の目的は、キー記憶装置
の容量を増加させることなく大容量実記憶装置を提供す
ることにある。

【０００４】

【課題を解決するための手段】上記目的の達成のため、
本発明では、実記憶装置の一部の領域からなる第１の実
記憶領域には本領域に含まれる複数の実記憶管理単位毎
に各々キー記憶エントリを設置し（第１キー記憶装置と
呼ぶ）、これとは異なる他の第２の実記憶領域に対して
は本領域に含まれる複数の実記憶管理単位に共通に一つ
のキー記憶エントリを設置（第２キー記憶装置と呼ぶ）
する。さらに、第２の実記憶領域に対して設けたキー記
憶エントリには、少なくとも、ＩＰＬと呼ばれているオ
ペレーティングシステム（以下ＯＳと略す）の初期化完
了までに、あらかじめ定められた特定のキー値を与えて
おく。以降、ＯＳが仮想領域に実記憶領域を割り当てる
場合には、当該仮想領域の持つ記憶保護キー値をチェッ
クし、前記あらかじめ定めてある特定のキー値と同一キ
ー値で有れば、当該仮想領域には、前記第２の実記憶領
域内に優先して割り当てる。前記キーが、前記特定のキ
ー値と異なる場合や第２の実記憶領域内に空き領域が無
い場合には、前記第１の実記憶領域内に割り当てる。以
降、命令の実行等によりキー記憶へのアクセスが必要と
なった場合に、前記の第１キー記憶装置と、第２キー記
憶装置のいずれの領域に対応するキー記憶エントリへの
アクセスかを判断するキーアクセス制御回路を設け、前
記第１キー記憶装置に対するアクセスの場合には対応す
る各々のキー記憶エントリに対して、書き込みも読み出
しも許可し、第２キー記憶装置の場合には読み出しのみ
許可し前記あらかじめ定めてある特定のキー値を応答す
る。

【０００５】また、実記憶領域上のデータのアクセス権
限をチェックする場合は、基本的にはアクセス元プログ
ラムの持つプログラム状態語（ＰＳＷ）内のアクセスキ
ー値とアクセスするデータが存在する実記憶領域に対応
するキー記憶エントリ内のキー値とを比較し、アクセス
可否をチェックする。従ってこの比較においても、上記
述べたキー記憶へのアクセスが適用され、第１の実記憶
領域に対するアクセスであれば前記第１キー記憶装置内
の対応するエントリ上のキー値と前記アクセスキー値を
比較し、第２の実記憶領域に対するアクセスであれば前
記第２キー記憶装上の特定キー値と前記アクセスキー値
を比較し、アクセス権限をチェックする。

【０００６】

【作用】第１の実記憶領域には本領域内の複数の実記憶
管理単位毎に各々キー記憶エントリを設置し、これ以外
の第２の実記憶領域に対しては本領域に含まれる複数の
実記憶管理単位全体を代表する特定キー値を持つ一つの
キー記憶エントリのみを設置し、ＯＳが仮想領域に実記
憶領域を割り当てる場合には、前記特定のキー値と同一
キー値を持つ仮想領域のみを選択し第２の実記憶領域に
割当て、さらに、キーアクセス制御回路を設け、命令実
行によるキー記憶装置への誤操作を防止するとともに、
前記特定キー値を用いて記憶保護も実施するので、キー
記憶エントリが一つしか設置されない上記第２の実記憶
領域を設けても、機密保護機能を損なうこと無くシステ
ムを構築できる。従って、実記憶の一部を上記第２の実
記憶領域で構成すれば、実記憶容量の増加に伴う、キー
記憶装置の容量増加を抑止できる。

【０００７】

【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。図１は、本実施例における計算機システムの概
要を表している。以下の説明では、まず、ＯＳの実記憶
割当て処理をについて述べ、その後、図１に示すハード
動作を述べる。図６を用いてＯＳの実記憶割当て処理を
述べる前に、図１の内の関連する部分について簡単に説
明しておく。図１の太線で示す部分が本発明の特徴部で
あるが、この内、第１のキー記憶装置（１２０）、第２
のキー記憶装置（６１０）、実記憶装置（１３０）につ
いて説明しておく。実記憶装置（１３０）は領域１（１
３１）と領域２（１３２）の二つの領域から構成されて
おり、いずれの領域もその内部を仮想記憶Ａ（１５０）
および、仮想記憶Ｂ（１５１）の仮想ページサイズと同
一の４ＫＢ毎に分割し、これを管理単位としている。第
１のキー記憶装置（１２０）は、実記憶領域１（１３１
）に対して設けたものであり、前記４ＫＢ毎に分割した
管理単位（以下実記憶管理単位と呼ぶ）各々に対応して
各一つずつエントリが設置されている。一方、第２のキ
ー記憶装置（６１０）は実記憶領域２（１３２）に対し
て設けたものであり、当該領域全体に一つのエントリが
設置されており、この第２のキー記憶装置（６１０）に
は、本実施例では詳細は後述するがあらかじめ定められ
た特定キー値８がセットされる。この特定キー値のセッ
ト方法そのものについては問わないが、たとえば、専用
命令を設けてＩＰＬ時にＯＳがセットするれば良い。

【０００８】次に、図６により、本実施例での実記憶割
当て処理を説明する。本実施例では、実記憶領域２（１
３２）に対して設けた第２のキー記憶装置（６１０）に
は前記の特定キー値を８と定め、これと同一キー値の仮
想ページのみを選択して割り当てる、また、当該実記憶
領域に空きがない場合やキー値が８以外の仮想ページは
、実記憶領域１（１３１）に割り当てるものとする。 次に、なぜキー値を８と定めたかと言う事を、大型計算
機のオペレーティングシステムの代表とも言えるＩＢＭ
社のＭＶＳ（Ｍｕｌｔｉｐｌｅ　Ｖｉｒｔｕａｌ　Ｓｔ
ｏｒａｇｅ）を例にとり述べる。ＭＶＳでは記憶保護キ
ーの値を以下の様に規定している。

【０００９】（１）記憶保護キー値＝０は、ＶＳシステ
ム制御プログラムが使用する領域に付けるキー値。

【００１０】（２）記憶保護キー値＝１は、ジョブスケ
ジューラやＪＥＳとよばれるサブシステム制御プログラ
ムが使用する領域に付けるキー値。

【００１１】（３）記憶保護キー値＝５は、データ管理
プログラムが使用する領域に付けるキー値。

【００１２】（４）記憶保護キー値＝６は、ＴＣＡＭ，
ＶＴＡＭなどのプログラムが使用する領域に付けるキー
値。

【００１３】（５）記憶保護キー値＝８は、Ｖ＝Ｖ（ア
ドレス変換対象となる）ユーザプログラムが使用する領
域に付けるキー値。 （６）記憶保護キー値＝９から１５は、Ｖ＝Ｒ（アドレ
ス変換を実施しない）ユーザプログラムが使用する領域
に付けるキー値。

【００１４】本実施例では、上記のうち最も多量の実記
憶を消費すると思われる一般ユーザのプログラム用記憶
保護キー値である８を前記実記憶領域２（１３２）に対
するキー値と定めた。これは、一般ユーザのプログラム
用領域がシステムのなかで最も大量の領域を必要とする
から、これを実記憶領域２（１３２）に割り当てること
により、実記憶の増設にともなうキー記憶容量の増加を
抑止すると言う考えである。

【００１５】図６のページ割り当て処理は、一般のデマ
ンドページング方式のオペレーティングシステムと同様
に起動される。すなわち、仮想記憶のある仮想ページが
アクセスされた場合に、そのアクセスされた仮想ページ
に、まだ実ページが割り当てられていない場合に、ハー
ドウェアからのアドレス変換例外（ページフォールト）
通知により起動される。以下では、その仮想ページに初
めて実ページを割り当てる場合を例にとり図６の処理を
説明する。また、図において、本実施例で新たに設けら
れた処理は、ステップ５００、５０１、５１０とステッ
プ５１２である。その他のステップは、本出願人による
先の出願特願平１−１８０３２３号（１９８９．７．１
４出願）明細書記載の技術と実質的に同じである。さら
に、一般的に仮想記憶方式の計算機では、仮想領域上の
データ位置（仮想アドレス）と実際にそのデータが記録
されている実記憶上の位置（実アドレス）に変換するた
めの、アドレス変換テーブル（図示せず）が用意されて
いる。さらに、デマンドペーング方式においては、仮想
アドレスに対応する前記アドレス変換テーブル（同示せ
ず）の構成要素の一つである外部ページテーブル（図示
せず）に、当該仮想ページに付与されるべき記憶保護キ
ー値が保持されている。すなわち、仮想記憶領域が確保
される時に、特別な指定がされない限り、当該仮想記憶
領域を確保すべく実行中のプログラムのＰＳＷ上のキー
（Ｋ）値と同じキー値が、前記外部ページテーブル（図
示せず）上の対応するエントリにセットされる。

【００１６】さて、前記のページフォールトの発生によ
り、図６の処理が起動されると、まず、本実施例で新た
に設けたステップ５００により、ページフォールトが発
生した仮想アドレスを含む仮想ページに付与されている
記憶保護キーの値がいくつであるかを判定する。すなわ
ち、前述の外部ページテーブル（図示せず）より前記ペ
ージフォールトが発生した仮想アドレスに対応する記憶
保護キー値を取り出し、この記憶保護キー値が、あらか
じめ定めた８であるかどうかを比較する。この比較処理
において、記憶保護キー値が８であった場合には、実記
憶領域２（１３２）から未使用の実管理単位（実施例の
冒頭で述べた４ＫＢ毎に分割された領域で以下の説明で
は、これを実ページと呼ぶ）を一個取り出し、これを前
記のページフォールトが発生した仮想ページに割り当て
る。この処理の詳細は後述することとし、記憶保護キー
値が８以外であった場合ついて、先に説明する。この場
合には、ステップ５０２にて実記憶領域１（１３１）上
の未使用実ページ（いずれの仮想ページにも割り当てら
れていない実ページ）の有無を確認する。この処理を図
７を参照しながら説明する。図７は実記憶使用状況を管
理するためのＯＳ内部のテーブルの内、空き領域管理テ
ーブルを示しており、テーブルの構造や管理方法自体は
本出願人による先の出願特願平１−１８０３２３号（１
９８９．７．１４出願）明細書記載の技術を用いるので
、以下では簡単に説明するに止める。すなわち、実記憶
装置（１３０）の実記憶領域１（１３１）に属する各々
の未使用実ページ群を集め、各未使用実ページに対応す
る実記憶管理テーブル群（Ａ１，Ａ２，…Ａｎ）を各実
記憶管理テーブル内のポインタ（ＦＷＰ，ＢＷＰ）で相
互連結しキューとして管理する。図７において、テーブ
ルポインタＡ（７１０）はこのキューの先頭と終わりを
示すポインタ群である。同様に、実記憶領域２（１３２
）に属する未使用実ページ群を管理する実記憶管理テー
ブル群（Ｂ１，Ｂ２，…Ｂｎ）をテーブルポインタＢ（
７００）に接続しキュー管理する。つぎに図６に戻り前
記ステップ５０２では、このテーブルポインタＡ（７１
０）上のフォワードポインタがゼロであれば、実記憶領
域１（１３１）上には未使用実ページが無いと判断する
。そして、未使用実ページがこの実記憶領域１に無い場
合にはステップ５２１進み、後述の図９に示すように、
空き領域生成処理６を起動する。この処理６では、後述
するように、実記憶領域１，２の両方に、いくつかの未
使用実ページを確保する。いずれか一方の実記憶領域の
未使用実ページの確保が済むまで、前述のアクセスされ
た仮想ページへの実ページの割り当てが保留され、実記
憶領域１又は２のいずれか一方において、未使用実ペー
ジの確保が終了したとき、図６の実記憶割り当て処理３
が起動される。その結果、未使用実ページの確保が終了
した実記憶領域１又は２のいずれか一方内の未使用実ペ
ージが割り当てられることになる。ステップ５０１で、
未使用実ページがこの実記憶領域２に有ると判断された
場合には、スッテプ５１１により、実記憶領域１（１３
１）から未使用の実ページを１個取り出し、当該仮想ペ
ージに割り当てる。この実ページの取り出しは、以下の
様に実施する。前述のテーブルポインタＡ（７１０）に
連結されている先頭の実記憶管理テーブルＡ１を、一連
の当該実記憶管理テーブル群より取り出し、当該実記憶
管理テーブルＡ１に対応する実ページを、仮想ページに
割り当てるべき実記憶領域として選択し、ステップ５１
３において当該実記憶管理テーブルＡ１を割当て済み実
記憶管理用のキュー（８１０）の末尾に移動する。この
割当て済み実記憶管理キュー（８１０）は図８に示すよ
うに、前記の空き領域管理テーブルと同様の構造であり
、説明は省略する。なお、管理上の両者の違いは、図７
に示す空き領域管理テーブルキュー（７００、７１０）
がシステム全体に各１個設けられるのに対し、図８に示
す割当て済み領域管理テーブルキュー（８００、８１０
）は実行中のプログラムが属する仮想記憶空間対応に設
けられると言う点である。

【００１７】次に図６に戻り、ステップ５２０において
は、ステップ５１１で選択した実ページに対応する、第
１のキー記憶装置（１２０）のエントリに、当該仮想ペ
ージに付与されているキーの値をセットする。このセッ
トは、前記選択した実ページのアドレスと前記仮想ペー
ジに付与されているキー値をオペランドとしてＳＳＫＥ
（ＳＥＴ　ＳＴＯＲＡＧＥ　ＫＥＹ　ＥＸＴＥＮＤ）命
令を発行して行なわれる。そのときの図１の装置の動作
は後に説明する。次に、ステップ５３０において、当該
仮想ページに対応する前記アドレス変換テーブル（図示
せず）のエントリに前記実ページのアドレスをセットし
、当該エントリを有効化する。これらのことにより、前
記選択された実ページを前記ページフォールトが発生し
た仮想ページに割り当てるためのページ割り当て処理が
完了する。

【００１８】次に、前記ステップ５００の判定において
、記憶保護キー値が８であった場合について述べる。 この場合には、実記憶領域２（１３２）に未使用の実ペ
ージがあれば、それを上記仮想ページに割り当て、そう
でないときには実記憶領域１（１３１）内の未使用の実
ステップ５０１で前記ステップ５０２と同様にテーブル
ポインタＢ（７００）を調べ実記憶領域２（１３２）上
の未使用実ページの有無を確認する。未使用実ページが
無いときには、ステップ５０２にジャンプし、先に述た
記憶保護キー値が８でなかった場合の処理（ステップ５
０２，５２１，５１１，５１３，５２０，５３０）が実
施され実記憶領域１（１３１）に未使用実ページがあれ
ば、その実ページが割り当てられ、実記憶領域に未使用
実ページがなければ、空き領域生成処理６（図９）を実
行後に実記憶領域１又は２内の未使用実ページが割り当
てられる。ステップ５０１で未使用実ページが実記憶領
域２に有ると判断された場合には、ステップ５１０、５
１２においてテーブルポインタＢ（７００）に接続され
ているキューから、前記ステップ５１１および５１３と
同様にして割り当てるべき実ページを実記憶領域２から
選択する。次に、この取り出された実ページは前述のよ
うにあらかじめキー値が８と定められいるので、前述の
ステップ５２０で実施したキー情報のセットは実施せず
に、前述のステップ５３０を実施してページ割り当て処
理を完了する。

【００１９】以上の様にして割当てを実施すれば、実記
憶領域１（１３１）内の実ページに割り当てられた仮想
ページは、従来どうりのキー記憶保護が実施可能で有る
ことは言うまでもない。また、実記憶領域２（１３２）
内の実ページを割り当てられた仮想ページも、キーの値
があらかじめ定められているだけであり、この定められ
たキー値をもつ仮想ページを選択して割り当てる訳であ
るから実質上は従来となんら変わらず機密保護が実施可
能である。

【００２０】次に、前述のステップ５２１で起動される
空き領域生成処理６について図９を用いて説明する。本
処理は図６で説明した様に、実記憶領域１（１３１）上
に空き領域が無い場合に起動される。起動されると、実
記憶領域１（１３１）の処理に先立ち、まず、ステップ
９００、９１１、９２８Ａで、実記憶領域２（１３２）
上も空き領域が無くなっていないかどうかを調べる。こ
の領域にも空き領域が無くなっている場合には、ステッ
プ９２８Ａから９２１Ａを実施し当該実記憶領域上に空
き領域を作る。この処理の詳細は後回しにして、まず、
実記憶領域１（１３１）上に空き領域生成する場合の処
理を先に説明する。この処理は先に引用した特願平１−
１８０３２３号明細書に記載のＬＲＵ（ｌｅａｓｔｒｅ
ｃｅｎｔｌｙ　ｕｓｅｄ）法と実質的には同じであり、
以下に、その処理の概要を簡単述べるに止める。この場
合には、前記の図８に示した各実行中のプログラムの仮
想記憶空間毎に設けられた実記憶割当て済み領域管理テ
ーブルの１つをえらびこの管理テーブルポインタＣ（８
１０）に接続されるキュー上の実ページに割り当てられ
ている仮想ページが、実記憶領域１（１３１）上に空き
領域を作るため当該実ページ上から追い出される。また
、ＬＲＵ法では、ＯＳの他のコンポーネントであるペー
ジ計測処理部（図示せず）により、ある一定時間間隔で
前記キュー上の実ページ管理テーブルＣの群が、対応す
る実ページの使用される頻度の小さい順にソートされて
いる。従って当該キューの先頭から順に追い出せばＬＲ
Ｕ法が成り立つ様に成っている。この処理は以下のよう
に成される。

【００２１】まず、ステップ９２０で当該キューをたど
るためのキューポインタ変数Ｑに、当該キューの先頭実
記憶管理テーブルＣ１へのポインタをセットする。次に
、ステップ９２１は、当該キューの終わりを判定する為
のもので今は条件が成り立たずステップ９２２が実行さ
れる。このステップ９２２ではキューポインタ変数Ｑが
指す実記憶管理テーブルＣｉに対応する実ページのアド
レスをオペランドに指定して、キー記憶装置操作命令の
一つであるＲＲＢＥと呼ばれる命令を発行する。後で図
１に基づいて説明するように、このＲＲＢＥ命令を実行
すると当該実ページ対する、第１のキー記憶装置１２０
（図１）内のエントリ内の、参照ビットＲとチェンジビ
ットＣを読み出され、前記両ビットのＯＮ／ＯＦＦ状態
がコンデッションコードとして出力される。ステップ９
２３ではチェンジビットＣのみ調べる。このチェンジビ
ットＣがＯＮの場合には、当該実ページ内の情報が、補
助記憶装置（図示せず）から先に実記憶装置１３０（図
１）に転送された後に書き替えられていることを表して
おり、これを補助記憶（図示せず）へページアウトする
必要があり、ステップ９２４により、この実ページのペ
ージアウトが実行された後ステップ９２５に制御が渡る
。一方、チェンジビットＣがＯＦＦの場合には、この実
ページの内容は補助記憶（図示せず）へページアウトす
る必要は無く、ステップ９２４は実行せずにステップ９
２５に制御が渡る。以降の処理ではステップ９２５でキ
ューポインタＱが後続する実記憶管理テーブルを指す様
にポインタを進め、ステップ９２６で今まで処理してい
た実記憶管理テーブルＣｉを前記空き領域管理テーブル
Ａの群の末尾に移動し、スッテプ９２７で対応するアド
レス変換テーブル（図示せず）内の対応するエントリを
無効化する。こうして当該実ページが空き領域となる。 以上のステップ９２２からステップ９２６の処理を、当
該キュー全てを処理するまで、つまりステップ９２１の
判定が成り立つまで、もしくは所定数の実ページが空き
領域になるまで、つまりステップ９２８の判定が成り立
つまで繰り返す。また、上記ステップ９２１の判定で処
理を終えた場合には、他の実行中のプログラムに対応す
る前記管理テーブルポインタＣ（８１０）に接続される
キューに対して今まで述べてきた図９の処理を所定数の
空き領域ができるまで、くり返す。以上で実記憶領域１
（１３１）上に空き領域生成する場合の説明を終える。

【００２２】次に、実記憶領域２（１３２）上に空き領
域生成する場合の処理を説明する。この領域はキー記憶
エントリの設置数を低減させるため、当該実記憶領域全
体に１個のキー記憶エントリしか設置されていない。そ
のため、前記のＬＲＵ法の前提である各実ページ毎の使
用頻度が把握出来ない、従ってこの場合には、上記で述
べた方法を適用出来ない。本実施例では、このため、そ
れ自体公知のＦＩＦＯ（ｆｉｒｓｔ　ｉｎ　ｆｉｒｓｔ
　ｏｕｔ）法を適用する。前記図８に示したテーブルポ
インタＤに接続される実記憶管理テーブルＤの群のキュ
ーは図６の実記憶割当て処理を繰り返すことにより得ら
れるものであり、当該キュー上の前記実記憶管理テーブ
ルＤの群はそれぞれに対応する実ページが仮想ページに
割り当てられた順、すなわち、実記憶領域２（１３２）
上に存在する時間が長い順に並んでいる。このＦＩＦＯ
法ではこのキューに属するテーブルＤを先頭から順次読
み出し、それぞれの、実記憶管理テーブルＤに対応する
実ページの情報を追い出す。また、当該実記憶領域２に
対応する第２キー記憶装置（６１０）（図１）は、その
領域２内の個々の実ページ毎には前記チェンジビットＣ
を持っていないため、それぞれの実ページの内容が、補
助記憶（図示せず）から先に実記憶装置１３０（図１）
に転送された後、更新されたか否かは判別できる。した
がって、図７のポインタＢ（７００）に接続された実記
憶管理テーブルＢ１，Ｂ２，……に対応する実ページは
上記更新の有無によらず常に補助記憶（図示せず）へペ
ージアウトする。具体的には、先の述べた実記憶領域１
（１３１）上に空き領域を生成する場合の処理（ステッ
プ９２０〜９２８）から第１のキー記憶装置（１２０）
（図１）に対する処理（ステップ９２２〜９２４）を除
いた、ステップ９２１，９２５からステップ９２７の処
理と同様である。すなわち、ステップ９２１Ａ，９２２
Ａ，９２５Ａ〜９２８Ａはそれぞれステップ９２１，９
２２，９２５〜９２８Ｃは、使用する実記憶管理テーブ
ルなどが異なるのみである。すなわち、前記図８に示し
たテーブルポインタＤに接続される実記憶管理テーブル
Ｄ群の先頭から順次ページアウトし（ステップ９２２Ａ
）、その都度、図８のポインタＤを更新し（ステップ９
２５Ａ）、さらに前記図７に示したテーブルポインタＢ
に接続される実記憶管理テーブルＢ群の末尾に移動し（
ステップ９２６Ａ）、アドレス変換テーブルエントリを
無効化する（ステップ９２７Ａ）。この実記憶領域２に
おける空き領域の確保も、所定数の空き実ページが確保
されるまで、すなわちステップ９２８Ａの判定が成り立
つまで繰り返される。以上でＯＳの処理説明を終える。

【００２３】以下、本実施例のハード動作を図１を参照
して説明する。図１において、太線で示す部分が本実施
例に特に特徴的な部分である。

【００２４】すでに述べたように、第１キー記憶装置（
１２０）は実記憶装置（１３０）の一部である領域１（
１３１）に対して設けたものであり、領域１（１３１）
属する記憶実記憶管理単位（仮想ページサイズと同一サ
イズに分割された４ＫＢ単位の領域で以下実ページと呼
ぶ）各々に一つづつ対応する複数のエントリで構成され
ている。このエントリの内容（図１の１２３）は従来と
同様である。第２キー記憶装置（６１０）は実記憶装置
（１３０）の他の一部である領域２（１３２）に対して
設けたものであり、領域２（１３２）属する複数実ペー
ジ対応し１個のエントリで構成されている。また、本第
２のキー記憶装置（６１０）には、特定キーとして８が
セットされている。

【００２５】命令語レジスタ（２０）は実記憶装置１３
０からフェッチされた命令を保持し、この命令で指定さ
れた（２２、２３）汎用レジスタ群（３０）内の幾つか
のレジスタを用いてＤＡＴ機構（７０）が実アドレスを
生成し、実アドレスレジスタ（１００）がこれを保持す
る。このＤＡＴ機構（７０）の処理を以降説明で用いる
キー記憶操作命令（ＳＳＫＥ，ＩＳＫＥ）と主記憶操作
命令（ストア命令，ロード命令）の説明を兼ねてもう少
し具体的に述べる。まず、キー記憶操作命令について述
べる。

【００２６】図１０にキー記憶操作命令が実行されてい
る場合の前記命令語レジスタ（２０）上の命令形式を示
す。前記のＳＳＫＥ（Ｓｅｔ　Ｓｔｏｒａｇｅｒｅ　Ｋ
ｅｙ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ）とＩＳＫＥ（Ｉｎｓｅｒｔ　
Ｓｔｏｒａｇｅｒｅ　Ｋｅｙ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ）は命
令コードが異なるだけで同一の形式をしている。ＳＳＫ
Ｅ命令はキー記憶書き込み命令であり、フィールドＲ１
で指定された汎用レジスタ上にあらかじめセットされて
いるキー情報（図１の１２３と同様の情報）を、フィー
ルドＲ２で指定された汎用レジスタ上の実アドレスで指
定された実ページに対応するキー記憶位置にセットする
。ＳＳＫＥ命令はこれとは逆に、フィールドＲ２で指定
された汎用レジスタで示す実ページに対応するキー記憶
位置からキー情報を読み出しフィールドＲ１で指定され
た汎用レジスタ上にインサートする命令である。これの
命令の場合には、前記命令語レジスタ（２０）上のフィ
ールドＲ２で指定された汎用レジスタは実アドレスが指
定されており、前記ＤＡＴ機構（７０）は介さずにこの
汎用レジスタの内容がそのまま実アドレスレジスタ（１
００）にセットされる。詳細を後述するが、本実施例に
おいては、上記述べたキー記憶操作命令は、その動作が
書き込みか読み出しか、および、そのアクセスする位置
が第１キー記憶装置（１２０）内か第２キー記憶装置（
６１０）内かにより動作が制御される。

【００２７】次に主記憶操作命令の場合について述べる
。

【００２８】図１１に主記憶操作命令が実行されている
場合の前記命令語レジスタ（２０）上の命令形式を示す
。ストア命令とロード命令は同一の形式をしており、フ
ィールドＸ２で指定される汎用レジスタ，フィールドＢ
２で指定される汎用レジスタと、フィールドＤ２の内容
とがＤＡＴ機構（７０）により実アドレスに変換され、
実アドレスレジスタ（１００）に保持される。この実ア
ドレスで示す実記憶領域に、フィールドＲ１で指定され
る汎用レジスタの内容を書き込むのが前記ストア命令で
あり、前記実アドレスで示す実記憶領域から情報を読み
出し前記汎用レジスタにセットするのがロード命令であ
り、以降の説明で述べる様にキー記憶保護ルールに従っ
て実記憶へのアクセスが許可されたり、されなかったり
する。

【００２９】なお、本発明は上記の例示した命令に依存
するものではないことは言うまでもなく、キー記憶、ま
たは、主記憶を読み書きする基本的な命令として実施例
説明に当り例示したものである。これら意外にも、例え
ば、先に図９のステップ９２３で述べたキー記憶操作命
令の１種であるＲＲＢＥ（Ｒｅｓｅｔ　Ｒｅｆｅｒｅｎ
ｃｅ　Ｂｉｔ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ）命令は、その命令形
式は上記例示したキー記憶操作命令と同じであるが、そ
の動作は、フィールドＲ２で指定された汎用レジスタで
示す実ページに対応するキー記憶位置から、まずキー情
報（１２３）を読み出し、このキー情報（１２３）上の
参照ビットＲとチェンジビットＣとをコンディション生
成回路（図示せず）で調べ、その結果をコンディション
コード保持レジスタ（図示せず）に出力し（ここまでの
処理が前記ＩＳＫＥ命令によるキー記憶読み出し動作に
相当する）、さらに、当該キー情報（１２３）上の参照
ビットＲを０に書き替える（この処理が前記ＳＳＫＥ命
令によるキー記憶書き込み動作に相当する）命令であり
、その実行過程でキー記憶読み出し動作と書き込み動作
の両方が行われる。このような命令の場合には、以下で
述べるキー記憶読み出し制御回路（４２０）とキー記憶
書き込み制御回路（４１０）を組み合わせて動作させる
制御回路（図示せず）を設けて命令実行シーケンスに合
わせて順次動作させれば良い。以下では、キー記憶、ま
たは、主記憶を読み書きする基本的な命令として前記例
示したＳＳＫＥ，ＩＳＫＥ，ストア，ロードの各命令を
実行する場合について述べる。

【００３０】図１に戻り、本実施例特有の、記憶保護制
御回路（３００）の要部を図１に、その詳細は図２に示
す。記憶保護制御回路（３００）には、上記領域１（１
３１）と領域２（１３２）の境界アドレスを示すためさ
らに領域２（１３２）の先頭実アドレスを保持する境界
アドレスレジスタ（１１０）とは、アクセスすべき実ア
ドレスが前記いずれの実記憶領域に属するかを判断する
領域判別回路（３１０）と、上記命令の種類を解読する
解読回路（４０）と、キー記憶書き込み制御回路（４１
０）、キー記憶読み出し制御回路（４２０）、キー値の
選択回路（４３０）、実記憶読み出し制御回路（４４０
）、実記憶書き込み制御回路（４５０）と、ＰＳＷ（１
０）上のプログラムが持つキー値Ｋ（１１、以降これを
アクセスキーとよぶ）と前記第１キー記憶装置（１２０
）もしくは第２キー記憶装置（６１０）のいずれかから
読みだしたキー値（以降これをストレジキーとよぶ）を
比較し、その結果が実記憶アクセス時の記憶保護チェッ
クに用いられるキー値比較回路（３４０）およびＯＲ回
路（４６０）がある。

【００３１】この制御回路（３００）の動作説明の前に
、従来のキー記憶保護の仕掛けに関し少し述べておく。 ＩＢＭ社のマニュアル「ＩＢＭ　Ｅｎｔｅｒｐｒｉｓｅ
　Ｓｙｓｔｅｍ　Ａｒｃｈｉｔｅｃｔｕｒｅ　／３７０
　Ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓ　ｏｆ　Ｏｐｅｒａｔｉｏｎ；
ＳＡ２２−７２００−０」ページ３−７，３−７にも記
載されているように、データがアクセスされるときに、
前記ＰＳＷ上のアクセスキーと当該データが存在する実
ページ対応するキー記憶装置上に記録されているストレ
ジキーとを比較し一致していればアクセスが許可され、
一致していない場合には許可されないと言うのが基本で
ある。これを記憶保護と言う。ただし、従来のキー記憶
エントリは第１キー記憶装置（１２０）のエントリ（１
２１）と同様であり、このエントリ上にＦビット（フェ
ッチビット）と呼ばれるデータ参照時専用の制御情報が
設けられている。本ビットが１の場合には、前記２つの
キーの比較によるアクセスの可否がチェックされ、本ビ
ットが０の場合には、キーの比較によるアクセス可否チ
ェックはなされず、いずれのキー値を持つプログラムか
らも当該実ページ上のデータ参照が許可される様になっ
ている。

【００３２】本実施例の記憶保護制御回路（３００）に
おいても、実記憶装置（１３０）上のデータがアクセス
される時、当該データが存在する実ページが前記領域１
（１３１）に属する場合には、上記の従来と同じキー記
憶保護を実施する。

【００３３】さらに、当該データが存在する実ページが
前記領域２（１３２）に属する場合には以下の様に、キ
ー記憶保護を実施する。

【００３４】（１）データを実記憶に書き込む命令の場
合 従来と同様に、前記アクセスキーとストレジキーの比較
によるキー記憶保護を実施するが、この場合に比較され
るストレジキーは、当該実記憶に属するいずれの位置の
実ページに対するデータの更新用アクセスかによらず、
前記第２キー記憶装置（６１０）より読みだす。

【００３５】（２）データ参照（実記憶からの読みだし
）の場合 前記述べた従来のＦビットが０の場合と同様に、いずれ
のキー値を持つプログラムからのデータ参照も許可する
。なお、Ｆビットが０の場合と同様とするか否かによっ
て本発明が左右される訳ではない。

【００３６】また、キー記憶装置上の情報を直接操作す
る場合（例えば、実記憶上のアドレスを指定し、それに
対応するキー記憶エントリを書き替える命令、例えば前
述のＳＳＫＥ（Ｓｅｔ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｋｅｙ　Ｅｘ
ｔｅｎｄｅｄ）命令あるいはこのキー記憶エントリを読
み出したりする）命令例えば前述のＩＳＫＥ（Ｉｎｓｅ
ｒｔ　Ｓｔｏｒａｇｅ　Ｋｅｙ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ）命
令の場合には、このアドレスが前記領域１（１３１）に
属する場合は、更新も参照も従来同様に実施し、このア
ドレスが前記領域２（１３２）に属する場合には、以下
のように実施する。

【００３７】（３）キー記憶装置へ書き込む命令の場合
この命令の実行を禁止し、プログラムエラーを示す割込
み信号を発生する。第２キー記憶装置（６１０）内のキ
ーは固定値であるためである。

【００３８】（４）キー記憶装置から読みだす命令の場
合 このアドレスの値によらず前記第２キー記憶装置（６１
０）より記憶保護キーを読みだす。

【００３９】次に、上記の制御を図２を参照して具体的
に述べる。図において、図１と同じ構成要素の物は同じ
番号で示してある。

【００４０】まず、領域判定回路（３１０）は実アドレ
スレジスタ（１００）内の命令で指定された実アドレス
ＩＮ２と境界アドレスレジスタ（１１０）内の、実記憶
領域２（１３２）の先頭アドレスを示す境界アドレスＩ
Ｎ１とを比較し、この実アドレスが領域１，２のいずれ
に属するかを判定する。図４に示すように、回路の出力
信号３１１は、この実アドレスが、実記憶領域２（１３
２）または実記憶領域１（１３１）に属するとき、それ
ぞれ１，０となる。この実アドレスは第１キー記憶装置
１２０へも送られる。前記解読回路（４０）により実行
すべき命令の種別がキー記憶への書き込みを必要とする
キー記憶操作命令と解析された場合、図３に示すように
解読信号４１が１となる。キー記憶書き込み制御回路（
４１０）が、本制御回路（４１０）では、前記信号３１
１と前記信号４１とをＡＮＤゲート（３２０）でＡＮＤ
する。この命令が第２キー記憶装置１２３への書き込み
命令であるとき、このＡＮＤ結果が１となりこのＡＮＤ
結果がＯＲ（４６０）を経て割込み信号２００として割
り込み制御回路４００に送られ、この回路により当該命
令の実行が中断される。一方、この命令が第１キー記憶
装置１２３の書き込みを必要とするキー操作命令の場合
是前記ＡＮＤ（３２０）の結果が０となり、この命令の
実行は中断されない。一方前記信号３１１の逆転信号と
前記信号４１とをＡＮＤゲート（６１）でＡＮＤした結
果が１となり、第１キー記憶装置１２３へ書き込み信号
として供給され、汎用レジスタ群（３０）の内、この命
令が指定した一つのレジスタ（５１）内の情報が第１キ
ー記憶装置１２３内の前記実アドレス（１００）レジス
タ内の実アドレスに対応するエントリに書き込まれ、こ
の命令の実行が完了する。

【００４１】次に、キー記憶読み出し制御回路（４２０
）について述べる。前記図３に示すように、この命令が
キー記憶読み出しを必要とするキー操作命令であるとき
、解読回路（４０）の信号４２が１となる。本制御回路
（４２０）では、この解読信号４２がＯＲ（６３）を経
て、ＡＮＤゲート（６２）により、領域判別回路３１０
の出力信号３１１の逆転信号とＡＮＤされる。この命令
が指定する実アドレスが実記憶装置１３０の領域１に属
するとき、領域判別回路３１０の出力３１１が０となる
ので、ＡＮＤゲート６２の出力６４が１となる。第１キ
ー記憶装置１２０は、この出力６４に応答して実アドレ
スレジスタ１００内の実アドレスに対応するエントリの
内容１２３を読み出す。セレクタ（６４）は、この出力
信号６４の値１に対応して、第１キー記憶装置１２０か
ら読み出されたキー情報１２３を選択する。一方、この
命令が指定する実アドレスが実記憶装置（１３０）の領
域２に属するときには、領域判別回路（３１０）の出力
３１１は０となり、セレクタ（６４）は、この信号に応
答して第２キー記憶装置（６１０）内のキー情報を選択
し、切り替え回路（６５）へ入力するようになっている
。切り替え回路（６５）は、セレクタ６４で選択された
キー情報の出力先を、前記解読信号（４２）の値により
切り替える。今仮定しているようには、実行中の命令が
キー記憶読み出しを必要とするキー操作命令の場合、解
読信号（４２）は１であり、この場合には汎用レジスタ
群（３０）（図１）の内にこの命令で指定された一つの
レジスタ（５２）へ読み出したキー情報をセットし、こ
の命令の実行が完了する。

【００４２】以上でキー記憶装置上の情報を直接操作す
る命令に係る動作の説明を終え、次に、主記憶操作（実
記憶装置上のデータでのアクセスに係わる命令）、例え
ばストア命令（主記憶上のデータを変更する命令）や、
ロード命令（主記憶上のデータを参照する命令）の場合
の動作を説明する。

【００４３】実記憶書き込み制御回路（４５０）は実行
すべき命令が主記憶操作かつ情報更新系アクセスの場合
、前記図３に示すように、前記解読回路（４０）の信号
４４が１となる。この命令の場合にも、すでに述べたよ
うに、記憶保護のために、キー記憶装置からキー値を読
み出す必要がある。このため、先程述べたキー記憶読み
出し制御回路（４２０）内のＯＲゲート（６３）にこの
解読信号４４が入力され、前記のキー操作命令によるキ
ー情報の読み出しと同様にして、セレクタ（６４）から
、いずれか一方のキー記憶装置のキー情報が出力される
。次に切り替え回路（６５）では前記キー操作命令の場
合と異なり、信号４２が０であるため、読み出したキー
値は比較器（３４０）に出力され、ＰＳＷ（１０）上の
アクセスキーＫ（１１）と比較される。この比較結果３
１２は、図５に示すように、両者が一致すれば１、不一
致の場合には０となる。この信号３１２が実記憶書き込
み制御回路（４５０）に渡され、アクセス可否の制御に
用いられる。すなわち、ＡＮＤゲート（９３）では信号
３１２の逆転信号と信号４４とのＡＮＤをとる。

【００４４】その結果が１の場合には上記二つのキー値
が不一致であるため、不当アクセスとしてこのアンドゲ
ート（９３）の出力はＯＲゲート（４６０）を経て割込
み制御回路（４００）に通知し当該命令の実行を中止す
る。

【００４５】さらに解読信号４４と比較信号３１２がＡ
ＮＤゲート（９１）でＡＮＤされる。前記両者のキー値
が一致する場合には、信号３１２は１であるため、この
ＡＮＤゲート（９１）の出力２は実記憶装置１３０へ書
き込み許可信号ＷＥとして供給される。汎用レジスタ群
（３０）の内、この命令が指定する一つのレジスタ（５
３）内のデータが、実アドレスレジスタ（１００）内の
実アドレスで指される実記憶位置に書き込まれる。さら
に、この書き込み許可信号ＷＥ（２）と前記比較信号３
１１の逆転信号とをＡＮＤゲート（９２）でＡＮＤされ
る。この実アドレスが実記憶領域１（１３３）に属する
場合にはこのＡＮＤゲート（９２）の出力信号ＲＣは１
となる。この信号は当該実記憶位置に対応するキー記憶
エントリ上の参照ビットＲ、および、チェンジビットＣ
をセットする回路（図示せず）に送られる。こうして当
該命令の実行を完了する。

【００４６】次に、主記憶操作に係るもう一方のデータ
を読み出す命令を実行する場合の動作を説明する。この
命令の場合、前記解読回路（４０）により前記図３に示
すように、信号４３が１となる。この命令の場合にも、
先に述べた実記憶書き込み命令と同様に記憶保護のため
に、キー記憶読み出し制御回路（４２０）内のＯＲゲー
ト６３に、前記読解信号４３が入力され第１キー記憶装
置１２０又は第２キー記憶装置６１０からキー情報が読
み出され、比較器（３４０）によりこのキー情報とＰＳ
Ｗ（１０）内のキーとの比較動作がなされる。実記憶読
み出し制御回路（４４０）には、比較信号３１２といず
れの実記憶領域へのアクセスかを表す信号３１１と、前
記解読信号４３および、キー情報の読み出しが第１キー
記憶装置１２０内のエントリから行われた場合には、当
該キー記憶エントリ上のＦビット（キー記憶保護の説明
で述べたデータ参照時専用の記憶保護制御ビット）が入
力され、以下の３条件のいずれかが成り立てば実記憶の
参照が許可される。

【００４７】（１）実記憶領域１内のデータを参照する
命令でＦビットが１でかつキー一致する場合領域判別回
路３１０の出力３１１の反転信号とキー比較信号３１２
と解読信号４３を入力とするＡＮＤにより、ゲート（８
１）の出力が１となり、この出力がＯＲゲート８４を介
して実記憶装置（１３０）へ読み出し信号ＲＥとして送
られる。実記憶装置（１３０）は、レジスタ（１００）
内の実アドレスで指される実記憶位置上のデータが、汎
用レジスタ群（３０）の内、この命令で指定された一つ
のレジスタ（５３）に読み出される。

【００４８】（２）実記憶領域１内のデータを読み出す
命令でかつＦビットが０の場合 これはキー値の一致による記憶保護は実施せばデータの
参照を許可する場合である。この場合には、解読信号４
３と、領域判別信号３１１の反転信号と、第１キー記憶
装置１２０から読み出されたキー情報内のＦビットの反
転信号が入力されるＡＮＤゲート８２により、読み出し
信号ＲＥが生成される。

【００４９】（３）実記憶領域２内のデータを読み出す
命令の場合 キー値の一致による記憶保護は実施せずにデータの参照
を許可する。

【００５０】以上の場合、さらに、この信号ＲＥ（１）
と前記信号３１１の逆転信号とをＡＮＤゲート（８６）
ＡＮＤすることにより、実記憶領域１（１３３）に対す
るアクセスの場合には信号Ｒを生成し、当該実記憶位置
に対応するキー記憶エントリ上の参照ビットＲビットを
セットする回路（図示せず）に送り、このセット後、当
該命令の実行を完了する。

【００５１】一方、実記憶領域１（１３３）からのデー
タ読み出しをする命令で、かつ、前記Ｆビットが１の場
合（キー値による記憶保護をデータ参照時も実施する場
合）で、かつキー不一致の場合、この命令の実行は中止
される。すなわちこの場合、かつ、解読信号４３、領域
判定信号３１１、比較信号３１２とＦビットが入力され
るＡＮＤゲート（８５）の出力が１となる。このＡＮＤ
ゲート（８５）の出力と、前記比較信号３１１の逆転信
号（キー値不一致を示す）とをするＡＮＤゲート（８７
）の出力が１となる場合にはキー値不一致の不当アクセ
スとしてＯＲ（４６０）を経て割込み制御回路（４００
）にこのＡＮＤゲート（８５）の出力が送られ当該命令
の実行を中止する。

【００５２】以上の様にして、命令の種別、および、命
令処理対象となる領域に対応して、記憶保護制御を実施
することにより、実記憶領域１（１３１）に対しては従
来通りのキー記憶保護を保証し、かつ、実記憶領域２（
１３２）に対してもキー記憶装置へのアクセス誤動作を
防止する。さらに、特定キー値で有ることを除き従来と
同様のキー記憶保護を実施可能となる。したがって、実
記憶領域２（１３２）を増設していくことにより、従来
技術で述べたキー記憶容量増加による問題を招くことな
く、巨大な実記憶を実現可能となる。

【００５３】

【発明の効果】本発明では、実記憶装置の一部の、複数
の単位領域に対して一つのキーしか記憶しないので実記
憶容量巨大化に伴うキー記憶容量の増加を抑止できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】計算機システムを示す図。

【図２】記憶保護制御回路の概要図。

【図３】図１、図２の解読器の出力信号を説明する図。

【図４】図１、図２の領域判別回路の出力信号を説明す
る図。

【図５】図１、図２のキー比較回路の出力信号を説明す
る図。

【図６】実記憶割当て処理フロー図。

【図７】実記憶の未使用領域を管理するテーブル群を示
す図。

【図８】実記憶の使用中の領域を管理するテーブル群を
示す図。

【図９】実記憶不足時に、未使用な空き領域を生成する
処理フロー図。

【図１０】キー記憶操作命令の形式を示す図。

【図１１】主記憶操作命令の形式を示す図。

【符号の説明】

１０…プログラム状態語、１１…プログラムが持つアク
セスキー、２０…命令語レジスタ、３０…汎用レジスタ
群、４０…命令種別の解読回路、１００…命令で操作さ
れるデータの位置を示す実アドレス、１３０…実記憶装
置、１３１…実記憶装置上の領域１、１３２…実記憶装
置上の領域２、１００…実記憶領域１と領域２の境界ア
ドレス保持する内部レジスタ、１２０…実記憶領域１に
対する第１キー記憶装置、６１０…実記憶領域２に対す
る特定キーを保持する第２キー記憶装置、３１０…領域
判別回路、３４０…キー値比較回路、４００…割込み制
御回路、４１０…キー記憶書き込み制御回路、４２０…
キー記憶読み出し制御回路、４３０…選択回路、４４０
…実記憶読み出し制御回路、４５０…実記憶書き込み制
御回路。

Claims (21)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】実記憶装置と、該実記憶装置の一部の領域
   からなる第１の領域に属する複数の実の単位領域のひと
   つにそれぞれ対応して設けられた複数の記憶位置と該実
   記憶装置の第２の領域に属する複数の実の単位領域に対
   して共通に設けられた一つの記憶位置とを有し、該複数
   の記憶位置の各々は、対応する実の単位領域が仮想の単
   位領域に割り当てられたときに、その仮想の単位領域に
   より定まる記憶保護キーを保持する第１の領域と、その
   割り当ての後に、その実の単位領域がアクセスされたと
   きにそのアクセスに関連する少くとも一つの情報を保持
   する第２の領域とを有し、該一つの記憶位置は、該第２
   の領域に属する複数の実の単位領域のいずれか一つを仮
   想の単位領域に割り当てる前に、その第２の領域内の該
   複数の実の単位領域に対して共通に用いるべき予め定め
   られた一つの記憶保護キーを保持する領域を有し、その
   割り当て後にその第２の領域内のいずれかの単位領域が
   アクセスされるときにそのアクセスに関連する情報を保
   持するための領域を有しないキー保持手段と、該実記憶
   装置内のいずれかの単位領域を指定する命令に応答して
   、その単位領域が該第１の領域に属するときには、該キ
   ー記憶手段内の、その指定された単位領域に対応する記
   憶位置をアクセスし、その単位領域が該第２の領域に属
   するときには、該キー記憶手段内の、上記一つの記憶位
   置をアクセスする手段とを有するデータ処理装置。
2. 【請求項２】該予め定めた値は、複数のユーザプログラ
   ムに共通に割り当てられるべき記憶保護キー値である請
   求項１記載のデータ処理装置。
3. 【請求項３】該キー保持手段は、該複数の記憶位置を有
   する第１のキー記憶装置と、該予め定めた記憶保護キー
   を保持する第２のキー記憶装置とからなり、該アクセス
   手段は、該アクセスすべき実の単位領域が、該第１の領
   域と他の第２の領域のいずれに属するかを検出する手段
   と、該アクセスすべき実の単位領域が該第１の領域に属
   すると検出されたとき、該第１のキー記憶装置内の、そ
   の実の単位領域に対応する記憶位置をアクセスし、該ア
   クセスすべき実の単位領域が該第２の領域に属すると検
   出されたとき、該第２のキー記憶装置をアクセスする手
   段からなる請求項１記載のデータ処理装置。
4. 【請求項４】該アクセス手段は、該命令が、実行中のプ
   ログラムから出力された該指定された実の単位領域への
   アクセスを要求する命令であるとき、その実の単位領域
   が該第１の領域に属する場合には、該キー保持手段内の
   、その実の単位領域に対応する記憶位置から記憶保護キ
   ーを読み出し、その実の単位領域が該第２の領域に属す
   る場合には、該キー保持手段内の該一つの記憶位置から
   記憶保護キーを読み出す手段を有し、該データ処理装置
   は、該読みだし手段により読み出された記憶保護キーに
   基づいてその実の単位領域へのアクセスを許すか否かを
   判別する手段をさらに有する請求項１記載のデータ処理
   装置。
5. 【請求項５】該判別手段は、該読み出された記憶保護キ
   ーとそのプログラムに割り当てられたアクセスキーとが
   所定の関係にあるか否かに基づいて、そのアクセスを許
   すか否かを判別する手段を有する請求項４記載のデータ
   処理装置。
6. 【請求項６】該アクセス手段は、該命令が、それが指定
   する実の単位領域に対して記憶された、該キー保持手段
   内の情報をアクセスすることを要求する命令であるとき
   、該命令が指定する実の単位領域が該第１の領域に属す
   る場合には、その要求されたアクセスが、それが指定す
   る実の単位領域に対して記憶された該キー保持手段内の
   情報を読み出すためのアクセスであるかその情報を更新
   するためのアクセス命令であるかにかかわらず、そのキ
   ー保持手段内の、その実の領域に対応する記憶位置に対
   してそのアクセスを実行し、該命令が指定する実の単位
   領域が該第２の領域に属するとき、その要求されたアク
   セスが、それが指定する実の単位領域に対して記憶され
   たキー保持手段内の情報を読み出すためのアクセスであ
   る場合には、そのキー保持手段内の、その一つの記憶位
   置に対してそのアクセスを実行し、該命令が指定する実
   の単位領域が該第２の領域に属するとき、その要求され
   たアクセスが、それが指定する実の単位領域に対して記
   憶されたキー保持手段内の情報を更新するアクセスであ
   る場合には、そのアクセスを禁止する手段を有する請求
   項１記載のデータ処理装置。
7. 【請求項７】該アクセス手段は、該命令が、それが指定
   する実の単位領域に対して記憶されたキー保持手段内の
   情報をアクセスすることを要求する命令であるとき、該
   命令が指定する実の単位領域が該第１の領域に属する場
   合には、その要求されたアクセスが、それが指定する実
   の単位領域に対して記憶されたキー記憶手段内の情報を
   読み出すためのアクセスであるかその情報を更新するた
   めのアクセス命令であるかにかかわらず、そのキー記憶
   手段内の、その実の領域に対応する記憶位置に対してそ
   の要求されたアクセスを実行する手段と、該命令が指定
   する実の単位領域が該第２の領域に属するとき、その要
   求されたアクセスが、それが指定する実の単位領域に対
   して記憶されたキー保持手段内の情報を更新するアクセ
   スである場合には、そのアクセスを禁止する手段を有す
   る請求項１記載のデータ処理装置。
8. 【請求項８】実記憶装置と、該実記憶装置の一部の領域
   からなる第１の領域に属する複数の実の単位領域のひと
   つにそれぞれ対応して設けられた複数の記憶位置と該実
   記憶装置の該第１の領域と異なる他の第２の領域に属す
   る複数の実の単位領域に対して設けられた一つの記憶位
   置とを有し、該複数の記憶位置の各々には、対応する実
   の単位領域が仮想の単位領域に割り当てられたときに、
   その仮想の単位領域により定まる記憶保護キーを書き込
   み、該一つの記憶位置には、該第２の領域に属する複数
   の実の単位領域のいずれか一つを仮想の単位領域に割り
   当てる前に、その第２の領域に対して予め定められた一
   つの記憶保護キーを保持するキー保持手段と、実行中の
   プログラムから該実記憶装置のいずれか一つの実の単位
   領域へのアクセス要求が出されたときに、その実の単位
   領域が該第１の領域に属するときには、該キー記憶手段
   内の、その実の単位領域に対応する記憶位置に記憶され
   た記憶保護キーに基づいてそのアクセスを許すか否かを
   判別し、そのアクセス要求された実の単位領域が該第２
   の領域に属するときには、該記憶された予め定めた特定
   の記憶保護キーに基づいて、そのアクセスを許すか否か
   を判別する手段とを有するデータ処理装置。
9. 【請求項９】該予め定めた値は、複数のユーザプログラ
   ムに共通に割り当てられるべき記憶保護キー値である請
   求項８記載のデータ処理装置。
10. 【請求項１０】該キー保持手段は、該複数の記憶位置を
    有する第１のキー記憶装置と、該予め定めた記憶保護キ
    ーを保持する第２のキー記憶装置とからなり、該判別手
    段は、該アクセスすべき実の単位領域が、該第１の領域
    と他の第２の領域のいずれに属するかを検出する手段と
    、該アクセスすべき実の単位領域が該第１の領域に属す
    るとき、該第１のキー記憶装置内の、その実の単位領域
    に対応する記憶位置に記憶された記憶保護キーを読みだ
    し、該アクセスすべき実の単位領域が該第２の領域に属
    するとき、該第２のキー記憶装置に記憶された該予め定
    めた記憶保護キーを読みだす手段と、該読みだし手段に
    より読み出された記憶保護キーとその実の単位領域へに
    アクセスを要求したプログラムに割り当てられたアクセ
    スキーとが所定の関係を満たすかを判別し、その判別結
    果によりそのアクセスを許可するか否かを判別する手段
    とからなる請求項８記載のデータ処理装置。
11. 【請求項１１】該所定の関係は、該読み出された記憶保
    護キーとそのプログラムに割り当てられたアクセスキー
    とが等しことである請求項１０記載のデータ処理装置。
12. 【請求項１２】該判別手段は、該アクセス更新がデータ
    参照要求であり、かつ、アクセス要求された記憶位置が
    該第２領域に属する場合には、該判別をすることなく、
    該アクセスを許可する手段を有する請求項１０記載のデ
    ータ処理装置。
13. 【請求項１３】該プログラムが該実の記憶装置内のいず
    れかの実の単位領域に対して記憶された記憶保護キーを
    書き換えることを要求したとき、その実の単位領域が該
    第１の領域に属するか該第２の領域に属するかに依存し
    て、その書き換えを許可するか禁止するかを制御する手
    段をさらに有する請求項８記載のデータ処理装置。
14. 【請求項１４】該プログラムが該実の記憶装置内のいず
    れかの実の単位領域に対して記憶された記憶保護キーを
    読み出すことを要求したとき、その実の単位領域が該第
    １の領域に属するか該第２の領域に属するかにかかわら
    ず、その読み出しを許可する手段をさらに有する請求項
    ９記載のデータ処理装置。
15. 【請求項１５】実記憶装置と、該実記憶装置の一部の領
    域からなる第１の領域に属する複数の実の単位領域のひ
    とつにそれぞれ対応して設けられた複数の記憶位置と該
    実記憶装置の該第１の領域と異なる他の第２の領域に属
    する複数の実の単位領域に対して設けられた一つの記憶
    位置とを有し、該複数の記憶位置の各々は、対応する実
    の単位領域が仮想の単位領域に割り当てられたときに、
    すくなくともその仮想の単位領域により定まる記憶保護
    キーを保持する第１の領域と、その実の単位領域がその
    後アクセスされたときにアクセスされたことを示す参照
    情報を保持する第２の領域と、そのアクセスにより、そ
    の実の単位領域の内容が更新されたときに内容の更新を
    示す更新情報を保持する第３の領域を有し、該一つの記
    憶位置は、該第２の領域に属する複数の実の単位領域の
    いずれか一つを仮想の単位領域に割り当てる前に、その
    第２の領域に対し予め定められた一つの記憶保護キーを
    保持する領域を有し、その第２の領域内のいずれの単位
    領域に関する参照情報と更新情報を保持しないキー保持
    手段とを有し、情報がアクセスされる時、その情報が存
    在す実の単位領域が該第１の領域に属し、かつ、そのア
    クセスが許可され、かつ、そのアクセスが書き込みのた
    めにのアクセスである場合、該キー記憶手段内の、その
    アクセスされた実の単位領域に対応して設けられた記憶
    位置に参照情報を書き込み、その実の単位領域が該第１
    の領域に属し、かつ、そのアクセスが許可され、かつ、
    そのアクセスが書き込みのためにのアクセスであるとき
    、該キー記憶手段内の、そのアクセスされた実の単位領
    域に対応して設けられた記憶位置に参照情報と更新情報
    とを書き込むデータ処理装置において、（ａ）該第２の
    領域に属する複数の実の単位領域のいずれか一つを仮想
    の単位領域に割り当てる前に、その第２の領域に対して
    予め定められた一つの記憶保護キーを該一つの記憶位置
    に記憶し、（ｂ）実行中のプログラムが該実記憶装置内
    のいずれか一つの実の単位領域を一つの仮想の単位領域
    に割り当てることを要求したとき、その仮想の単位領域
    が要求する記憶保護キーの値が該予め定めた値に等しい
    か否かを判断し、（ｃ）その判断結果が否定的なときに
    は、その仮想の単位領域に該第１の領域内の一つの実の
    単位領域を割り当て、（ｄ）その仮想の単位領域が要求
    した記憶保護キーを、該キー記憶手段内の、該割り当て
    られた実の単位領域に対応する記憶位置に書き込み、（
    ｅ）その判断結果が肯定的なときには、その仮想の単位
    領域に該第２の領域内の一つの実の単位領域を割り当て
    るステップからなるメモリ割り当て方法。
16. 【請求項１６】該予め定めた値は、複数ユーザプログラ
    ムに割り当てられるべき共通の記憶保護キー値である請
    求項１５項記載のメモリ割り当て方法。
17. 【請求項１７】該ステップ（ｅ）は、（ｅ１）該第２の
    領域内の、いずれの仮想の単位領域に未だ割り当てられ
    ていない一つの実の単位領域（未割り当て実の単位領域
    ）を探索し、（ｅ２）未割り当て実の単位領域が探索さ
    れればそれをその仮想の単位領域に割り当てるステップ
    からなり、（ｆ）該ステップ（ｅ１）により、未割り当
    ての実の単位領域が探索されなかったとき、該第１の領
    域内の一つの未割り当ての実の単位領域をその仮想の単
    位領域に割り当てるステップをさらに有する請求項１５
    項記載のメモリ割り当て方法。
18. 【請求項１８】（ｇ）該第１の領域内のいずれかの仮想
    の単位領域に割り当て済みの、実の単位領域（割り当て
    済みの実の単位領域）をその仮想の単位領域から解放す
    べき場合に、その実の単位領域の内容が先に２次記憶装
    置から該実記憶装置に転送されてから書き換えられたか
    否かを該キー記憶手段内の、その実の単位領域に対応す
    る記憶位置に更新情報により判断し、その判断に基づき
    その実の単位領域の内容を該２次記憶装置に転送するか
    否かを制御し、（ｈ）該第２の領域内の場合に、その実
    の単位領域の内容が、いずれかの仮想の単位領域に割り
    当て済みの、実の単位領域（割り当て済みの実の単位領
    域）をその仮想の単位領域から解放すべき先に２次記憶
    装置から該実記憶装置に転送されてから書き換えられた
    か否かにかかわらず、その実の単位領域の内容を該２次
    記憶装置に転送するステップをさらに有する請求項１７
    項記載のメモリ割り当て方法。
19. 【請求項１９】（ｉ）該ステップ（ｆ）により割り当て
    るべき未割り当ての実の単位領域が、該第１の領域にな
    いとき、該第１、第２の領域内に、それぞれの領域ごと
    にあらかじめ定めた数の実の単位領域が解放されるよう
    に、該ステップ（ｇ）と（ｈ）を起動するステップをさ
    らに有する請求項１８項記載のメモリ割り当て方法。
20. 【請求項２０】（ｊ）該ステップ（ｇ）と（ｈ）のいず
    れか一方の終了後に該第１と第２の領域の内の対応する
    一方に確保された未使用の実の単位領域を該仮想の単位
    領域に割り当てるステップをさらに有する請求項１９記
    載のメモリ割り当て方法。
21. 【請求項２１】（ｉ）該第１の領域内の、いずれかの仮
    想の単位領域に既に割り当てられている複数の単位領域
    のうちで、それまでの参照頻度が最も低い実の単位領域
    を選択し、（ｊ）ステップ（ｉ）で選択された実の単位
    領域に対してステップ（ｇ）を実行し、（ｋ）該第２の
    領域内の、いずれかの仮想の単位領域に既に割り当てら
    れている複数の単位領域のうちで、仮想の単位領域に割
    り当てられた時刻が最も古い実の単位領域を選択し、（
    ｌ）ステップ（ｋ）で選択された実の単位領域に対して
    ステップ（ｋ）を実行するステップをさらに有する請求
    項１８項記載のメモリ割り当て方法。