JPH0731628B2 - コンピュータ・システム - Google Patents

コンピュータ・システム

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JPH0731628B2
JPH0731628B2 JP63008599A JP859988A JPH0731628B2 JP H0731628 B2 JPH0731628 B2 JP H0731628B2 JP 63008599 A JP63008599 A JP 63008599A JP 859988 A JP859988 A JP 859988A JP H0731628 B2 JPH0731628 B2 JP H0731628B2
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リチヤード・ビールコスキイ
リチヤード・アレン・ダイアン
デヴイツト・ジヨセフ・ドリア
スコツト・ジエラード・キニアー
ジエフリイ・アイ・クランツ
ロバート・ビイー・リヴーマン
ガイ・ジイー・ソウトーマーヤー
ドナルド・デイリー・ウイリアムズ
ガイリ・アンソニイー・ヴアスコツカス
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インターナシヨナル・ビジネス・マシーンズ・コーポレーシヨン
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    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/02—Addressing or allocation; Relocation
    • G06F12/0223—User address space allocation, e.g. contiguous or non contiguous base addressing
    • G06F12/0292—User address space allocation, e.g. contiguous or non contiguous base addressing using tables or multilevel address translation means
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
    • G06F12/00—Accessing, addressing or allocating within memory systems or architectures
    • G06F12/14—Protection against unauthorised use of memory or access to memory
    • G06F12/1416—Protection against unauthorised use of memory or access to memory by checking the object accessibility, e.g. type of access defined by the memory independently of subject rights
    • G06F12/145—Protection against unauthorised use of memory or access to memory by checking the object accessibility, e.g. type of access defined by the memory independently of subject rights the protection being virtual, e.g. for virtual blocks or segments before a translation mechanism

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  • Storage Device Security (AREA)
  • Information Transfer Systems (AREA)
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  • Multi Processors (AREA)

Description

【発明の詳細な説明】 A.産業上の利用分野 本発明は、複数のアドレス指定モードを持つたプロセツ
サを含むコンピユータ・システムに係る。
B.従来技術 マイクロコンピユータ（パーソナル・コンピユータ）
は、応答速度を落とすことなく、より複雑なデータ処理
タスクを実行することを要求されている。しかし、その
ようなタスクを実行するためには、追加の装置ドライ
バ、ネツトワーク・プログラム、ホスト接続プログラ
ム、セツシヨン管理プログラム等を使用可能なメモリ空
間にロードしなければならない。そうすると、ユーザの
アプリケーシヨン・プログラムが使用できるメモリ空間
が少なくなる。従つて、記憶容量、パフオーマンス及び
機能の間で妥協を図るという望ましくない事態が生じ
る。
この問題に対処するため、最近になつて、アドレス指定
可能な記憶域が大きいマイクロプロセツサが使われだし
た。例えば、インテル社の8088及び8086は約1MBまでア
ドレス指定できるが、80286では約16MBまで可能であ
る。
C.発明が解決しようとする問題点 80286は２種類の互換性のないアドレス指定モード、す
なわちリアル・モード及びプロテクト・モードを採用し
ている。リアル・モードは8088及び8086で採用されてい
るアドレス指定モードと同じであり、従つて、IBM PC及
びその互換機のように、8088又は8086を使うコンピユー
タのために書かれたプログラムをリアル・モードで実行
することができる（同じBIOSを直接使用できるため）。
しかし、リアル・モードの場合、アドレス指定可能なメ
モリ空間は1MBに制限される。
プロテクト・モードはリアル・モード、すなわち8088及
び8086のアドレス指定モードとは異なり、約16MBまでア
ドレス指定できる。しかし、アドレス指定モードが全く
と云つていいほと異なつているので、古いBIOSをそのま
までは使用できず、従つて、80286を使つているコンピ
ユータは、プロテクト・モードで大きなメモリ空間を使
用できるという利点と、8088及び8086のために書かれた
プログラムも実行できるという利点とを併せて享受する
ことはできなかつた。
80286を用いた代表的なアプリケーシヨンのメモリ・マ
ツプを第２図に示す。０〜40KBの領域はBIOS及びOS（例
えばPC DOS又はMS DOS）によつて占められる。ユーザに
割振られている40KBから640KBまでの空間はリアル・モ
ードでもプロテクト・モードでも使用できる。ビデオ・
バツフアは640〜752KBを占め、フイーチヤROM及びプレ
ーナROMは752KB〜1MBを占める。リアル・モードでアド
レス指定できるのはここまでである。プロテクト・モー
ドの場合は、あと15MBを使用できる。
本発明が解決すべき問題を明らかにするため、２つのア
ドレス指定モードについてもう少し詳しく説明する。
8088及び8086のアドレス指定モード、並びに80286のリ
アル・モードにおいては、32ビツトのポインタを用いて
物理メモリが直接アドレス指定される。第３図に示すよ
うに、32ビツトの各ポインタは16ビツトのオフセツト
（ビツト０〜15）及び16ビツトのセグメント（ビツト16
〜31）から成る。メモリは64KBのセグメントに分割さ
れ、ポインタの各セグメント値はそれらのセグメントの
うちの１つに直接対応している。すなわち、ポインタ・
セグメントｎに24を掛けたもの（16進数での１桁のシフ
トと等価）は、メモリのセグメントｎにおける最初のバ
イトのアドレスを直接示す。これは、物理メモリにおけ
るセグメントｎ−１とセグメントｎとの境界でもある。
オフセツトはこの境界からの変位を示す。
物理メモリにおける所与のバイト位置（オペランド・ア
ドレス）を直接指定する20ビツトの値を得るため、第４
図に示すように、セグメント値に24を掛けたものがオフ
セツト値に加算される。加算結果は、20ビツトのアドレ
スとして直接メモリへ供給される。
80286のプロテクト・モードでは、BIOSは物理メモリを
セグメント及びオフセツトという形では使用しない。メ
モリは64KBのセグメントには分割されない。その代り
に、アドレスと物理メモリの個々の記憶位置との間に直
接の対応関係がない仮想アドレス指定方式が採用され
る。アドレス指定のやり方を複雑にすることなく、使用
可能なメモリ空間をより効率よく用いるために、プロテ
クト・モードにおいてもメモリはセグメントに分割され
るが、その長さは固定でなくてもよい。実際の物理アド
レスの生成は、ユーザ及びBIOSの手が届かない80286内
部で行われる。
第５図を参照しながら、プロテクト・モードのアドレス
指定についてもう少し詳しく説明する。
8088、8086及びリアル・モードの場合と同じく、BIOSは
32ビツトのポインタを用いてメモリをアドレス指定す
る。プロテクト・モードにおいても、ポインタの下位16
ビツト（ビツト０〜15）はオフセツトと呼ばれる。ただ
し、ポインタの上位16ビツト（ビツチ16〜31）は、前述
のセグメントとは機能を異にするので、それと区別する
ために「セレクタ」と呼ばれる。
セグメントは24倍した後にオフセツトに加算されていた
が、セレクタは、セグメント記述子テーブルに含まれる
セグメント記述子へのポインタとして使用される。セグ
メント記述子テーブルは、物理メモリの所定の記憶域に
ある。各セグメント記述子は、物理メモリにおける対応
セグメントのベース・アドレス（下位境界アドレス）を
示す24ビツトの値を含む。物理メモリにおける所望オペ
ランドの実際のアドレスを得るため、セレクタによつて
取出された24ビツトのセグメント・ベース・アドレスは
オフセツトに加算される。
上述のように、プロテクト・モードで用いるセレクタの
機能は、8088や8086及びリアル・モードにおけるセグメ
ントとこ異なつており、従つて8088、8086及びリアル・
モード用に設計されていて、セグメントを用いてアドレ
ス指定するBIOSはプロテクト・モードでは直接働かせる
ことはできず、そのようなBIOSの使用を前提として書か
れたプログラムはプロテクト・モードでは実行できな
い。勿論、これらのプログラムは80286のリアル・モー
ドで実行することはできるが、プロテクト・モードで実
行できないというのは好ましい事態ではない。
従つて、本発明の目的は、何れのモードにおいても同じ
BIOSでプログラムを実行できるコンピユータ・システム
を提供することにある。
D.問題点を解決するための手段 本発明に従うコンピユータ・システムは、互換性のない
２種類のアドレス指定モードを持つもので、その各モー
ドに対して共通データ域テーブルがアセンブルされる。
このテーブルは、OS又はアプリケーシヨン・プログラム
が必要とする種々のデータ転送タスクその他の基本入出
力オペレーシヨンを開始するのに用いるポインタを含
む。第１モード用の共通データ域テーブルに含まれる各
ポインタは、機能的には、第２モード用の共通データ域
テーブルに含まれるそれぞれのポインタと等価である。
しかし、２つのテーブル中のポインタはそれぞれのアド
レス指定モードのためにアセンブルされる。
前述のリアル・モード及びプロテクト・モードの場合
は、リアル・モードの共通データ域に対するポインタは
セグメント及びオフセツトから成り、プロテクト・モー
ドの共通データ域に対するポインタはセレクタ及びオフ
セツトから成る。共通データ域外のアドレスを示す後者
のポインタのオフセツトは、リアル・モード・テーブル
における対応するポインタのオフセツトと同じ値であ
り、セレクタは対応するポインタのセグメントへの物理
アドレスに対応する。
E.実施例 本発明に従うコンピユータ・システムで用いるBIOSコー
ドのメモリ・マツプを第６図に示す。
BIOSコードは３つの部分、すなわちPOST（電源オン自己
検査）、CBIOS及びABIOSから成る。POSTは初期自己検査
その他の基本起動機能を遂行するのに用いる。例えば、
システム・デイスクからのブード・レコードの取出し、
及びそれに続くメモリへのOSのローデイングなどが行わ
れる。CBIOSは互換性のためのBIOSで、アプリケーシヨ
ン・プログラムがシングル・タスク環境でリアル・モー
ドにおいてのみ入出力オペレーシヨンを実行する時に用
いられる。ABIOSは拡張BIOSであり、アプリケーシヨン
・プログラムが二重モード・マルチ・タスク環境で入出
力オペレーシヨンを実行する時に用いられる。
本発明に従い、ABIOSはリアル・モード及びプロテクト
・モードの何れにおいても働けるようにされる。そのた
め、リアル・モード及びプロテクト・モードのそれぞれ
について二重モードCDA（共通データ域）がアセンブル
される。２つのCDAに含まれるエントリは機能的には同
じであるが、リアル・モードのCDA（以下、リアルCDAと
云う）の場合、ポインタはセグメント及びオフセツトで
記述され、プロテクト・モードのCDA（以下、プロテク
トCDAを云う）の場合はセレクタ及びオフセツトで記述
される。OSがリアル・モードでのみBIOSを実行するので
あれば、リアルCDAだけをアセンブルして使えばよい。
それにより、アプリケーシヨン・プログラムのためのBI
OS制御のデータ転送は、リアル・モードのオペレーシヨ
ンとして公知のやり方で実行される。しかし、OSがプロ
テクト・モードでBIOSを実行する場合は、その前にプロ
テクトCDAをアセンブルしなければならない。プロテク
トCDAは機能的にはリアルCDAと同じであるから、プロテ
クトCDAを用いれば、リアル・モード用に書かれたプロ
グラムであつてもプロテクト・モードで実行することが
できる。従つて、二重モードCDAを提供することによ
り、ABIOSコードは、ユーザがプロセツサ走行のために
選択したモードに対して基本的にトランスペアレントに
なる。これは、アプリケーシヨン・プログラムに対して
モードと無関係のアドレス指定を可能にする。
二重モードCDAの例を第１図に示す。図中の略号の意味
は次の通りである。
LID（論理識別子）−各LIDは要求された装置を識別す
る。ABIOSが使用できる各装置は関連するLIDを持つてい
る。
DB（装置ブロツク）−OSによつて割振られる作業記憶域
であり、ハードウエア・ポート・アドレス、割込みレベ
ル及び装置状態情報を含む。
FTT（機能転送テーブル）−OSによつて割振られる固定
記憶域であり、各ABIOS機能ルーチンへのポインタを含
む。
図中のデータ・ポインタは、二重モード環境においてAB
IOSがメモリの指定区域をアドレス指定できるようにす
るポインタ（例えば、ビデオ・バツフアへのポインタ）
である。
第６図から明らかなように、２つのCDAのエントリは、
機能及びテーブル内の位置に関して全く同じであり、違
いはポインタの構成だけである。すなわち、リアルCDA
のポインタはセグメント及びオフセツトから成り、プロ
テクトCDAのポインタはセレクタ及びオフセツトから成
る。従つて、今設定されているプロセツサの動作モード
に対応するCDAを使用するだけで、BIOSの残り、OS及び
アプリケーシヨン・プログラムに関する限り、すべての
BIOSオペレーシヨンは２つのモードで同じ様にして実行
される。すなわち、２つのCDA中に対応するDBポインタL
IDnは同じDB LIDnを指し示し、２つのCDA中の対応する
データ・ポインタ０はメモリの同じ記憶位置を指し示
し、そして対応する機能ｍポインタは同じ機能ｍを指し
示す。
第７図のフローチヤートは、２つのCDAをアセンブルす
る方法を示したものである。
まず最初のステツプ20で、システム・パラメータを作成
するABIOSが呼出される。次のステツプ21では、初期設
定テーブルを作成するためにABIOSが呼出される。ステ
ツプ22では、DB、FTT及びデータ・ポインタを含むリア
ルのためのメモリ空間が割振られる。次のステツプ23で
は、FTT、DB等を作成するため、初期テーブル・エント
リ用の初期DBルーチンが呼出される。このあたりは、IB
M PC/ATで行われているのと同じである。
ステツプ24で、リアルCDAのすべてのエントリの作成が
終つたことが検出されると、ステツプ25に進んで、プロ
テクトCDAのためのメモリ空間が割振られる。次のステ
ツプ26では、リアルCDA中のDBポインタのオフセツト部
分が、プロテクトCDA中の対応するエントリへ直接コピ
ーされる。ステツプ27及び28では、ステツプ26でコピー
されたオフセツト値について、リアルCDA中の各ポイン
タのセグメントに等しい物理アドレスを有するセレクタ
が割振られる。ステツプ29では、ポインタを完成させる
ために、セレクタがプロテクトCDA中対応する位置にコ
ピーされる。
次のステツプ30〜34はFTTポインタをアセンブルするた
めのステツプであるが、FTTポインタは、CDA外部のアド
レスではなくてCDA内部にある他のポインタを指し示す
ので、そのアセンブルはステツプ26〜29で行われたDBポ
インタのアセンブルとは少し異なつたやり方で行われ
る。まずステツプ30では、プロテクト・モードFTTが割
振られ、次のステツプ31で、対応するプロテクト・モー
ドFTTのオフセツトがプロテクト・モードFTTポインタに
コピーされる。次のステツプ32では、プロテクト・モー
ド・セレクタが割振られているかどうかが調べられ、ま
だ割振られていなければステツプ33に進んで、FTTを指
し示すセレクタが割振られる。割振られたセレクタは、
ステツプ24でプロテクトCDA中のセレクタ部分にコピー
される。
ステツプ26〜29でのDBポインタのアセンブルと同様なや
り方で、ステツプ35〜38でプロテクトCDAにおいて対応
する機能ポインタがアセンブルされる。ステツプ35〜38
は、FTTのすべてのポインタがアセンブルされたことを
ステツプ39で検出するまで、繰返し実行される。次のス
テツプ40は、すべてのLID、DBポインタ及びFTTポインタ
のアセンブルが完了したかどうかをテストし、まだであ
ればステツプ26に戻る。ステツプ26〜40は、すべてのLI
D、DBポインタ及びFTTポインタのアセンブルが完了する
まで繰返される。
最後にデータ・ポインタ（例えばビデオ・バツフアへの
ポインタ）がアセンブルされる。これは上と同じやり方
で行われる。まずステツプ41において、リアルCDAから
のデータ・ポインタのオフセツト部分がプロテクトCDA
に対応するエントリにコピーされ、次のステツプ42で、
リアルCDAの対応するエントリ中のセグメントに等しい
物理アドレスを有するセレクタが割振られる。このセレ
クタはステツプ43でプロテクトCDAにコピーされる。ス
テツプ44は、すべてのデータ・ポインタのアセンブルが
完了したかどうかをテストし、まだであればステツプ41
に戻る。ステツプ41〜44は、データ・ポインタのアセン
ブルがすべて完了するまで繰返される。これが終ると、
２つのCDAが完成する。
次に、アセンブルされたCDAをABIOSがどのようにして使
用するかを説明する。第８図は、所与のLIDについて、
二重モードCDAからDBポインタを得る方法を示したもの
である。
まず、現CDAのアンカー・ポインタ及び対応するLIDがそ
れぞれステツプ60及び61でアクセスされる。ステツプ62
では、DBポインタに対応するオフセツトを得るために、
LIDに23（＝８）が掛けられる。かくして、ステツプ63
でDBポインタをアクセスすることができる。
第９図は、プログラムが如何にしてABIOSに要求を出す
かを示している。
まずステツプ70で、所望の要求のための要求ブロツクが
割振られ、その中に書込みが行われる。次のステツプ71
では、現CDAのアンカー・ポインタがアクセスされる。
次のステツプ72及び73では、プツシユ命令を用いること
により、アンカー・ポインタ及び要求ブロツク・ポイン
タがスタツク・フレームに保管される。ステツプ74で、
適切なLIDが要求ブロックからアクセスされる。（勿
論、LIDとCDA中の装置エントリとの間には１対１の対応
関係がある。）ステツプ75では、DBポインタ（２つの４
バイト・ポインタ）のオフセツトを得るために、LIDに2
3（＝８）が掛けられる。ステツプ76で、DBポインタの
アドレスを４バイト分越えたところにあるFTTポインタ
がアクセスされ、ステツプ77で、プツシユ命令を用いる
ことにより、このFTTポインタがスタツク・フレームに
保管される。ステツプ78で、同じくプツシユ命令を用い
ることにより、BDポインタがスタツク・フレームに保管
される。最後に、ステツプ79で、FTTにおいて所望の機
能が呼出される。
本発明は上述の他にも様々な応用が可能である。例え
ば、FTTポインタを用いて、BIOSコード変更のためのパ
ツチングを行うことができる。その場合、FTTポインタ
をCDAに挿入しておくと、パツチ・ルーチンの指定が可
能になる。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明に従う二重モード共通データ域（CDA）
のマツプを示すブロツク図。 第２図はリアル・モード及びプロテクト・モードを有す
るコンピユータ・システムのメモリ・マツプを示す図。 第３図はリアル・モードでのアドレス指定の様子を示す
図。 第４図はリアル・モードにおける物理メモリ・アドレス
の生成の様子を示すブロツク図。 第５図はプロテクト・モードでのアドレス指定の様子を
示すブロツク図。 第６図は本発明に従うBIOSコードの配置を示す図。 第7A図及び第7B図は二重モード共通データ域をアセンブ
ルする方法を示すフローチヤート。 第８図は装置ブロツク・ポインタを得る方法を示すフロ
ーチヤート。 第９図は本発明に従うコンピユータ・システムにおいて
BIOSに要求を出す方法を示すフローチヤート。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 デヴイツト・ジヨセフ・ドリア アメリカ合衆国フロリダ州ボカ・ラトン、 サウス・ウエストフイフテイーン・サー ド・アヴエニユー23396エー番地 (72)発明者 スコツト・ジエラード・キニアー アメリカ合衆国フロリダ州ボカ・ラトン、 サドルクリーク・ドライブ9005番地 (72)発明者 ジエフリイ・アイ・クランツ アメリカ合衆国フロリダ州ボカ・ラトン、 ボカ・ガーデン・パークウエイ9695エー番 地 (72)発明者 ロバート・ビイー・リヴーマン アメリカ合衆国ノース・カロライナ州ラレ イ、フライアーズーウオーク・プレス6101 番地 (72)発明者 ガイ・ジイー・ソウトーマーヤー アメリカ合衆国フロリダ州ウエスト・パル ム・ビーチ、カーレル・サークル2104番地 (72)発明者 ドナルド・デイリー・ウイリアムズ アメリカ合衆国フロリダ州ボカ・ラトン、 ノース・ウエスト・フオース・アヴエニユ ー940番地 (72)発明者 ガイリ・アンソニイー・ヴアスコツカス アメリカ合衆国フロリダ州ボカ・ラトン、 テインバー・レーン6510番地

Claims (1)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】アドレス指定可能なメモリと、 互換性のない第１及び第２のアドレス指定モードで動作
    し、前記第１のアドレス指定モードでは、前記メモリの
    アドレス空間の１部分しかアドレス指定できず、前記第
    ２のアドレス指定モードでは、前記メモリのアドレス空
    間のすべてをアドレス指定できるCPUと、 前記第１のアドレス指定モードで動作中に前記CPUがア
    ドレス指定できる様に前記メモリの中の情報を指し示す
    ポインタを含む第１のポインタ・テーブルと、 第２のポインタ・テーブルであって、前記第１のポイン
    タ・テーブルに含まれるアドレスとそれ以外のアドレス
    を含み、前記第２のアドレス指定モードで動作中に前記
    CPUがアドレス指定できる様に前記メモリの中の情報を
    指し示すポインタを含む前記第２のポインタ・テーブル
    と、 前記第１のアドレス指定モードで動作中にプログラムに
    よるデータ転送要求に応答して前記CPUに前記第１のポ
    インタ・テーブル中のポインタを指定する第１の手段
    と、 前記第２のアドレス指定モードで動作中にプログラムに
    よるデータ転送要求に応答して前記CPUに前記第２のポ
    インタ・テーブル中のポインタを指定する第２の手段
    と、 を有するコンピュータ・システムであって、 特定のタイプのデータ転送要求と関係する前記第１のポ
    インタ・テーブルの中のポインタの値と前記第２のポイ
    ンタ・テーブルの中のポインタの値は、前記アドレス指
    定可能なメモリ上の同一のアドレスを前記CPUに対して
    指し示し、したがって同一のタイプのデータ転送要求
    は、前記第１及び第２の両方のアドレス指定モードにお
    いて前記CPUにより透過的に処理されことを特徴とする
    コンピュータ・システム。
JP63008599A 1987-03-27 1988-01-20 コンピュータ・システム Expired - Lifetime JPH0731628B2 (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US07/030,789 US4928237A (en) 1987-03-27 1987-03-27 Computer system having mode independent addressing
US30789 1987-03-27

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Publication Number Publication Date
JPS63244147A JPS63244147A (ja) 1988-10-11
JPH0731628B2 true JPH0731628B2 (ja) 1995-04-10

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ID=21856049

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
JP63008599A Expired - Lifetime JPH0731628B2 (ja) 1987-03-27 1988-01-20 コンピュータ・システム

Country Status (15)

Country Link
US (2) US4928237A (ja)
EP (1) EP0288606B1 (ja)
JP (1) JPH0731628B2 (ja)
AT (1) ATE91812T1 (ja)
BE (1) BE1001064A3 (ja)
BR (1) BR8801388A (ja)
CA (1) CA1293821C (ja)
DE (2) DE3786660T2 (ja)
ES (1) ES2042531T3 (ja)
FR (1) FR2613093B1 (ja)
GB (1) GB2202657B (ja)
HK (1) HK33992A (ja)
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