JPH05257811A - メモリ管理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 複数の領域に分割され、その中を複数のスレ
ッドが実行するアドレス空間の管理を行ない、メモリア
クセスに対してアクセス権の制御を適切に行なう。 【構成】 論理アドレスから物理アドレスへの変換を行
なう機能を有するもので、ＴＬＢ（ページテーブルのキ
ャッシュ）３１中に、論理アドレスに対するアクセスを
許すスレッドの番号と領域の番号と許すアクセスの方法
を組にしたものであるアクセスコントロールリストを複
数格納し、これらのアクセスコントロールリストのスレ
ッド番号と領域番号の組のうち、現在実行中のスレッド
の番号１５とそのスレッドが現在実行しているプログラ
ムの存在している領域の番号１２を組み合わせたものに
一致するものを比較器３４〜３６で検出し、ここで一致
するものが検出されるとＴＬＢヒット１６として出力す
るようにしている。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、メモリアクセスを制御
するメモリ管理装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】近年、ネットワーク技術の発達や並列計
算機技術の発展により、例えばサーバ・クライアント型
プログラミングのように、複数のプログラムがデータを
共有し、協調しあって処理を進める方式が広がって来
た。

【０００３】この方式では、それぞれのプログラムは、
仮想記憶の技術を用いて別々のアドレス空間におかれて
いるため、データを共有するためにはオペレーティング
システム（ＯＳ）を介してデータのやりとりをしなけれ
ばならず、ＯＳのオ−バヘッドにより処理速度が遅くな
ってしまうという欠点があった。

【０００４】そこで、一つのアドレス空間内に、実行主
体であるスレッドを複数走らせ、スレッド間のデータの
共有を、ＯＳのオーバヘッドなしでおこなうという方式
もおこなわれている。

【０００５】この方式は、もともとスレッド間の保護を
考えていないものであるため、あるスレッドが使ってい
るデータを他のスレッドから保護しようとすると、オー
バヘッドの大きい方法を採らなければならない。

【０００６】すなわち、アドレス空間ごとの保護機能を
利用してスレッド毎に別々のアドレス空間を割り当て、
それぞれのアドレス空間に、そのスレッドからアクセス
できる部分だけを置くことになる。これはかなりオーバ
ヘッドが大きく実用的ではない。以上が第１の問題点、
つまり１つのプログラム中でスレッドごとに許されるア
クセスの種類を変えることができないという問題点であ
る。

【０００７】さらにスレッド毎にアドレス空間を作るた
めには、それぞれの仮想空間ごとにページテーブルを用
意しなければならず、同じプログラムは別々のアドレス
空間内でも同じ位置に置かなければならないが、こうす
ると複数のスレッドで共通にアクセスできる領域につい
ても、アクセスが許されるスレッド全てが、同じ論理−
物理アドレスの変換情報を重複してぺージテーブル中に
持たなければならないため、ページテーブルとして使う
メモリが無駄である。

【０００８】もちろん、複数のスレッドで共通にアクセ
スできる領域の、許されるアクセス方法が同じであれ
ば、それらのスレッドで、一つのページテーブルの部分
を共有することは出来、ページテーブルとして使うメモ
リの無駄をなくすことが出来るが、この場合でもＴＬＢ
(Translation Look-aside Buffer) のようなページテー
ブルのキャッシュを使っている場合には、無駄が発生
し、アドレス変換の平均速度を低下させる。

【０００９】その理由を説明すると、まず、ページテー
ブルのキャッシュの１エントリは、ページテーブルの情
報とスレッド番号を組にして持っているため、スレッド
が違えば、ページテーブルの情報が全く同じでも、異な
るキャッシュエントリを使うことになる。

【００１０】したがって、同じ論理−物理アドレス対を
なすが、スレッド番号の異なるものがキャッシュの複数
のエントリを占有してしまうことになり、ページテーブ
ルのキャッシュ内に格納できる物理アドレスの種類が少
なくなってしまい、キャッシュの大きさが小さくなった
のと同等に、アドレス変換の速度の低下が起こる。

【００１１】さらに、複数のページテーブルに置かれた
同じページに対する情報を管理しなければならないた
め、ページングの処理が複雑になるという問題点があ
る。例えば、複数のスレッドが同じ物理ページをそれぞ
れの仮想アドレス空間にマッピングしている時に、その
ページをページアウトしようとすると、その物理ページ
をマッピングしている全ての仮想空間を探して、そのペ
ージに対応するページテーブルのエントリを無効化する
処理が必要になる。

【００１２】また、ページインする時も、ページインし
ようとしている物理ページを共有する全てのアドレス空
間の、そのページに対応するページテーブルのエントリ
を直さなければならない。これらの処理時間が平均アド
レス変換時間に加算される。以上が第２の問題点、つま
り、ページテーブルや、ページテーブルのキャッシュの
メモリが無駄になり、かつ、管理が複雑になり非効率で
あるという問題点である。

【００１３】さらに、別の方法として一つのアドレス空
間を複数の領域に分けて、スレッドがどの領域のプログ
ラムを実行しているかによって、そのスレッドの持つ権
限を変える、ということが、アプリケーションによって
は有効である。例えば、領域Ａのデータを変えられるの
は、別のある領域Ｂにあるプログラムを実行しているス
レッドに限る（領域Ｃにあるプログラムを実行している
スレッドは領域Ａのデータを変えられない）ようにすれ
ば、領域Ａのデータを、一定の条件を保ちながら変更す
ることが可能となる。領域Ａにデータベースのデータ、
領域Ｂにデータベースのプログラムでそのデータへのア
クセスルーチンを入れておけば、デ−タベ−ス処理に関
して、データベースのデータを保護しつつ、且つ、ＯＳ
を介することなく、そのデータをアクセスできるため、
高速なアクセスが可能となる。

【００１４】しかし、従来のメモリ管理装置（例えばイ
ンテル社の８０４８６プロセッサ）では、一つのスレッ
ドが実行するプログラムの範囲をセグメント方式等を利
用することによって限定し、かつ、コールゲートを利用
して異なるアクセスレベルに移ることによってアクセス
権限を変えることは出来たが、アクセスレベルは、順序
関係を持ち、レベルが上がった場合にはそのレベル以下
でアクセス可能な領域は全てアクセスできるというもの
であり、かつハードウェアによってレベルの数を限定さ
れてしまうため、アプリケーションプログラムとＯＳと
カーネルといったような順序関係をもったアクセス権の
制御しか利用できないなど柔軟性に欠けるという欠点が
あった。

【００１５】以上が第三の問題点、つまり一つのアドレ
ス空間中に複数の領域に分けてプログラムやデータ等を
配置した場合、領域毎に許されるアクセスの種類を柔軟
に変えることができないという問題点である。

【００１６】

【発明が解決しようとする課題】このように、従来のメ
モリ管理装置で、一つのアドレス空間内を実行する複数
の実行主体（スレッド）の間で保護を行おうとすると、
同じ物理ページをマッピングしているアドレス空間が多
数あるため、ページングを行なう場合には、全てのアド
レス空間を探して、そのページがマッピングされている
ものを見つけ、それらに対してページングの処理を行な
わなければならない等、オーバヘッドが大きいという第
１の問題点があった。

【００１７】さらに、同じ物理アドレスに対してページ
テーブル中の多くのエントリを占有するために、他の物
理アドレスに対するアドレス変換を阻害することにな
り、また、ページテーブルのエントリが複数のプログラ
ムから共有されているか否かに関わらず無効化されてし
まい、エントリを満たすための不必要な処理が行なわれ
る欠点があった。また、複数のプログラムが持つアクセ
スの権利の正しさを同時に検査しなければならない場合
に、係る検査にかかる処理が複雑になってしまうという
欠点があった。つまり、ページテーブルやページテーブ
ルキャッシュに同じ情報が複数置かれてしまい、メモリ
が無駄になり、キャッシュの効果が薄れ、非効率である
という第２の問題点があった。

【００１８】また、一つのアドレス空間を複雑の領域に
分けて、スレッドがどの領域のプログラムを実行してい
るかによって、そのスレッドの権限を変える、というこ
とは、従来のメモリ管理装置では、柔軟に行なえないと
いう第３の問題点があった。

【００１９】本発明は、上記事情に鑑みなされたもの
で、複数のプログラムで共有されるアドレス空間の管理
を行ない、メモリアクセスに対してアクセス権限の制御
を適切に行なうことが出来、しかもアドレス変換時間を
延長することもないメモリ管理装置を提供することを目
的とする。

【００２０】

【課題を解決するための手段】上記第一の問題点を解決
する本発明に係るメモリ管理装置は、複数のスレッド
（実行主体）を起動して仮想空間に割り付けられたプロ
グラムを並行して実行する計算機に設けられ、論理アド
レスから物理アドレスへの変換を行なうものであって、
現在プログラムを実行しているスレッドの番号を記憶す
る手段と、前記論理アドレスをどのスレッドがアクセス
可能かを示す情報を記憶する手段と、前記スレッド番号
を持つスレッドが前記論理アドレスへアクセスしようと
する場合に前記アクセス可能かを示す情報を用いて前記
アクセスをしようとしているスレッドにアクセスの権限
があるか否かを検証する検証手段とを具備し、この検証
手段によりアクセスの正当性が保証された場合に前記論
理アドレスから物理アドレスへの変換結果を出力するこ
とを特徴とする。

【００２１】上記第二の問題点を解決する本発明に係る
メモリ管理装置は、仮想空間に割り付けられたプログラ
ムを実行する計算機に設けられ、アドレス変換テーブル
に保持されている複数のアドレスに対して指示されたア
ドレスとの一致を検出し、該一致が検出された際に前記
指示されたアドレスと対になるアドレスを出力する手段
を有するものであって、前記アドレス変換テーブル中の
アドレス対の各々に対して複数個のアクセス保護情報を
記憶する手段と、前記複数個のアクセス保護情報を参照
し、実行中のプログラムの仮想空間内の位置からのある
いはプログラムを実行中のスレッド（実行主体）による
前記指示されたアドレスへのアクセスが許可されるか否
かを検証する手段と、前記検証結果を出力する手段とを
具備したことを特徴とする。

【００２２】上記第三の問題点を解決する本発明に係る
メモリ管理装置は、複数の領域に分割された仮想空間に
割り付けられたプログラムを実行する計算機に設けら
れ、論理アドレスから物理アドレスへの変換を行なうも
のであって、前記論理アドレスをアクセスするプログラ
ムの置かれている領域がどれであるかを検知する手段
と、前記論理アドレスが前記仮想空間中のどの領域に置
かれているプログラムからアクセス可能かを表す情報を
記憶する手段と、プログラム実行中に前記論理アドレス
へのアクセス命令が出現した場合に前記アクセス可能か
を表す情報を用いて前記アクセス命令が置かれている領
域からのアクセスが正当か否かを検証する検証手段とを
具備し、この検証手段によりアクセスの正当性が保証さ
れた場合に、前記論理アドレスから物理アドレスへの変
換結果を出力することを特徴とする。

【００２３】

【作用】第１の発明によれば、メモリ管理装置中にアド
レス空間中の各領域（位置）に対してスレッドごとのア
クセス可否を示す情報があり、更に現在実行中のスレッ
ドを識別できるので、現在実行中のスレッドがアクセス
先の領域（位置）にアクセスできる権限があるかの検証
を行うことで、同じアドレス空間中の異なるスレッドご
とのアクセス制御が可能となる。

【００２４】ここで、スレッドとは実行主体であり、Ｃ
ＰＵの割り合て単位である。つまりＯＳはスレッド番号
ごとにＣＰＵのレジスタ等のメモリ以外に現在の実行を
制御する情報を管理する。ＯＳ中にはこれらの情報を退
避するメモリ領域があり、スレッドを切り替える時はこ
の領域の内容とＣＰＵのレジスタ等とを入れかえること
で実行の切替えを実現する。コンテクストとも呼ばれ
る。

【００２５】第２の発明によれば、メモリ管理装置中の
ページテーブル（論理アドレスと物理アドレスの対応
表）の各エントリに対応して複数のアクセス保護情報を
保持することができるので、従来の方式のように単一の
アクセス情報しか保持できないもので構成するのと比較
してページテーブル及びそのキャッシュのメモリ使用量
が大巾に減り、効率が向上する。

【００２６】第３の発明によれば、メモリ管理装置中に
アドレス空間の各領域（位置）に対してどの領域からア
クセスできるかを示す情報があり、更に現在実行中の領
域を識別できるので、現在実行中のプログラムがアクセ
ス先の領域（位置）にアクセスできる権限があるかの検
証が行え、同じアドレス空間中の異なる領域ごとのアク
セス制御が可能となる。

【００２７】

【実施例】

［実施例１］以下、本発明の一実施例を図面に従い説明
する。

【００２８】図１は、同実施例のメモリ管理装置の全体
構成を示すものである。この場合、メモリ管理装置１
は、アドレス変換装置２、ＴＬＢ(Translation Look-as
ide Buffer) チェック装置３、スレッド番号記憶部４、
ＯＲゲート５からなるProtection fault信号生成回路か
ら構成されている。

【００２９】そして、メモリ管理装置１は、図示しない
ＣＰＵから論理ページ番号、すなわち論理アドレスの上
位２０ビット１１、現在実行中の命令が存在する論理ア
ドレスつまり、一命令前のプログラムカウンタＰＣ（以
下ＬＰＣと略す）の上位２０ビット１２、ＣＰＵのメモ
リアクセスのモードの３ビット１３を取り込み、物理ペ
ージ番号、すなわち物理アドレスの上位２０ビット１４
を出力するようにしている。この場合、現在実行してい
るスレッド番号をスレッド番号記憶部４に保存するとと
もに、論理アドレスの上位２０ビット１１、ＬＰＣの上
位２０ビット１２、ＣＰＵのメモリアクセスモードの３
ビット１３およびスレッド番号記憶部４に記憶されてい
る現在実行しているスレッド番号が、アドレス変換装置
２とＴＬＢチェック装置３に同時に与えられ、２つのモ
ジュールが同じアドレス変換を並行して行なうようにな
る。

【００３０】ここで、アドレス変換装置２は、ページテ
ーブル（主記憶上に存在するアドレス変換テーブル）を
使って論理ページ番号を物理ページ番号に変換する。一
方、ＴＬＢチェック装置３は、ＴＬＢ内にキャッシュさ
れている論理アドレスと物理アドレスの対応の中に目的
とする論理アドレスが存在するかを調べ、見つかった時
にはそれに対応する物理ページ番号を出力するととも
に、アドレス変換装置２に対してＴＬＢヒットを１６を
送る。

【００３１】そして、アドレス変換装置２がＴＬＢヒッ
ト１６を受けとった時は、論理ページ番号を物理ページ
番号に変換するアドレス変換操作を中止する。また、Ｔ
ＬＢチェック装置３が、目的とする論理ページ番号をＴ
ＬＢ内で見つけられなかった時は、ＴＬＢmissの信号線
１７をアサートし、アドレス変換装置２によって変換が
行なわれるのを待ち、最終段である第３段目のアドレス
変換テーブルのエントリが見つかったところで、その内
容をＴＬＢに保存し、その中から物理ページ番号を出力
する。アドレス変換装置２において、目的の論理アドレ
スに対応するページテーブルエントリが存在しないこと
が判明した場合は、ページフォルト１８を発生してＣＰ
Ｕに割り込む。また、両モジュールのいずれかにおい
て、アドレス変換の最中に、そのアドレスに対するアク
セスが許されないということが判明した時には、プロテ
クションフォルト１９を発生しＣＰＵに割り込む。

【００３２】図２は、ＴＬＢチェック装置３の概略構成
を示すものである。この場合、ＴＬＢ３１のエントリの
構成要素は、論理ページ番号３１１、物理ページ番号３
１２、ページの属性を示す５個のフラグ３１３、３１
４、３１５、３１６、３１７と、３組のスレッド番号３
１８、ＬＰＣ上位２０ビット３１９、これらスレッドに
対して許されるアクセスの種類であるＲＷＸ（Ｒは読み
込み権，Ｗは書き込み権，Ｘは実行権を示す）のパーミ
ッションの組からなっている。以下の説明では、スレッ
ド番号３１８、ＬＰＣ上位２０ビット３１９、ＲＷＸの
パーミッションの組を、アクセス・コントロール・リス
ト、略してＡＣＬと呼ぶことにする。このＡＬＣは、ど
のプログラムがどの論理ページ上のコードを実行してい
る時に、これからアクセスしようとする論理ページに対
してどのようなアクセスが許されているかということを
示すものである。

【００３３】この場合、ＴＬＢエントリにはさらにフラ
グ領域があり、フラグ（Ｖ）３１３はＴＬＢのエントリ
が有効であるか否かを示すバリッドフラグ、フラグ
（Ｄ）３１４はページが変更されたかを示すダーティフ
ラグ、フラグ（Ｒ）３１５はページがアクセスされたか
を示すリファレンスドフラグ、フラグ（Ｍ）３１６はペ
ージに対するＡＣＬがＴＬＢ内に存在する３組以外に存
在するか否かを示すモアフラグ、フラグ（Ｅ）３１７は
ページのＡＣＬのチェックを行なうかどうかを示すイネ
ーブルフラグＥからなっている。また、ＡＣＬは、スレ
ッド番号３１８、ＬＰＣ上位２０ビット３１９に対して
３個のフラグ３２０、３２１、３２２を持っている。こ
の場合、フラグ（ＰＥ）３２０はスレッド番号の比較を
行なうか否かを示し、フラグ（ＴＥ）３２１はＬＰＣ上
位２０ビットによる比較を行なうか否かを示し、フラグ
（Ｂ）３２２はスレッド番号の比較を行なう際にスレッ
ド番号の一致のみを調べるか、あるいはスレッド番号の
大小関係を調べるかを示している。

【００３４】しかして、外部からの論理ページ番号の２
０ビット１１によりＴＬＢ３１のエントリを特定する
と、スレッド番号の２０ビット１５、ＬＰＣの上位２０
ビット１２、ＣＰＵのアクセスモードの３ビット１３が
連結器３２、３３で連結され、４３ビットの出力３３１
が得られ、これとＴＬＢ３１内にキャッシュされている
ＡＣＬとの比較が３個の比較器３４、３５、３６を使っ
て行われるようになる。ここで、ＬＰＣの上位２０ビッ
ト１２は、後述する仮想空間の領域の領域番号の一例で
ある。

【００３５】図３は、比較器３４、３５、３６の概略構
成を示している。この場合、比較器３４、３５、３６
は、まったく同じものなので、ここでは比較器３４につ
いてのみ述べると、加算器３４１、３４２、アンドゲー
ト３４３〜３４６、オアゲート３４７、３４８、ノアゲ
ート３４９、３５０から構成されている。

【００３６】そして、このような比較器３４は、ＡＣＬ
のフラグ（ＰＥ）３２０を０にすることで、スレッド番
号によるアクセス条件のチェックを省くことができ、全
てのスレッドに共通のアクセス許可を与えることができ
るようにしている。また、フラグ（ＴＥ）３２１を０に
した場合は、ＬＰＣの値によるアクセス条件の判定を行
なわず、ＡＣＬのエントリに書かれているスレッド番号
をもつスレッドは、ＬＰＣの値に関わらず、そのページ
へのアクセス許可を与えることができるようにしてい
る。また、フラグ（Ｂ）３２２を１にした場合は、現在
実行されているスレッド番号がＡＣＬのプログラム番号
よりも大きいか等しい時に、スレッド番号によるアクセ
ス条件を満たしているものとし、フラグ（Ｂ）３２２が
０の時は、二つのスレッド番号が等しい時に限り、スレ
ッド番号によるアクセス条件を満たすようにしている。
また、フラグ（Ｂ）３２２を１にすることにより、スレ
ッド番号をリング保護におけるレベルとして使い、スレ
ッド番号が大きいスレッドに対してより強い権利を与え
るようにしている。

【００３７】そして、比較器３２は、２本の出力信号線
３５１、３５２を有している。ここで、出力信号線３５
２の出力は、現在実行されているスレッドのスレッド番
号とＡＣＬ内に書かれているスレッド番号がマッチし、
且つ一つ前のプログラムカウンタＰＣ（ＬＰＣ）の上位
２０ビットがＡＣＬ内のプログラムカウンタＬＰＣの上
位２０ビットの値にマッチした場合にアサートされる。
すなわち、ＣＰＵによるメモリアクセスの条件がこのＡ
ＣＬの条件と一致していることを示すようにしている。
また、出力信号線３５１の出力は、出力信号線３５２の
出力がアサートされ、且つＣＰＵによるメモリアクセス
が、ＡＣＬによって許可されている種類のものであった
時にアサートされる。つまり、出力信号線３５１の出力
がアサートされれば、メモリアクセスは許可されること
になる。

【００３８】そして、図２に戻って、各比較器３４、３
５、３６の出力信号線３５１の出力の論理和をとった結
果が１であれば、ＴＬＢエントリ内の３つのＡＣＬのう
ちの一つによってアクセスが許されたことになるので、
物理ページ番号１４をイネーブルし、ＴＬＢヒット信号
線１６がアサートされる。また、各比較器３４、３５、
３６の出力信号線３５２の出力の論理和をとった結果が
１であり、出力信号線３５１の出力の論理和をとった結
果が０の場合は、ＴＬＢエントリ内の３つのＡＣＬのう
ち、現在のメモリアクセスの条件に一致するものが存在
するが、ＣＰＵによるメモリアクセスのモードがこのＡ
ＣＬによって許されていない種類のものであったことを
示している。この場合には、信号線３８がアサートさ
れ、プロテクションフォルト１９１がアサートされる。

【００３９】また、比較器３４、３５、３６の出力信号
線３５２の出力の論理和をとった結果が０であり、ＴＬ
Ｂエントリのモアフラグ３１６が０の場合は、現在のメ
モリアクセス条件に一致するＡＣＬが存在しないことを
示している。この場合は信号線４０がアサートされ、プ
ロテクションフォルト１９１がアサートされる。

【００４０】ＴＬＢエントリのイネーブルフラグ３１７
の値が０のときは、信号線４１がアサートされＴＬＢヒ
ット信号線１６がアサートされる。よってＡＣＬのチェ
ックに関係なく物理ページ番号１４を出力する。また、
ＴＬＢがヒットしなかった場合には、前述のようにＴＬ
Ｂmiss信号線１７がアサートされる。同時に動作してい
るアドレス変換装置２によって物理ページ番号が判明す
る可能性が残されているので、その結果を待つと同時に
ＡＣＬがチェックされる。

【００４１】さらにＴＬＢにはヒットしたがＡＣＬのエ
ントリにはヒットせず、かつモアビット（Ｍ）３１６が
１の場合はＡＣＬmiss信号線２０がアサートされる。同
時に動作しているアドレス変換装置２によってＡＣＬが
チェックされる。次に、図４はアドレス変換装置２の概
略構成を示している。

【００４２】この場合、第１段目のアドレス変換装置２
１、第２段目のアドレス変換装置２２、第３段目のアド
レス変換装置２３により構成されている。そして、この
ようなアドレス変換装置２は、スレッド番号の２０ビッ
ト１５、ＬＰＣの上位２０ビット１２、ＣＰＵのアクセ
スモードの３ビット１３と論理ページ番号の２０ビット
１１を取り込み、論理ページ番号の２０ビット１１に対
応する物理ページのページテーブルエントリ２４を出力
するようにしている。また、ＴＬＢヒット１６、プロテ
クションフォルト１９１を受け取った場合はアドレス変
換を中止するようにもしている。さらに、アドレス変換
の途中で、目的とする論理ページに対応する物理ページ
が存在するが、アクセスのモードが許されない種類のも
のであることが判明した場合にはプロテクションフォル
ト１９２を出力し、アドレス変換の途中で目的とする論
理ページに対応する物理ページが存在しないことが判明
した場合にはページフォルト１８を出力するようにして
いる。第１段目のアドレス変換装置２１では、ルートポ
インタ２５と論理ページ番号の上位７ビット１１１を使
って第１段ページテーブルのエントリを決定する。

【００４３】第２段アドレス変換装置２２では、第１段
アドレス変換装置２１によって判明した第２段ページテ
ーブルの先頭アドレス２６と論理ページ番号の上位８ビ
ット目から上位１３ビット目までの７ビットによって示
されるページテーブル内のエントリ番号１１２を使って
第２段ページテーブルのエントリを決定する。

【００４４】第３段アドレス変換装置２３では、第２段
アドレス変換装置２２によって判明した第３段ページテ
ーブルの先頭アドレス２７と論理ページ番号の下位６ビ
ットで示されるページテーブル内のエントリ番号１１３
を使って第３段ページテーブルのエントリを決定する。
図５は、第１段目アドレス変換装置２１および第２段目
のアドレス変換装置２２の概略構成を示している。

【００４５】この場合、アドレス変換装置２１、２２
は、スレッド番号の２０ビット１５、ＬＰＣの上位２０
ビット１２、ＣＰＵのアクセスモードの３ビット１３を
連結させた４３ビットの信号線２１１、ＴＬＢヒット１
６、論理ページ番号の連続する７ビットの部分１１１
（１１２）、ルートポインタ２５（先頭アドレス２６）
を取り込み、このうちの論理ページ番号の連続する７ビ
ットの部分１１１（１１２）、ルートポインタ２５（先
頭アドレス２６）をアドレス合成器２１２で合成するこ
とにより、この論理ページ番号に対するページテーブル
エントリ２１３のアドレスを得るようにしている。

【００４６】ページテーブルエントリ２１３は、次レベ
ルページテーブルへのポインタ２１３１、３種類のフラ
グ２１３２〜２１３４、３組のＡＣＬ、そのページテー
ブルエントリに対するＡＣＬが３組を越える場合に残り
のＡＣＬの置かれている場所を指すポインタ２１３５に
よって構成されている。

【００４７】ここで、３種類のフラグ２１３２〜２１３
４のうちバリッドフラグ（Ｖ）２１３２は、ページテー
ブルエントリが有効であるかを示している。モアフラグ
（Ｍ）２１３３は、そのページに対応するＡＣＬがペー
ジテーブルエントリ内に存在する３組以外に存在するか
否かを示している。イネーブルフラグ（Ｅ）２１３４
は、ＡＣＬのチェックを行なうか否かを示している。

【００４８】ページテーブルエントリの位置が決まる
と、バリッドフラグ２１３２の内容を調べ、この値が０
であれば、ページフォルト１８を出力し、アドレス変換
中止装置２２７を起動し、アドレス変換を中止する。

【００４９】また、４３ビットの信号線２１１の入力と
３個のＡＣＬの内容２１４、２１５、２１６を３つの比
較器２１７、２１８、２１９を使って同時に比較し、こ
の比較の結果によりアクセスが許可されることが判明し
た場合は、信号２２０がアサートされ、次レベルページ
テーブルへのポインタ２１３１の値がイネーブルされ
る。また、アクセスが不許可であることが判明した場合
は、信号２２１がアサートされプロテクションフォルト
１９２が出力される。

【００５０】一方、現在のアクセス条件に一致するＡＣ
Ｌが３つのものの中から見つからなかった場合は、モア
フラグ２１３３を調べる。そして、モアフラグ２１３３
が０であった場合には、ＡＣＬが他にないことを示して
いるので、アクセスの許可がなされないことになり、信
号２２３がアサートされ、プロテクションフォルト１９
２を出力するようになる。また、モアフラグ２１３３が
１であった場合は他にもＡＣＬが存在していることにな
るので、信号２２４がアサートされ、ＡＣＬ切替装置２
２５を使って、次ＡＣＬへのポインタ２１３５によって
指示されている次ページテーブルエントリ２２６のＡＣ
Ｌの組に切替えて再び比較を行なうようになる。

【００５１】この場合、ポインタ２１３５によって指示
されているＡＣＬの組の中に現在のアクセス条件に一致
するものがさらになかった場合には、モアビット２２６
２が１であるかを調べ、１であれば、再びＡＣＬ切替装
置２２５によって次ＡＣＬへのポインタ２２６１によっ
て指される次ページテーブルエントリのＡＣＬの組に切
替えて再比較するようになる。なお、ＴＬＢヒット１６
を受け取った場合はアドレス変換中止装置２２７により
変換処理を中止するようになる。図６は、第３段目のア
ドレス変換装置２３の概略構成を示している。

【００５２】この場合、アドレス変換装置２３は、スレ
ッド番号の２０ビット１５、ＬＰＣの上位２０ビット１
２、ＣＰＵのアクセスモードの３ビット１３を連結させ
た４３ビットの信号線２３１、ＴＬＢヒット１６、論理
ページ番号の下位６ビットの部分１１３、先頭アドレス
２７を取り込み、このうちの論理ページ番号の下位６ビ
ットの部分１１３と先頭アドレス２７とをアドレス合成
器２３２で合成することにより、この論理ページ番号に
対応するページテーブルエントリ２３３のアドレスを得
るようにしている。

【００５３】ページテーブルエントリ２３３は、物理ペ
ージ番号２３３１、５種類のフラグ２３３２〜２３３
６、３組のＡＣＬ、そのページテーブルエントリに対す
るＡＣＬが３組を越える場合に残りのＡＣＬの置かれて
いる場所を指すポインタ２３３７によって構成されてい
る。

【００５４】ここで、３種類のフラグ２１３２〜２１３
４のうちバリッドフラグ（Ｖ）２３３２はページテーブ
ルエントリが有効であるかを示している。ダーティフラ
グ（Ｄ）２３３３はページが変更されたか否かを示して
いる。リファレンスドフラグ（Ｒ）２３３４はページに
対してアクセスがなされたか否かを示している。モアフ
ラグ（Ｍ）２３３５はページに対応するＡＣＬがペ−ジ
テーブルエントリ内に存在する３組以外に存在するか否
かを示している。そして、イネーブルフラグ（Ｅ）２３
３６はＡＣＬのチェックを行なうか否かを示している。

【００５５】ページテーブルエントリの位置が決まる
と、バリッドフラグ２３３２の内容を調べ、この値が０
であれば、ページフォルト１８を出力し、アドレス変換
中止装置２４７を起動しアドレス変換を中止する。

【００５６】また、４３ビットの信号線２３１の入力と
３個のＡＣＬの内容２３４、２３５、２３６を３つの比
較器２３７、２３８、２３９を使って同時に比較し、こ
の比較の結果によりアクセスが許可されることが判明し
た場合は、信号２４０がアサートされ、物理ページ番号
２３３１とフラグ２３３２〜２３３６の組と３つのＡＣ
Ｌの内容２３４〜２３６を連結した１９２ビットの出力
２３３８がイネーブルされる。また、アクセスが不許可
であることが判明した場合は、信号２４１がアサートさ
れ、プロテクションフォルト１９２が出力される。

【００５７】一方、現在のアクセス条件に一致するＡＣ
Ｌが３つのものの中から見つからなかった場合は、モア
フラグ２３３５を調べる。モアフラグ２３３５が０であ
った場合には、ＡＣＬが他にはないことを示しているの
で、アクセスの許可がなされないことになり、信号２４
２がアサートされ、プロテクションフォルト１９２を出
力するようになる。また、モアフラグ２３３５が１であ
った場合は他にもＡＣＬが存在していることになるの
で、信号２４３がアサートされ、ＡＣＬ切替装置２４５
を使って、次ＡＣＬへのポインタ２３３７によって指示
されている次ページテーブルエントリ２４６のＡＣＬの
組に切替えて、再び比較を行なう。

【００５８】この場合、ポインタ２１３５によって指示
されているＡＣＬの組の中に現在のアクセス条件に一致
するものがさらになかった場合には、モアビット２２６
２が１であるかを調べ、１であれば、再びＡＣＬ切替装
置２４５によって次ＡＣＬへのポインタ２４６１によっ
て指されるＡＣＬの組に切替えて再び比較を行なうよう
になる。

【００５９】図７は、ＡＣＬの組を一回切替えた後の比
較によってアクセスが許可されることが判明した場合の
状態を示すもので、図６と同一部分には同符号を付して
示している。この場合、ページテーブルエントリ２３３
の物理ページ番号２３３１とフラグ２３３２〜２３３６
の組とページテーブルエントリ２４６の３つのＡＣＬの
内容２４７〜２４９を連結した１９２ビットの出力２４
６２がイネーブルされるようになる。

【００６０】本実施例では、メモリ管理装置中のページ
テーブルのエントリ中に記載するＡＣＬはＬＰＣの上位
２０ビット固定であるが、この場合、アクセス元の領域
の大きさが固定される。領域の大きさを可変または複数
の領域をまとめて１つのＡＣＬで表現できれば柔軟性が
増す。その場合には図１２のように１つのＡＣＬ中にさ
らにマスク領域３２２（最大でＬＰＣ上位ビット数と同
じビット数）を設け、このマスクに従って比較を行うよ
うにすればよい。ＡＣＬ中のスレッド番号についても同
様なマスク領域をさらに付加すれば複数のスレッドをグ
ループでまとめたアクセス制御が可能となる。

【００６１】また、図３においてアクセス権の検証を行
う比較器の構成でスレッド番号及びＬＰＣの比較を行う
のに、減算器３４１、３４２を用いているが、ここを論
理演算器に置きかえてもよい。この場合、一例として減
算器３４２のかわりにＡＮＤ演算器とする。そしてアド
レス空間の上位をＯＳなどのシステムに、下位をアプリ
ケーションのプログラムに配置する構成とする。ＬＰＣ
上位２０ビット３１９に１６進数で８００００が入って
いるとＬＰＣ上位２０ビット１２の値が１６進数で８０
０００以上の場合、ＡＮＤ演算器の出力は１になる。つ
まり、システムプログラムからのアクセスは許可され、
アプリケーションのプログラムからのアクセスは拒否さ
れる。このように種々の論理演算器及びその組合せに置
きかえることが可能になる。

【００６２】また、本実施例では、論理アドレスから物
理アドレスを求めるのに３段のアドレス変換装置を利用
し、かつ、各段においてＡＣＬのチェックを行っている
が、最終段のみＡＣＬチェックを行い第１段、第２段に
おいてはＡＣＬのチェックを行わない構成も取り得る。 ［実施例２］

【００６３】以上第１の実施例では、従来の第１、第
２、第３の問題点を解決する手段をまとめて示したが、
ここで、上記実施例のうち、従来の第１の問題点を解決
する手段を取り出し、第２の実施例として説明する。ま
ずアクセス権限の判定に関して説明する。

【００６４】図８において、論理アドレス空間８０の中
には、複数のスレッド８１、８２が存在している。ペー
ジテーブル８５は図２の一部を取り出したものである。
スレッド番号１を持つスレッド８１が、あるアドレスの
メモリをアクセスする命令８３を実行しようとする。こ
こで命令８３は、１６進数表記で１２３４番地のデ−タ
をロ−ドしてくることを意味する。まず、ページテーブ
ル８５の中から、アクセスしようとするアドレスが存在
するページに対応するエントリが選ばれる。次に、スレ
ッド番号検出部８６によって、現在実行中のスレッド番
号が検出され、このスレッド番号に一致するスレッド番
号を持った保護情報のエントリが選択される。

【００６５】このエントリの中に書いてある、そのスレ
ッドに許されるアクセスの種類は、アクセスの種類検出
部８４に入力される。８４は、実行されつつあるアクセ
スの種類が、スレッドに許されるアクセスの種類に含ま
れるか否かを検出し、その結果を物理アドレス／プロテ
クション・フォルト信号出力部８７に送る。８７は、ア
クセスが許される場合は、アクセスされようとしている
論理ページの番号に対応する物理ページの番号と、論理
ページ内のオフセットを合わせて物理アドレスとして出
力する。アクセスが許されない場合は、プロテクション
フォルト信号を出力する。

【００６６】図８のページテーブル８５の内容による
と、論理ページ番号が１であるページは、スレッド１か
らは読み書きが出来るが実行は出来ず、スレッド２から
は読み書きが出来ないが実行は出来る、というようにな
っている。このように、一つのアドレス空間内を走る複
数のスレッドについて、別々のアクセス権限を与えるこ
とが出来る。

【００６７】さらに詳しく説明すると、スレッドがある
論理ページをアクセスしようとすると、ページテーブル
の中の、前記論理ページに対応するエントリが選択さ
れ、まず、前記論理ページが有効かどうか、さらに有効
な場合に物理メモリが割り当てられているか否かを、フ
ラグによってページフォルト検出部８８が検出し、もし
無効の場合や割り当てられていない場合は、ページフォ
ルトとして割り込み信号を発生する。

【００６８】それ以外の場合は、そのエントリの中に複
数存在する、アクセスを許すスレッドの番号のフィール
ドのうちで、現在実行中のスレッド番号と一致するもの
が存在するかどうかを、比較器を使って検出する。比較
器を複数用意して並列に比較すると、比較のための時間
が一回比較する時間で済むことになる。

【００６９】一致するフィールドが存在しない場合は、
プロテクションフォルトとして、割り込み信号を出力す
る。一致するフィールドがあった場合は、スレッドが行
なおうとしているアクセスの種類が、そのスレッドに許
されているアクセスの種類に含まれているかどうかを、
比較器を用いて検出する。この比較は、スレッド番号の
一致を検出することと同時に行なうことで比較時間を短
縮することが出来る。含まれていることが検出されなけ
ればプロテクションフォルトとして、割り込み信号を出
力する。含まれていることが検出されたときは、アクセ
スされつつある論理ページに対応する物理ページ番号を
出力する。

【００７０】ＯＳがスケジュ−リングによって、一つの
アドレス空間の中で実行するスレッドを切り替える場合
は、メモリ管理装置内のスレッド番号記憶部に保存され
ている、実行中のスレッドの番号を変更する。これによ
り、これ以降のアドレス変換時は、変更後のスレッド番
号と、その論理ページをアクセス出来るスレッド番号の
一致を調べることになる。 一つのアドレス空間の中を
実行する複数のスレッドに関するページテーブルは、一
つにまとまっているため、ＯＳがページングを行なう時
は、前記ページテーブルの該当するエントリの、論理−
物理アドレスの対応の部分の、物理アドレスの部分を書
き換え、そのエントリに対応する物理ページが存在する
かどうかを示すフラグを更新するだけでよい。 ［実施例３］さらに、第１の実施例のうち、従来の第３
の問題点を解決する手段を取り出し、第３の実施例とし
て説明する。まず、アクセス権限の判定に関して説明す
る。

【００７１】図９において、論理アドレス空間９０は、
複数の領域９１、９２、９３に分割されている。ページ
テーブル９６は図２の一部を取り出したものである。領
域９１の中のプログラムを実行中に、あるアドレスのメ
モリをアクセスする命令９４を実行しようとすると、ま
ず、ページテーブル９６の中から、アクセスしようとす
るアドレスの存在するページに対応するエントリが選ば
れる。次に、領域番号検出部９７によって、現在実行さ
れつつあるプログラムの存在する領域の領域番号を検出
し、この領域番号に一致する領域番号を持った保護情報
のエントリが選択される。

【００７２】このエントリの中に書いてある、その領域
内のプログラムに対して許されるアクセスの種類は、ア
クセスの種類検出部９５に入力される。９５は、実行さ
れつつあるアクセスの種類が、その領域内のプログラム
に対して許されるアクセスの種類に含まれるか否かを検
出し、その結果を物理アドレス／プロテクション・フォ
ルト信号出力部９８に送る。９８は、アクセスが許され
る場合は、アクセスされようとしている論理ページの番
号に対応する物理ページの番号と、論理ページ内のオフ
セットを合わせて物理アドレスとして出力する。アクセ
スが許されない場合は、プロテクションフォルト信号を
出力する。

【００７３】図９のページテーブル９６の内容による
と、論理ページ番号が１０であるページは、領域１から
は読み書きは出来ないが実行は出来、領域２からは読み
書きは出来るが実行は出来ない、となっている。このよ
うに、一つの論理アドレス空間内の複数のプログラム
に、別々のアクセス権限を与えることが出来る。

【００７４】なお、論理アドレス空間を分割する領域の
大きさは、１バイト単位、ページ単位、１メガバイト単
位など、どのような単位でも構わない。また、ページの
大きさも、好きなように決めても構わない。

【００７５】さらに詳しく説明すると、スレッドが実行
しているプログラムが置かれている領域によって、アク
セス権限を変える場合は、実行中の命令の存在するアド
レスつまり１つ前のプログラムカウンタの上位何ビット
かを、現在実行されているプログラムの領域の番号とし
て使用する。

【００７６】まず、アクセスされようとしてる論理ペー
ジが有効かどうか、さらに有効な場合に物理メモリが割
り当てられているか否かを、フラグによってページフォ
ルト検出部９９で検出し、もし無効の場合や割り当てら
れていない場合は、ページフォルトとして割り込み信号
を発生する。

【００７７】次に、アクセスを行なうプログラムが置か
れている領域の領域番号と、ページテーブル中の論理−
物理アドレスの各対応毎に記憶されている、アクセスを
許す領域の番号が一致するかどうかを、比較器を使って
検出する。一致する領域番号がない場合は、プロテクシ
ョンフォルトとして、割り込み信号を出力する。一致す
る番号があった場合は、これから実行されようとしてい
るアクセスの種類が、その領域から許されるアクセスの
種類に含まれているかどうかを比較器を用いて検出す
る。含まれていることが検出されなければプロテクショ
ンフォルトとして割り込み信号を出力する。含まれてい
ることが検出された時は、アクセスされつつある論理ペ
ージに対応する物理ページの番号を出力する。 ［実施例４］さらに第１の実施例のうち、従来の第３の
問題点を解決する部分の変形例を第４の実施例として説
明する。まず、アクセス権限の判定に関して説明する。

【００７８】図１０において、論理アドレス空間１００
は、複数の領域１０１、１０２、１０３に分割されてい
る。領域１０１の中のプログラムを実行中に、あるアド
レスのメモリをアクセスする命令１０４を実行しようと
すると、領域番号検出部１０８によって現在実行されつ
つあるプログラムの存在する領域の領域番号を検出す
る。次に、その領域番号を利用してＡＣＬテーブル１０
７の対応する領域番号のＡＣＬエントリを選択する。次
にアクセスしようとするアドレスの存在するページ番号
を持った保護情報のエントリが選択される。

【００７９】このエントリの中に書いてあるアクセス先
ページに対して許されるアクセスの種類はアクセスの種
類検出部１０５に入力される。１０５は実行されつつあ
るアクセスの種類が、そのアクセス先のページに対して
許されるアクセスの種類に含まれるか否かを検出しても
し許されない場合はプロテクションフォルト信号を出力
する。

【００８０】図１０のＡＣＬテーブル１０７の内容によ
ると、領域番号が１である領域からは論理ページ番号１
０へは読み書きはできないが実行のみ出来、論理ページ
番号１１へは読み書きができるが、実行は出来ない、と
なっている。このように、一つの論理アドレス空間内の
複数のプログラムに、別々のアクセス権限を与えること
が出来る。

【００８１】なお、論理アドレス空間を分割する領域の
大きさは、１バイト単位、ページ単位、１メガバイト単
位など、どのような単位でも構わない。また、ページの
大きさも、好きなように決めても構わない。

【００８２】更に詳しく説明すると、スレッドが実行し
ているプログラムが置かれている領域によって、アクセ
ス権限を変える場合は、実行中の命令の存在するアドレ
ス、つまり１つ前のプログラムカウンタの上位何ビット
かを、現在実行されているプログラムの領域の番号とし
て使用する。

【００８３】まず、アクセスされようとしてる論理ペー
ジが有効かどうか、さらに有効な場合に物理メモリが割
り当てられているか否かをページテーブル１０６のフラ
グによってページフォルト検出部１１０が検出し、もし
無効の場合や割り当てられていない場合は、ページフォ
ルトとして割り込み信号を発生する。

【００８４】次に、アクセスを行なう先の論理ページ番
号と、ＡＣＬテーブル１０７中の、アクセスを行なうプ
ログラムが置かれている領域の領域番号毎に記憶されて
いる、アクセスを許す論理ページの番号が一致するかど
うかを、比較器を使って検出する。一致する論理ページ
番号がない場合は、プロテクションフォルトとして、割
り込み信号を出力する。一致する番号があった場合は、
これから実行されようとしているアクセスの種類が、そ
のページに対して許されるアクセスの種類に含まれてい
るかどうかを比較器を用いて検出する。含まれているこ
とが検出されなければプロテクションフォルトとして割
り込み信号を出力する。プロテクションフォルト信号が
出力されないことで含まれていることが検出された時
は、アクセスされつつある論理ページに対応する物理ペ
ージの番号を物理アドレス出力部１０９から出力する。

【００８５】また、図１０におけるＡＣＬテーブル１０
７中のＡＣＬエントリはアクセス先の論理ページ番号と
そのページに対するアクセスの種類の対で記載されてい
るが、アクセス先の領域番号とその領域に対するアクセ
スの種類の対で記載してもよい。その場合、図１１のよ
うになりＡＣＬテーブル１０７が１１２のように変更さ
れ、新たに設ける領域番号検出部１１１によって、アク
セス先のアドレスに相当する領域番号を検出して、ＡＣ
Ｌテーブル１１２の対応するエントリを選択する。あと
の処理は図１０の場合と同様である。

【００８６】なお、第３の実施例では領域２中の論理ア
ドレスに対して領域１中のプログラムからアクセスでき
るかという検証方法を、本実施例では領域１中のプログ
ラムを実行中に領域２中の論理アドレスに対してアクセ
スできるかという検証方法を採っているが、ページテー
ブルをハッシュを用いて構成することにより両者を融合
した検証方法も採り得る。また、本実施例でページテー
ブル１０６とＡＣＬテーブル１０７を別々に設けている
のは、メモリ容量の節約のためである。

【００８７】このように上記第１〜第４の実施例によれ
ば、論理アドレス空間を共有する複数のスレッドが、複
数の領域におかれているプログラムを実行することによ
って行なうメモリアクセスに対して、ＴＬＢやページテ
ーブル中の一つのエントリにＡＣＬを複数個格納して対
応させるようにしたので、同じ物理アドレスに対して多
くのエントリを占有することがなく、しかも複数のエン
トリが論理アドレスと物理アドレスの対を重複して持つ
ことがなくなる。従って、ページテーブル占有するメモ
リの量が減少する。また、ＴＬＢ（ページテーブルのキ
ャッシュ）中に格納されている論理アドレスの範囲が広
くなり、ＴＬＢのヒット率を向上することができる。ま
た、ＴＬＢやページテーブル中の複数のＡＣＬのそれぞ
れと、現在実行中のスレッドのスレッド番号と実行され
ているプログラムの置かれている領域番号の組の比較を
同時に行なうことができる。このため、アドレス変換の
時間は、従来のメモリ管理装置と同等にできる。

【００８８】また、上記実施例によれば、ＴＬＢを検索
中に発生したミスを、アドレスのミスと、ＡＣＬのミス
に分けることが可能となり、また、ＴＬＢのアドレスを
格納する部分と、ＡＣＬを格納する部分を、独立にペー
ジテーブル中の情報と入れ換えることができる。これに
より、ＴＬＢの一つのエントリ内に、そのエントリに対
応する論理ページに対するＡＣＬをすべて格納できない
場合でも、当該エントリを無効化せず、ＡＣＬの部分の
みを入れ換えることができる。従って、ＴＬＢミスの処
理にかかる時間を短縮することができる。これは特に、
論理アドレスを共有するスレッドあるいはプログラムの
置かれている領域の数が、一つのエントリ中に格納でき
る数より多い場合に有効である。

【００８９】なお、上記実施例では、ページテーブルが
保持する複数個のＡＣＬについて、スレッド番号と領域
番号の組と、その組に許可するアクセスの種類が一つづ
つ組み合わさせている場合を示したが、複数のスレッド
番号と領域番号の組に対して、共通に許可するアクセス
の種類を一つだけ記憶するようにしても良いし、複数の
スレッド番号に対して領域番号と許可するアクセスの種
類を各一つ共通に記憶しても、複数の領域番号に対して
スレッド番号と許可するアクセスの種類を各一つ共通に
記憶しても良い。スレッドあるいは領域毎に個別に許さ
れるアクセス方法を記憶させればきめ細かいアクセス権
制御ができ、一方、アクセスを許すスレッドあるいは領
域の集合に共有させて許されるアクセス方法を一つ記憶
させればアクセス権制御のきめ細かさは多少落ちるが、
ページテーブルとして使用されるメモリの量が節約でき
る。

【００９０】また、上記実施例では保護の最小単位を物
理ページ単位としたが、メモリ管理装置が管理できる大
きさであればどのような大きさが単位であっても、また
セグメントのように可変量であっても良い。

【００９１】その他、ＴＬＢが保持するページテーブル
の一つのエントリに複数個のＡＣＬを保持するという第
２の発明は、どのように情報が格納されている場合にも
適用可能であることはもとより、ＡＣＬの内容として、
上記のスレッド番号と、領域番号であるＬＰＣ上位２０
ビットの組以外でも適用可能であり、また、各信号発生
回路および制御回路の構成、各種制御信号の与え方など
も種々変更して実施することができる。また実施例４の
ようにページテーブルとＡＣＬテーブルを別々に分ける
ことにより、全体のメモリ量を減らすこともできる。

【００９２】また、上記実施例によれば、アクセスの権
利の正しさを検証するため、スレッドを識別する番号だ
けでなく、スレッド毎のメモリアクセスの仕方を示すア
クセス情報のエントリを設けることが可能となり、メモ
リアクセスに対してきめ細かいアクセス権制御を行なう
ことが可能になる。

【００９３】また、上記実施例によれば、メモリアクセ
ス毎にスレッド番号あるいは領域番号の全部又は一部を
マスクしてグループ化し一致の検出を行なうことが可能
となる。これはメモリアクセスに対してグループ化した
アクセス権制御を行なうようにできる。そのため、効率
的なアクセス権制御を行うことができる。

【００９４】また、上記実施例によれば、スレッド番号
あるいは領域番号の一致を検出するだけでなく、大小関
係が成立する等、所定の論理演算結果が真となる場合を
一致が得られたとすることができ、メモリアクセスに対
してプログラム間の又はスレッド間の相対的なアクセス
権制御を行なうようにできる。

【００９５】

【発明の効果】本発明は、以上に説明したように構成さ
れているので、以下に記載するような効果を奏する。

【００９６】まず、ページテーブル内の論理−物理アド
レスの対応に対して、どのスレッドがその論理アドレス
に対してアクセス可能かという情報を記憶する手段を設
けることにより、一つのアドレス空間内を実行する複数
のスレッド同士の保護を、ページテーブルのために使用
するメモリの量を無駄にすることなく、行なうことが出
来る。

【００９７】更に、１つの論理−物理アドレス対に対し
て複数個のアクセス保護情報を記憶すれば、一つの論理
−物理アドレスの対応を記憶するために使われるメモリ
の量が少なくなるため、ＴＬＢに置くことができる論理
−物理アドレスの対応の数が増え、キャッシュのヒット
率が上がるため、平均のアドレス変換時間が短縮され
る。

【００９８】そして、一つのアドレス空間を複数の領域
に分割し、ページテーブル内の一つの論理−物理アドレ
スの対応に対して、どの領域に存在するプログラムを実
行した時に、その論理アドレスに対してアクセス可能か
という情報を１個以上記憶する手段を設けることによ
り、一つのアドレス空間内に存在する複数のプログラム
に対して別々のアクセス権限を与えることが出来る。こ
れにより、あるデータをアクセスするためには、必ず、
ある特定のアクセスプログラムを介してしか行われない
ようにすることができる。

【００９９】また、一つのアドレス空間を複数の領域に
分割し、かつ複数のスレッドを実行させる場合に、ペー
ジテーブル内の論理−物理アドレスの対応に対して、ど
のスレッドがどの領域に置かれているプログラムを実行
している時に、その論理ページに対してアクセス可能か
という情報を記憶する手段を設けることにより、上で述
べた効果が同時に達成される。

【０１００】上記のアクセス可能か否かを示す複数の情
報を、並行して検証すれば、一つの論理−物理アドレス
の対応に対して複数の保護情報があっても、アクセス権
のチェックは保護情報が１個しかない場合と同じ時間で
行なうことができる。

【０１０１】尚、どのスレッドがアクセス可能かを示す
情報のなかのスレッド番号と、アクセスしようとしてい
るスレッドのスレッド番号の一致を調べてアクセスの正
当性を検証する際に、スレッド番号の一部をマスクする
機能を具備すれば、スレッド番号のグルーピングが可能
となるため、複数のスレッドに対して同じ権限を与えた
い場合にページテーブルに置かなければならない情報の
量とチェック時間を節約することが出来る。

【０１０２】同様に、検証の際に、どのスレッドがアク
セス可能かを示す情報のなかのスレッド番号と、アクセ
スしようとしているスレッドのスレッド番号についての
論理演算の結果に基づきスレッド番号が一致したと見倣
す機能を具備することによって、スレッド番号のグルー
ピングが可能となるため、複数のスレッドに対して同じ
権限を与えたい場合にページテーブルに置かなければな
らない情報の量とチェック時間を節約することが出来
る。このようなグルーピングは領域番号についても同様
に実現できる。

【０１０３】さらに、ＴＬＢ（ページテーブルのキャッ
シュ）を検索中に発生したミスを、アドレスのミスと、
ＡＣＬ（保護情報）のミスに分けることが可能となり、
また、ＴＬＢのアドレスを格納する部分と、ＡＣＬを格
納する部分を、独立にページテーブル中の情報と入れ換
えることができる。これにより、ＴＬＢの一つの論理ペ
−ジに対応するエントリ内に、その論理ページに対する
ＡＣＬをすべて格納できない場合でも、当該エントリを
無効化せず、ＡＣＬの部分のみを入れ換えることができ
る。従って、ＴＬＢミスの処理にかかる時間及び保護情
報ミスの処理にかかる時間を短縮することができる。

【０１０４】このように本発明によれば、一回のアドレ
ス変換に要する時間は従来と同等で、ページテーブルの
ヒット率が向上し、ミス処理にかかる時間を短縮できる
ことから、全体としてアドレス変換時間を短縮できるこ
とになり、また、複数のスレッドが複数の領域に分割さ
れたアドレス空間を実行する時の保護を、スレッド番号
と領域番号によってＯＳの介在なしで柔軟に管理するこ
とが出来るようになる。

【図面の簡単な説明】

【図１】 本発明のメモリ管理装置の一実施例を示す概
略構成図。

【図２】 図１に示す実施例に用いられるＴＬＢチェッ
ク装置の概略構成を示す図。

【図３】 図２に示すＴＬＢチェック装置に用いられる
比較器の概略構成を示す図。

【図４】 図１に示す実施例に用いられるアドレス変換
装置の概略構成を示す図。

【図５】 図４に示すアドレス変換装置に用いられる第
１段および第２段目のアドレス変換装置の概略構成を示
す図。

【図６】 図４に示すアドレス変換装置に用いられる第
３段目のアドレス変換装置の概略構成を示す図。

【図７】 図６に示すアドレス変換装置の動作を説明す
るための図。

【図８】 本発明のメモリ管理装置の第２の実施例を示
す概略構成図。

【図９】 本発明のメモリ管理装置の第３の実施例を示
す概略構成図。

【図１０】 本発明のメモリ管理装置の第４の実施例を
示す概略構成図。

【図１１】 第４の実施例の変形例を示す概略構成図。

【図１２】 スレッド番号あるいは領域番号の全部また
は一部をマスクする構成の一例を示す図。

【符号の説明】

１…メモリ管理装置 ２…アドレス変換装置 ３…ＴＬＢチェック装置 ４…スレッド番号記憶部 ２１、２２、２３…アドレス変換器 ２５…ルートポインタ ２１２、２３２…アドレス合成器 ２１７〜２１９、２３７〜２３９…比較器 ２２５、２４５…ＡＣＬ切替え装置 ２２７、２４７…アドレス変換中止装置 ３１…ＴＬＢ ３２、３３…連結器 ３４、３５、３６…比較器 ８０、９０、１００…論理アドレス空間 ８１、８２…スレッド ８３、９４、１０４…実行しようとしている命令 ８４、９５、１０５…アクセスの種類検出部 ８５、９６、１０６…ページテーブル ８６…スレッド番号検出部 ８７、９８…物理アドレス／プロテクション・フォルト
信号出力部 ８８、９９、１１０…ページフォルト検出部 ９１、９２、９３、１０１、１０２、１０３…領域 ９７、１０８…実行しようとしている命令が存在するア
ドレスを含む領域の番号検出部 １０７、１１２…ＡＣＬテーブル １０９…物理アドレス出力部 １１１…アクセスしようとする先のアドレスを含む領域
の番号検出部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 野末 浩志 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内 (72)発明者 前田 賢一 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内 (72)発明者 瀬川 英生 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内 (72)発明者 岡本 利夫 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数のスレッドを起動して仮想空間に割
   り付けられたプログラムを並行して実行する計算機に設
   けられ、論理アドレスから物理アドレスへの変換を行な
   うメモリ管理装置であって、 現在プログラムを実行しているスレッドの番号を記憶す
   る手段と、 前記論理アドレスをどのスレッドがアクセス可能かを示
   す情報を記憶する手段と、 前記スレッド番号を持つスレッドが前記論理アドレスへ
   アクセスしようとする場合に前記アクセス可能かを示す
   情報を用いて前記アクセスをしようとしているスレッド
   にアクセスの権限があるか否かを検証する検証手段とを
   具備し、 この検証手段によりアクセスの正当性が保証された場合
   に前記論理アドレスから物理アドレスへの変換結果を出
   力することを特徴とするメモリ管理装置。
2. 【請求項２】 検証手段において、どのスレッドがアク
   セス可能かを示す情報のなかのスレッド番号と、アクセ
   スしようとしているスレッドのスレッド番号の一致を調
   べる際に、スレッド番号の全部又は一部をマスクする手
   段を具備することを特徴とする請求項１記載のメモリ管
   理装置。
3. 【請求項３】 検証手段において、どのスレッドがアク
   セス可能かを示す情報のなかのスレッド番号と、アクセ
   スしようとしているスレッドのスレッド番号について所
   定の論理演算を行い、論理演算結果が真であった場合に
   スレッド番号が一致したと見倣す手段を具備することを
   特徴とする請求項１記載のメモリ管理装置。
4. 【請求項４】 複数の領域に分割された仮想空間に割り
   付けられたプログラムを実行する計算機に設けられ、論
   理アドレスから物理アドレスへの変換を行なうメモリ管
   理装置であって、 前記論理アドレスをアクセスするプログラムの置かれて
   いる領域がどれであるかを検知する手段と、 前記論理アドレスが前記仮想空間中のどの領域に置かれ
   ているプログラムからアクセス可能かを表す情報を記憶
   する手段と、 プログラム実行中に前記論理アドレスへのアクセス命令
   が出現した場合に前記アクセス可能かを表す情報を用い
   て前記アクセス命令が置かれている領域からのアクセス
   が正当か否かを検証する検証手段とを具備し、 この検証手段によりアクセスの正当性が保証された場合
   に、前記論理アドレスから物理アドレスへの変換結果を
   出力することを特徴とするメモリ管理装置。
5. 【請求項５】 検証手段において、どの領域からのアク
   セスが可能かを示す情報のなかの領域番号と、アクセス
   しようとしているプログラムの置かれている領域の領域
   番号の一致を調べる際に、領域番号の全部又は一部をマ
   スクする手段を具備することを特徴とする請求項４記載
   のメモリ管理装置。
6. 【請求項６】 検証手段において、どの領域からのアク
   セスが可能かを示す情報のなかの領域番号と、アクセス
   しようとしているプログラムの置かれている領域の領域
   番号について所定の論理演算を行い、論理演算結果が真
   であった場合に領域番号が一致したと見倣す手段を具備
   することを特徴とする請求項４記載のメモリ管理装置。
7. 【請求項７】 仮想空間に割り付けられたプログラムを
   実行する計算機に設けられ、アドレス変換テーブルに保
   持されている複数のアドレスに対して指示されたアドレ
   スとの一致を検出し、該一致が検出された際に前記指示
   されたアドレスと対になるアドレスを出力する手段を有
   するメモリ管理装置であって、 前記アドレス変換テーブル中のアドレス対の各々に対し
   て複数個のアクセス保護情報を記憶する手段と、 前記複数個のアクセス保護情報を参照し、実行中のプロ
   グラムの仮想空間内の位置からのあるいはプログラムを
   実行中の実行主体による前記指示されたアドレスへのア
   クセスが許可されるか否かを検証する手段と、 前記検証結果を出力する手段とを具備したことを特徴と
   するメモリ管理装置。
8. 【請求項８】 仮想空間に割り付けられたプログラムを
   実行する計算機に設けられ、 アドレス変換テーブルに保持されている複数のアドレス
   に対して指示されたアドレスとの一致を検出し、該一致
   が検出された際に前記指示されたアドレスと対になるア
   ドレスを出力する手段と、 前記アドレス変換テーブルの一部を置くキャッシュメモ
   リを有するメモリ管理装置であって、 前記アドレス変換テーブル中に設けられ、アドレス対の
   各々に対して複数で可変個のアクセス保護情報を記憶す
   る第１の記憶手段と、 前記キャッシュメモリ中に設けられ、アドレス対に各々
   に対して複数で固定個のアクセス保護情報を記憶する第
   ２の記憶手段と、 前記第２の記憶手段中の複数のアクセス保護情報を検証
   する検証手段と、 前記検証手段で検証できなかった場合に、前記キャッシ
   ュメモリ中の第２の記憶手段の内容のみを、前記アドレ
   ス変換テーブル中の第１の記憶手段の内容の一部と入れ
   換える手段を具備したことを特徴とするメモリ管理装
   置。