JPH08249206A - スタック領域破壊検出機能付き計算機 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 呼出し元のスタック領域を破壊する異常な関
数を呼び出したとき、当該関数の異常を呼出し元への戻
り時に検出することを可能とする。 【構成】 プログラムでの一定の処理を行うためのスタ
ック領域をプログラムメモリ内で確保・解放しながら動
作し、また、スタック領域の底部を指し示すベースポイ
ンタをＣＰＵ内のレジスタ５及びプログラムメモリ内８
ｃに記憶し、プログラムメモリ内の記憶８ｃを用いてレ
ジスタ５内のベースポインタを変更しながらプログラム
を動作させる計算機にあって、ベースポインタを保存す
る上記記憶部分８ｃと異なる補助保存手段１３，１１
と、プログラムの動作が新たなスタック領域９からある
スタック領域８に戻ったときに、レジスタ内容８ｃ，５
と補助保存手段の内容１１とを比較して、これらが一致
しない場合、その旨を報知する比較報知手段１０，１２
とを備えたスタック領域破壊検出機能付き計算機。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、スタック領域単位でプ
ログラムの動作が進行する計算機におけるスタック領域
破壊検出機能付き計算機に関する。

【０００２】

【従来の技術】計算機の動作においては、プログラムメ
モリの低い方から（下から）順に動作領域すなわちスタ
ック領域を確保していき、各スタック領域に対してデー
タ入出力を行って関数等を実行することが一般に行われ
てる。

【０００３】各スタック領域は、対応する関数等の動作
が終了すれば解放され、当該スタック領域からさらに関
数等が呼び出されれば、新たなスタック領域がその上に
確保される。

【０００４】このようにスタック領域の確保・解放によ
り処理を進行させる計算機の中でも、特に、関数内のス
タック変数領域を「ＥＢＰレジスタ−オフセット」の形
で処理を行うようにプログラムをコンパイルするコンパ
イラを用いた計算機がある。

【０００５】この計算機においては、ＣＰＵ（あるいは
ＭＰＵ；マイクロプロセッサユニット）内にベースポイ
ンタ用レジスタとしてのＥＢＰレジスタとスタックポイ
ンタ用レジスタとしてのＥＳＰレジスタとが用意され、
ＥＢＰレジスタとＥＳＰレジスタとにより、プログラム
の動作進行が保証される。そして、新たなスタック領域
が確保される際に、ＥＢＰレジスタ等の値が呼出し側の
スタック領域の上の部分に保存される。

【０００６】図５はこのような計算機におけるスタック
領域の確保・解放を伴うプログラム処理の進行を説明す
る図である。図５（ａ）〜（ｄ）は、プログラムメモリ
の状態を示しており、図中の下側が上記説明におけるメ
モリの低い方（下）であり、上側が上記説明におけるメ
モリの上である。まず、図５（ａ）において、プログラ
ムは関数Ａのスタック３１で関数Ａの処理を行ってお
り、計算結果等の入出力もこのスタック３１に対して行
われている。

【０００７】したがって、このとき、ＣＰＵ内のＥＢＰ
レジスタには、関数Ａのスタック３１の一番下を指し示
すアドレスＡ１が保存されており、一方、ＥＳＰレジス
タには、動作中のスタック領域の一番上を指し示すアド
レスＡ２が保存されている。

【０００８】つまり、ベースポインタであるＥＢＰレジ
スタの内容は、常に処理に対応するスタックの一番下の
アドレス（スタック領域の底部）を指し示すのであり、
スタックポインタであるＥＳＰレジスタの内容は、常に
対応するスタックの一番上のアドレス（当該スタックの
上に次のスタックのためのパラメータ等が積まれている
ときはその一番上）を指し示すものである。

【０００９】計算機は、この両レジスタの内容から動作
時に必要なアドレス等を確保でき、これにより高速動作
が担保されている。ここで、図５（ｂ）に示すように、
仮に関数Ａ内から関数Ｂを呼び出すと、関数Ｂ用のスタ
ック領域を確保する前に、関数Ａのスタック３１の一番
上のアドレスＡ２の上に、関数Ｂを処理するためのパラ
メータ３２、関数Ａへの戻り番地３３、関数ＡのＥＢＰ
領域３４が順に保存されていく。このようにメモリ領域
の新たな確保が行われる度に、ＥＳＰレジスタ内容は、
アドレスＡ３、アドレスＡ４、アドレスＡ５と変更され
ていく。

【００１０】そして、関数ＡのＥＢＰ領域３４が確保さ
れて、ＥＢＰレジスタ内容すなわちアドレスＡ１がこの
領域３４に保存されると、ＥＳＰレジスタの内容すなわ
ちアドレスＡ５がＥＢＰレジスタに保存され、関数Ｂの
スタック領域の確保処理に移る。

【００１１】図５（ｃ）は、関数Ｂのスタック３５が確
保され、関数Ｂが処理されている状況を示す。ここで、
ＣＰＵ内のＥＢＰレジスタには、関数Ｂのスタック３５
の一番下を指し示すアドレスＡ５が保存されており、一
方、ＥＳＰレジスタには、動作中のスタック領域の一番
上を指し示すアドレスＡ６が保存されている。

【００１２】このとき、さらに新たな関数等が呼び出さ
れれば、図５（ａ），（ｂ）と同様な処理を経て、新た
なスタック領域が関数Ｂのスタック３５の上に確保され
ることになる。

【００１３】一方、関数Ｂについての処理が終了する
と、スタック３５は、解放され、処理対象が関数Ａに戻
ることになる。つまり、図５（ｄ）に示すように、アド
レスＡ１を保存する関数ＡのＥＢＰ領域３４の内容がＥ
ＢＰレジスタに移され、ＥＳＰレジスタの内容は、関数
Ａのスタック３１の一番上を示すアドレスＡ２に変更さ
れる。さらに、ＣＰＵは、関数Ａにおける戻り番地を、
関数Ａへの戻り番地３３から受け取ってこの番地から関
数Ａについての処理を再開することになる。

【００１４】以上が、「ＥＢＰレジスタ−オフセット」
の形で処理を行うようにコンパイルされたプログラムに
おける、新たなスタック領域が確保される際に、ＥＢＰ
レジスタ等の値が呼出し側のスタック領域の上の部分に
保存されるときの処理方法である。このような処理方法
は、ＥＢＰレジスタ及びＥＳＰレジスタに相当するレジ
スタを備えたＣＰＵを用いた計算機において一般的に用
いられている手法である。特に、プログラム言語として
Ｃ言語を用いた場合は、上記処理方法が用いられる。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】ところで、上記処理方
法によりプログラムの処理がなされているとき、あるス
タック領域で、そのスタック領域の容量を越えてデータ
の書込みが行われた場合、メモリの上から下に向ってデ
ータの書込みが行われていくので、呼出し元のスタック
領域の内容が破壊されてしまうことになる。この場合、
呼出し元のスタック領域とは、呼出し元が例えば関数Ａ
であれば、関数ＡのＥＢＰ領域３４、関数Ａへの戻り番
地３３、関数Ｂを処理するためのパラメータ３２及び関
数Ａのスタック３１からなる領域を示している。

【００１６】図６は、関数Ｂのスタック３５への書込み
により関数ＡのＥＢＰ領域３４、関数Ａへの戻り番地３
３、関数Ｂを処理するためのパラメータ３２の内容が破
壊された場合を示す説明図である。

【００１７】この場合、関数Ａへの戻り番地３３が失わ
れているので、ＣＰＵは戻り番地を受け取ることができ
ず、関数Ｂからの戻りとして異常な番地に移行しようと
する。したがって、異常発生をすぐに検出することがで
きる。つまり、この場合は、関数Ｂに不具合があるとす
ぐに判明する。

【００１８】一方、関数Ｂのスタック３５を越えて書込
みが行われる場合であっても、関数Ａへの戻り番地３３
が破壊されない場合もある。図７は、関数Ｂのスタック
３５への書込みにより関数ＡのＥＢＰ領域３４のみが破
壊された場合を示す説明図である。

【００１９】図７に示すように、例えば１バイトのみ関
数Ｂのスタック３５を越えてメモリの下側まで書込みが
行われたとき、関数ＡのＥＢＰ領域３４の内容は異常値
となるが、関数Ａへの戻り番地３３及び関数Ｂを処理す
るためのパラメータ３２の内容は正常なままである。

【００２０】したがって、関数Ｂから関数Ａに戻ると
き、ＥＢＰレジスタには異常な内容が入力されるが、関
数Ａへの戻りそのものは正常に行われる。そして、関数
Ａ内での処理は正常に続けられ、次に、ＥＢＰレジスタ
を使用するとき、例えば関数Ａからさらに呼び出し元の
スタック領域に戻るなどのときに、初めてメモリアクセ
ス異常が発生し、異常が検出される。

【００２１】このときの異常発生は、関数Ａの処理中に
起こるので、プログラマは、関数Ｂに原因があって当該
異常が発生したと特定することは困難である。したがっ
て、異常発生原因すなわち関数Ｂの不具合の検出までに
かなりの時間及び労力が必要であり、さらに、習熟した
プログラマでなければ異常原因がわからない等の問題点
があった。

【００２２】本発明は、このような実情を考慮してなさ
れたもので、呼出し元のスタック領域を破壊する異常な
関数等を呼び出したとき、当該関数等の異常を呼出し元
への戻り時に検出することを可能としたスタック領域破
壊検出機能付き計算機を提供することを目的とする。

【００２３】

【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に、本発明は、計算機プログラムにおける一定の処理を
行うためのスタック領域をプログラムメモリ内で確保・
解放しながら動作し、また、プログラムの動作を保証す
るためにスタック領域の底部を指し示すベースポインタ
をＣＰＵ内のレジスタに記憶し、そして、あるスタック
領域での処理動作中に新たなスタック領域を確保する場
合、プログラムメモリ内におけるあるスタック領域と新
たなスタック領域との境界附近にあるスタック領域のベ
ースポインタを保存した後に新たなスタック領域を確保
し、さらに、新たなスタック領域の底部を指し示す新た
なベースポインタをレジスタに記憶させて新たなスタッ
ク領域でのプログラムにおける他の一定の処理を行い、
一方、プログラムの動作が新たなスタック領域からある
スタック領域に戻るときに、境界付近に保存されたベー
スポインタをレジスタに戻してからプログラムの動作を
継続させる計算機にあって、プログラムメモリ内の境界
付近とは異なる、あるスタック領域のベースポインタを
保存する補助保存手段と、プログラムの動作が新たなス
タック領域からあるスタック領域に戻ったときに、この
ときのレジスタ内容と補助保存手段の内容とを比較し
て、これらが一致しない場合、その旨を報知する比較報
知手段とを備えたスタック領域破壊検出機能付き計算機
である。

【００２４】

【作用】したがって、まず、本発明のスタック領域破壊
検出機能付き計算機においては、計算機プログラムにお
ける一定の処理を行うためのスタック領域が必要に応じ
てプログラムメモリ内で確保・解放されて動作してい
る。

【００２５】このとき、スタック領域は、例えば関数を
実行するためのデータ入出力領域として用いられ、関数
の呼出し、戻り等に応じて確保・解放されている。そし
て、このスタック領域の確保・解放の際に、プログラム
の動作を保証するためのスタック領域の底部を指し示す
ベースポインタがＣＰＵ内のレジスタに対して入力され
ている。

【００２６】例えば、あるスタック領域での処理動作中
に新たなスタック領域を確保する場合、すなわち他の関
数等を呼び出すとき、まず、プログラムメモリ内におけ
るあるスタック領域と新たなスタック領域との境界附近
に、このときにレジスタ内に記憶されている上記あるス
タック領域のベースポインタが保存される。

【００２７】次に、新たなスタック領域が確保され、新
たなスタック領域の底部を指し示す新たなベースポイン
タがレジスタに記憶されて、新たなスタック領域でのプ
ログラムにおける他の一定の処理、すなわち目的の関数
の実行が行われる。

【００２８】一方、当該関数の実行が終了し、プログラ
ムの動作が新たなスタック領域からあるスタック領域に
戻るときには、上記境界付近に保存されたベースポイン
タを上記レジスタに戻してから呼出し元でのプログラム
動作が継続させる。

【００２９】上記計算機においては、呼び出された側の
新たなスタック領域を用いる関数等に、例えば確保され
たスタック領域の大きさを越えて書込みを行うような異
常があると、上記境界附近に保存されたベースポインタ
が破壊されてしまう。

【００３０】そこで、本発明では、プログラムメモリ内
の境界付近のものとは異なる補助保存手段によって、上
記あるスタック領域のベースポインタが保存される。そ
して、プログラムの動作が新たなスタック領域からある
スタック領域に戻ったとき、比較報知手段によって、こ
のときのレジスタ内容と補助保存手段の内容とが比較さ
れ、これらが一致しない場合、その旨が報知される。し
たがって、プログラムの実行に際して、呼び出された関
数等による呼出し元のスタック領域破壊を容易に検出す
ることができる。

【００３１】

【実施例】以下、本発明の実施例について説明する。図
１は本発明に係るスタック領域破壊検出機能付き計算機
の一実施例を示す構成図である。

【００３２】このスタック領域破壊検出機能付き計算機
は、システムバス１に接続され、各種処理を行うＣＰＵ
２と、プログラム動作のためのプログラムメモリ３を少
なくとも保存するシステムバス１に接続されたメモリ４
と、その他の図示しない周辺要素とからなっている。

【００３３】また、特にこだわらないかぎり、本計算機
を動作させるプログラムはＣ言語で記述されているもの
とする。ＣＰＵ２には、ＥＢＰレジスタ５とＥＳＰレジ
スタ６とが具備されており、これらの各レジスタ５，６
は、従来例で説明した通り、それぞれベースポインタの
レジスタ及びスタックポインタのレジスタとして機能す
る。

【００３４】プログラムメモリ３には、スタックＡまで
のスタック部７と、スタックＡ部８と、スタックＢ部９
とが確保されており、これらの領域はメモリの下側から
順に確保されている。

【００３５】なお、従来例で説明した通り、これらの各
スタック部、又、図示しないスタック部は、プログラム
の処理にしたがって確保、解放されるものである。ま
た、スタックＡ部８は、関数Ａのスタック８ａと、戻り
番地・パラメータ部８ｂと、スタックＡのＥＢＰ保存部
８ｃとによって構成されている。

【００３６】ここで、関数Ａのスタック８ａは、従来例
の関数Ａのスタック３１に対応するものである。また、
戻り番地・パラメータ部８ｂは、従来例の関数Ｂを処理
するためのパラメータ３２及び関数Ａへの戻り番地３３
と同様な構成を有するものである。さらに、スタックＡ
のＥＢＰ保存部８ｃも、従来例の関数ＡのＥＢＰ領域３
４と同様な構成を有する。

【００３７】また、スタックＢ部９も、関数Ｂのスタッ
ク９ａにスタックＡ部８と同様な保存・比較・通知部１
０，１１，１２等を備え、また、図示しないその他のス
タック部も必要に応じてスタックＡ部８と同様な保存・
比較・通知部１０，１１，１２等を備えている。なお、
これらの各スタックの構成状態は、プログラムの動作状
況によって決まる。

【００３８】ここで、関数Ａのスタック８ａには、ＥＢ
Ｐ取込・比較部１０とチェック用ＥＢＰ保存部１１と異
常通知部１２とが設けられている。なお、関数Ｂのスタ
ック９ａ等の他の各スタック部が存在する場合には同様
な構成が設けられる。

【００３９】一方、スタックＡ部までのスタック部７に
は、ＥＢＰレジスタ読込部１３が設けられている。ＥＢ
Ｐ取込・比較部１０は、例えば関数Ｂのように新たなス
タック部を作成することになる関数等を呼び出す直前
に、そのときのＥＢＰレジスタ５の内容，具体的にはア
ドレスＡ１を取り込み、チェック用ＥＢＰ保存部１１に
保存するようになっている。そして、関数Ｂ処理の終了
後、チェック用ＥＢＰ保存部１１の内容とＥＢＰレジス
タ５の内容とを比較し、これらが一致していなければ異
常通知部１２に通知されるようになっている。

【００４０】図２は関数Ａ内におけるＥＢＰ取込・比較
部１０等の具体的なプログラム例を示す図である。つま
り、図２に示すように、プログラム行Ｐ１においてＥＢ
Ｐレジスタ読込部１３の一例であるＧｅｔＥＢＰ（）を
用いて、チェック用ＥＢＰ保存部１１の一例であるＳａ
ｖｅＥＢＰにＥＢＰレジスタ５の内容を保存する。

【００４１】次のプログラム行Ｐ２において関数Ｂを実
行させ、関数Ｂ終了後、すなわち、ＥＢＰレジスタ５が
スタックＡのＥＢＰ保存部８ｃの値を受け取った後に、
プログラム行Ｐ３の前段Ｐ３ａにおいて、当該ＥＢＰレ
ジスタ５の内容（ＧｅｔＥＢＰ（））とチェック用ＥＢ
Ｐ保存部１１の内容（ＳａｖｅＥＢＰ）とを比較するよ
うになっている。そして、ＳａｖｅＥＢＰ！＝ＧｅｔＥ
ＢＰ（）すなわち、一致していなければ、異常通知部１
２の一例であるプログラム行Ｐ３の後段Ｐ３ｂを実行し
て、異常通知を出力する。

【００４２】一方、ＥＢＰレジスタ読込部１３の一例と
しての関数ＧｅｔＥＢＰ（）は、アセンブラ言語で作成
されており、ＥＢＰレジスタ５の内容を読込めるように
なっている。ここで、アセンブラ言語で記述するのは、
ＣＰＵ内のハードウェアレジスタの値をそのまま読込む
ためである。また、Ｃ言語へのインターフェースとして
は、この関数の戻り値がＥＢＰレジスタを示すように設
計することにより、Ｃ言語ライクな関数として使用する
ことが可能となっている。

【００４３】図３はＥＢＰレジスタ読込部１３の具体的
なプログラム例を示す図である。また、図１において
は、ＥＢＰレジスタ読込部１３は、スタックＡまでのス
タック部７に設けられているとしたが、例えば他領域に
あるスタック部として設けられてもよい。つまり、ＥＢ
Ｐレジスタ読込部１３は、関数Ｂ等の書込みによって破
壊されない領域に設けられていればよい。

【００４４】なお、ＥＢＰレジスタ読込部１３とチェッ
ク用ＥＢＰ保存部１１とによって補助保存手段の一例が
構成されており、ＥＢＰ取込・比較部１０と異常通知部
１２とによって比較報知手段の一例が構成されている。

【００４５】次に、以上のように構成された本実施例の
スタック領域破壊検出機能付き計算機の動作について説
明する。図４は本実施例の動作を示す流れ図である。

【００４６】図４において、まず、関数Ａが実行されて
いる（ＳＴ１）。次に、関数Ａの実行中で関数Ｂを呼び
出したいとき、呼び出し前にＥＢＰレジスタ５の内容を
読込みチェック用ＥＢＰ保存部１１に保存する（ＳＴ
２）。

【００４７】そして、関数Ｂを実行する（ＳＴ３）が、
関数Ｂのスタック９ａを確保するときに、従来例で説明
したように、関数Ａのスタック８ａの上に関数Ａへの戻
り番地等及び関数ＡのＥＢＰがそれぞれ戻り番地・パラ
メータ部８ｂ及びスタックＡのＥＢＰ保存部８ｃに保存
される。

【００４８】関数Ｂの実行が終了するとき、スタックＡ
のＥＢＰ保存部８ｃの値がＥＢＰレジスタ５に入力され
る。そこで、関数Ａ内のＥＢＰ取込・比較部１０は、関
数Ａの処理を再開する前に、このときのＥＢＰレジスタ
５の内容を読込み（ＳＴ４）、これを先に保存しておい
た関数Ａのスタック８ａのチェック用ＥＢＰ保存部１１
の内容と比較する（ＳＴ５）。

【００４９】ここで、当該ＥＢＰレジスタ５の内容とチ
ェック用ＥＢＰ保存部１１の内容とが異なっていれば、
少なくともスタックＡのＥＢＰ保存部８ｃの内容が破壊
されていると判定できるので、関数Ｂは、呼出し元のス
タック領域を破壊する異常な関数である旨の通知を行う
（ＳＴ６）。

【００５０】一方、上記各内容が同じであれば、呼出し
元のスタック領域は破壊されていないので、処理を継続
する（ＳＴ７）。上述したように、本実施例によるスタ
ック領域破壊検出機能付き計算機は、新たなスタック部
として関数Ｂのスタック９ａを確保する際に、ＥＢＰレ
ジスタ読込部１３によって、スタックＡのＥＢＰ保存部
８ｃとは別のチェック用ＥＢＰ保存部１１にＥＢＰレジ
スタ５の内容を保存し、関数Ｂから関数Ａに戻った直後
に、ＥＢＰ取込・比較部１０によって、スタックＡのＥ
ＢＰ保存部８ｃの内容を戻されたＥＢＰレジスタ５内容
とチェック用ＥＢＰ保存部１１内容とを比較し、両者が
一致しないときには、異常通知部１２とによってその旨
を報知するようにしたので、呼出し元のスタック領域を
破壊する異常な関数が呼び出したとき、この異常な関数
を検出し、呼出し元スタック領域が破壊されたことを通
知することができる。

【００５１】また、図２、図３のプログラム例に示すよ
うに、上記各手段は非常に短いプログラムで実現できる
ので、プログラム実行速度をあまり落とすことなく、上
記機能を実現することができる。特に、ＥＢＰレジスタ
読込部１３は、アセンブラ言語で記述することにより、
機械語の２命令しか必要とせず、プログラム実行速度に
対する悪影響はほとんどない。

【００５２】したがって、上記異常を起こす関数等を少
ない労力でかつ短時間で検出することができる。さら
に、本実施例の装置を用いれば、習熟度の低いプログラ
マであってもの容易に当該異常を検出することができ
る。

【００５３】また、本実施例においては、ＥＢＰレジス
タ読込部１３をアセンブラ言語で作成したが、プログラ
マの便宜を図るためＣ言語で作成してもよい。この場
合、プログラム全体が、プログラマにとって扱い易いも
のとなる。

【００５４】さらに、本実施例においては、異常通知部
１２をスタックＡ部８内に設けたが、これは、スタック
Ａまでのスタック部７等の他の記憶領域に設けてもよ
く、関数を呼び出す形で処理してもよい。なお、本発明
は、上記各実施例に限定されるものでなく、その要旨を
逸脱しない範囲で種々に変形することが可能である。

【００５５】

【発明の効果】以上詳記したように本発明によれば、Ｅ
ＢＰレジスタの内容をＥＢＰ保存部とは別の他の保存部
に記憶し、関数戻り時に両者を比較するようにしたの
で、呼出し元のスタック領域を破壊する異常な関数等を
呼び出したとき、当該関数等の異常を呼出し元への戻り
時に検出することを可能としたスタック領域破壊検出機
能付き計算機を提供する。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明に係るスタック領域破壊検出機能付き計
算機の一実施例を示す構成図。

【図２】同実施例における関数Ａ内におけるＥＢＰ取込
・比較部の具体的なプログラム例を示す図。

【図３】同実施例におけるＥＢＰレジスタ読込部の具体
的なプログラム例を示す図。

【図４】同実施例の動作を示す流れ図。

【図５】従来の計算機におけるスタック領域の確保・解
放を伴うプログラム処理の進行を説明する図。

【図６】従来の計算機における関数Ｂのスタックへの書
込みによる関数Ａについてのスタック領域の一部が破壊
された場合を示す説明図。

【図７】従来の計算機における関数Ｂのスタックへの書
込みによる関数ＡのＥＢＰ領域のみが破壊された場合を
示す説明図。

【符号の説明】

１…システムバス、２…ＣＰＵ、３…プログラムメモ
リ、５…ＥＢＰレジスタ、６…ＥＳＰレジスタ、７…ス
タックＡまでのスタック部、８…スタックＡ部、９…ス
タックＢ部、１０…ＥＢＰ取込・比較部、１１…チェッ
ク用ＥＢＰ保存部、１２…異常通知部、１３…ＥＢＰレ
ジスタ読込部。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 計算機プログラムにおける一定の処理を
   行うためのスタック領域をプログラムメモリ内で確保・
   解放しながら動作し、また、前記プログラムの動作を保
   証するために前記スタック領域の底部を指し示すベース
   ポインタをＣＰＵ内のレジスタに記憶し、そして、ある
   スタック領域での処理動作中に新たなスタック領域を確
   保する場合、前記プログラムメモリ内における前記ある
   スタック領域と前記新たなスタック領域との境界附近に
   前記あるスタック領域のベースポインタを保存した後に
   前記新たなスタック領域を確保し、さらに、前記新たな
   スタック領域の底部を指し示す新たなベースポインタを
   前記レジスタに記憶させて前記新たなスタック領域での
   前記プログラムにおける他の一定の処理を行い、一方、
   前記プログラムの動作が前記新たなスタック領域から前
   記あるスタック領域に戻るときに、前記境界付近に保存
   されたベースポインタを前記レジスタに戻してから前記
   プログラムの動作を継続させる計算機にあって、 前記プログラムメモリ内の前記境界付近とは異なる、前
   記あるスタック領域のベースポインタを保存する補助保
   存手段と、 前記プログラムの動作が前記新たなスタック領域から前
   記あるスタック領域に戻ったときに、このときの前記レ
   ジスタ内容と前記補助保存手段の内容とを比較して、こ
   れらが一致しない場合、その旨を報知する比較報知手段
   とを備えたことを特徴とするスタック領域破壊検出機能
   付き計算機。