JPH0973412A - データ転送方法及びメモリ管理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 ユーザ空間、フレームバッファまたはデバイ
ス・インタフェースと、デバイス・インタフェースとの
間のデータ転送を効率良く行なう。 【構成】 本発明に係るデータ転送方法は、デバイス・
インタフェースからデバイス・インタフェース等へ直接
データの転送を行なうにあたって、転送元となるデバイ
ス・インタフェースのデータブロックに対するアクセス
許可内容を示すカーネル空間に存在するアクセス制御情
報を参照してデータ転送制御する。また、本発明に係る
メモリ管理装置は、ユーザ空間、フレームバッファまた
はデバイス・インタフェースのデータブロックと該ブロ
ックへのアクセス許可内容を示すアクセス制御情報を対
応付けて記憶する手段と、所望するデータブロックへの
アクセス要求元識別子と要求されたデータブロックに対
応するアクセス制御情報に基づき該データブロックへの
アクセスを制御する手段を備える。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ネットワークや記
憶装置あるいは出力装置等のデバイスと計算機の間、ま
たは計算機内のプロセス間に行われるデータ転送方法お
よびデータブロックを管理するメモリ管理装置に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】

（１）従来のＯＳ（オペレーティング・システム）で
は、デバイス（例えば、ネットワーク、ハードディスク
などの記憶装置、ディスプレイなどの出力装置等）を管
理するのに必要なデータ構造は、個々のデバイスごと
に、ＯＳが独立に管理を行ってきた。例えばネットワー
クを通じて転送されてきた画像データを計算機に接続さ
れたディスプレイに表示する場合、ネットワーク・イン
ターフェースとディスプレイといったデバイスを管理す
るデータ構造が違うので、画像データを、ネットワーク
・インターフェースを管理するのに必要なデータ構造か
らディスプレイを管理するのに必要なデータ構造へ必要
に応じて変換し転送する必要がある。

【０００３】以下、図２６を参照しながら、従来技術に
おけるデバイスからデバイスへのデータ転送について、
ネットワークを経由して転送された画像データをＸサー
バ・プロセスがディスプレイ上に表示する場合を例にと
って説明する。なお、Ｘサーバについては、参考文献
「Ｘ Ｗｉｎｄｏｗ ハンドブック」（ＯｌｉｖｅｒＪ
ｏｎｅｓ著、西村 亨監修、株式会社アスキー）に詳し
い。

【０００４】ネットワーク（図示せず）を経由して転送
されてきたパケットは、一旦、ネットワーク・インター
フェース１１３上のバッファ１１４に格納されてから
（図２６のａ）、ＯＳ内のドライバによって主記憶１１
５のうちカーネル空間１０１内のネットワーク・インタ
ーフェースを管理するデータ構造（例えばｍｂｕｆ）１
１６に転送される（図２６のｂ）。

【０００５】次に、ＯＳ内にあるネットワーク・プロト
コルを処理するモジュールによって、必要なプロトコル
処理が行われた後、受信パケットから転送データが抽出
され、この抽出された転送データが主記憶１１５のうち
ユーザ空間１０２内に存在する所定のデータ領域１１７
に転送される（図２６のｃ）。なお、データ記憶領域１
１７は、Ｘサーバまたはクライアント・プロセス等のデ
ータ転送の宛先プロセスにより確保される。

【０００６】ユーザ空間１０２内に存在するデータ領域
１１７に転送されたデータは、Ｘサーバによって必要に
応じて変換処理が行われた後、ディスプレイ１１９に表
示するため、ＯＳが管理するフレームバッファ１１８と
呼ばれるデータ領域に転送される（図２６のｄ）。

【０００７】フレームバッファとは、ビットマップ用の
記憶装置であり、画面に表示される画像を格納するハー
ドウェアである。

【０００８】最後に、計算機のハードウェア（図示せ
ず）によってフレームバッファ１１８に格納された画像
データがリフレッシュ・レートに従って読み出され、デ
ィスプレイ１１９に転送され、ディスプレイ上にネット
ワークを経由して転送されてきた画像データが表示され
ることとなる（図２６のｅ）。

【０００９】このように、複数のデバイスをまたがって
データ転送を行う場合、より具体的にはユーザ空間、フ
レームバッファまたはデバイス・インタフェースと、デ
バイス・インタフェースとの間でデータ転送を行う場
合、多数回のデータ転送を行わなければならず、効率が
悪いという問題点があった。

【００１０】また、従来のＯＳでは、デバイスごとに、
デバイスとのデータのやりとりに用いるデータの記憶場
所が違っていたので、デバイスごとに、ユーザプロセス
がデータ記憶場所をアクセスする際の相互排除をすれば
よかった。しかし、デバイスとのデータのやりとりに用
いるデータの記憶場所を共有化すると、従来のアクセス
の相互排除では、あるプロセスが、あるデバイスへデー
タを転送するために、記憶場所をアクセスすると、他の
プロセスは、たとえ他のデバイスへデータを転送するた
めに、記憶場所をアクセスしようとしてもアクセスする
ことができず、効率が悪いといった問題点があった。

【００１１】ところで、デバイスの管理、すなわちデー
タ転送に用いるデータブロックの管理に必要なデータ構
造の１つとして、ＳＶＲ４（ＳｙｓｔｅｍＶ Ｒｅｌｅ
ａｓｅ４）のネットワーク・インターフェースとのデー
タのやりとりやネットワーク・プロトコル等を処理する
のに用いるバッファの管理を効率良く管理するために開
発されたストリームと呼ばれる管理機構を用いることが
ある。なお、ストリームのデータ構造や、動作の概要に
ついては、参考文献「改定版ＵＮＩＸデバイスドライ
バ」（Ｊａｎｅｔ Ｉ． Ｅｇａｎ ／ Ｔｈｏｍａｓ
Ｊ． Ｔｅｉｘｅｉｒａ著、三田 典玄監訳、アスキ
ー出版局、２５３〜２９３頁）に詳しい。図２７は、こ
の従来のストリームと呼ばれる管理機構を示した図であ
る。

【００１２】図２７に示すように、このストリームで
は、転送データを格納するために確保した領域の先頭の
アドレスは、（ｄｐ＿ｂａｓｅ）で示され、転送データ
は、（ｄｐ＿ｂａｓｅ）から格納されることになり、確
保した領域の先頭に領域を空けて、転送データを格納す
ることはできない。ネットワークを転送するパケット等
の場合、転送データの先頭にヘッダを付けてパケットを
作成することがよくあるが、パケット等のデータを作成
する場合、確保した領域の先頭に領域を空けて、転送デ
ータを格納し、確保した領域にヘッダを書き込むことが
できれば、効率良くパケット等を作成することができ
る。しかしながら、従来のストリームのデータ構造で
は、上記のように確保した領域の先頭に領域を空けて、
転送データを格納することはできず、パケット等を作成
する場合、効率が悪いという問題点があった。

【００１３】また、図２７に示す従来のストリームで
は、転送データを格納するのに用いるデータ記憶領域１
２４は、パケット受信時もしくはパケット送信時にパケ
ットを作成する際に必要に応じてメモリ上に確保してい
たが、要求が発生してからメモリ上に確保しようとする
と、確保に時間がかかり効率が悪いといった問題点があ
った。

【００１４】同様に、図２７に示す従来のストリームで
は、データ記憶領域１２４を管理するメッセージ・コン
トロールブロックｍｓｇｂ（１２２）とデータ・コント
ロールブロックｄａｔｂ（１２３）と呼ばれるデータ構
造も、必要に応じて、メモリ上に確保していたが、要求
が発生してからメモリ上に確報しようとすると、確保に
時間がかかり効率が悪いといった問題点があった。

【００１５】（２）従来のＯＳ（オペレーティング・シ
ステム）では、プログラムは実行時、プロセスとなり、
ＯＳはプロセス単位にメモリ空間等の管理を行ってき
た。例えば、ＯＳの一つであるＵＮＩＸのメモリ管理方
法については、参考文献「ＵＩＮＸカーネルの設計」
（Ｍａｕｒｉｃｅ Ｊ．Ｂａｃｈ著、坂本 文他訳、共
立出版株式会社）に詳しい。

【００１６】図２８は、従来のＵＮＩＸのようなＯＳに
おける、仮想ページと物理ページのマッピングの一例を
示した模式図である。図２８において、プロセス１の所
有する仮想空間３０１に属する仮想ページａは、実メモ
リ上の物理ページＡにマッピングされており、プロセス
２の所有する仮想空間３０１に属する仮想ページｂは、
実メモリ上の物理ページＢにマッピングされており、物
理ページと仮想ページのマッピングが変わることはなか
った。

【００１７】図２９は、図２８の仮想ページと物理ペー
ジをマッピングしたページテーブル３０３の状態を示し
た模式図である。ページテーブル３０３は、仮想ページ
番号（仮想アドレスの上位部分）をインデックスとし
て、物理ページ番号等が格納されたページ・テーブル・
インデックス（ＰＴＥ）を検索するのに用いるテーブル
である。図２９では、仮想ページａには物理ページＡ
が、仮想ページｂには物理ページＢが、それぞれ対応し
ていることが示されている。

【００１８】図３０は、従来の計算機において仮想アド
レス３１６から物理アドレス３１７に変換される様子を
示した模式図である。なお、インテルのマイクロプロセ
ッサの場合の仮想アドレスから物理アドレスへの変換に
ついては、参考文献「８０３８６／８０４８６プログラ
ミング・ガイド」（ロス Ｐ．ネルソン著、富士ソフト
ウェア鏡壱岐出版部訳、富士ソフトウェア株式会社）に
詳しい。

【００１９】図３０では、仮想アドレスは、上位部分の
仮想ページ番号と、下位部分のオフセットから構成され
ていることが示されている。同様に、物理アドレスは、
上位部分の物理ページ番号と、下位部分のオフセットか
ら構成されていて、仮想ページ番号は、変換装置３１４
によって、物理ページ番号に変換されて、仮想アドレス
から物理アドレスが変換されることが示されている。

【００２０】仮想ページ番号から物理ページ番号への変
換には、図２９で説明したページテーブル３０３が使用
されるが、変換処理の高速化を図るため、一度アクセス
されたページ・テーブル・エントリ（ＰＴＥ）は、ＴＬ
Ｂ（トランスレーション・ルックアサイド・バッファ）
３１３と呼ばれるキャッシュに格納される。

【００２１】このような従来のＯＳの一つであるＵＮＩ
Ｘにおけるプロセス間のデータ転送方法について説明す
る。

【００２２】ＵＮＩＸでは、プロセスごとに仮想空間を
割当て、あるプロセスから他のプロセスに実行を切り替
える場合は、仮想空間を切り替えることによって、メモ
リ等のデバイスに格納されたデータのアクセス保護を実
現してきた。従って、転送元のプロセスは、直接、転送
先のプロセスの管理するデータ領域にデータを転送する
ことはできず、また転送先のプロセスは、直接、転送元
のプロセスが管理するデータ領域に存在する転送データ
にアクセスすることはできない。そのため従来は、ある
プロセスから他のプロセスにデータを転送するために
は、まず、転送元のプロセスが転送データをＯＳ等の管
理するデータ領域に転送し、次に転送先のプロセスは該
ＯＳ等の管理するデータ領域に転送された転送データを
転送先のプロセスの管理するデータ領域に転送する方法
を取る必要があった。この結果、プロセス間でデータを
転送する場合、最低でも２回、データ転送の際にプロセ
ッサを経由する場合は４回のデータ転送が必要となり、
効率が悪かった。

【００２３】また、従来技術にいて、ネットワークから
転送されてきたパケット等が受信プロセスに転送される
までの処理、およびユーザ・プログラムがデータをネッ
トワークに送信するまでの処理も、効率が悪かった。

【００２４】前者のパケットの受信では、ネットワーク
・インターフェース・ボードがパケットを受信すると、
受信したパケットは、まず、前記ネットワーク・インタ
ーフェース・ボードから実メモリ内のＯＳ等が管理する
領域のネットワーク・バッファに転送される。次に、前
記ネットワーク・バッファに転送された受信パケット
は、転送誤りがないかどうかチェックするために、プロ
セッサに転送されチェックサム等のエラーチェック計算
が行われる。転送エラーの検出されなかった受信パケッ
トは、宛先のプロセスが管理する受信パッファへとプロ
セッサを経由して転送される。このように、ネットワー
ク・インターフェース・ボードが受信した受信パケット
が宛先のプロセスまで転送する間に、４回のデータ転送
が必要であり、効率が悪かった。

【００２５】同様に、後者のパケットの送信では、ユー
ザ・プロセスがデータをネットワークに送信する場合、
まず、ユーザ・プロセスは転送したいデータをプロセッ
サを経由してＯＳ等が管理するネットワーク・バッファ
に転送する。ネットワーク・バッファに転送された転送
データは、受信端末が転送エラーがないかどうか検査す
るのに必要なエラー検出データを計算するためにプロセ
ッサに転送され、エラー検出データやパケット・ヘッダ
等が付加された転送パケットがネットワーク・インター
フェース・ボードに転送される。このように、ユーザ・
プロセスがネットワークへパケットを送信するまでの間
に、４回のデータ転送が必要であり、効率が悪かった。

【００２６】

【発明が解決しようとする課題】以上述べたように、従
来の計算機システムでは、ユーザ空間、フレームバッフ
ァまたはデバイス・インタフェースと、デバイス・イン
タフェースとの間でデータ転送を行う場合、その両者の
途中で何回もデータ転送を繰返す必要があり、転送効率
が良くないという問題点があった。

【００２７】また、従来は、プロセス間でデータを転送
する場合、最低でも２回のデータ転送が必要であり効率
が悪かった。また、ユーザ・プロセスが所有するデータ
領域からＯＳが管理するデータ領域へのデータ転送に際
しプロセッサを経由する場合は、４回のデータ転送が必
要であり効率が悪かった。また、ネットワークから転送
されてきた受信パケットから転送データを抽出し、前記
転送データを宛先のプロセスの管理するデータ領域に転
送するまでの間、４回のデータ転送が必要であり効率が
悪かった。また、ユーザ・プロセスが所有するデータか
ら送信パケットを作成し、ネットワークへ送信するまで
の間、４回のデータ転送が必要であり効率が悪かった。

【００２８】本発明は、上記事情を考慮してなされたも
のであり、ユーザ空間、フレームバッファまたはデバイ
ス・インタフェースと、デバイス・インタフェースとの
間のデータ転送を効率良く行うことのできるデータ転送
方法及びメモリ管理装置を提供することを目的とする。

【００２９】また、本発明は、プロセス間のデータ転送
を効率良く行うことのできるデータ転送方法及びメモリ
管理装置を提供することを目的とする。

【００３０】

【課題を解決するための手段】

（１）本発明に係るデータ転送方法は、デバイス・イン
タフェース（例えばネットワーク・インタフェースある
いはハードディスク・コントローラなど）からユーザ空
間（プログラム実行主体が直接アクセスできるメモリ空
間）、フレームバッファまたはデバイス・インタフェー
スへ直接データの転送を行なうにあたって、転送元とな
るデバイス・インタフェースのデータブロックに対する
アクセス許可内容を示すカーネル空間（ＯＳが管理し、
ユーザが直接アクセスすることができないメモリ空間）
に存在するアクセス制御情報を参照し、この参照結果に
基づいて前記データの転送を制御することを特徴とす
る。

【００３１】本発明に係るデータ転送方法は、デバイス
・インタフェースからユーザ空間、フレームバッファま
たはデバイス・インタフェースへ直接データの転送を行
なうにあたって、転送元となるデバイス・インタフェー
スのデータブロックに対するアクセス許可内容を示すカ
ーネル空間に存在する第１のアクセス制御情報と、転送
先となるユーザ空間、フレームバッファまたはデバイス
・インタフェースのデータブロックに対するアクセス許
可内容を示すカーネル空間に存在する第２のアクセス制
御情報とを参照し、これらの参照結果に基づいて前記デ
ータの転送を制御することを特徴とする。

【００３２】本発明に係るデータ転送方法は、ユーザ空
間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェース
からデバイス・インタフェースへ直接データの転送を行
なうにあたって、転送元となるユーザ空間、フレームバ
ッファまたはデバイス・インタフェースのデータブロッ
クに対するアクセス許可内容を示すカーネル空間に存在
する第１のアクセス制御情報と、転送先となるデバイス
・インタフェースのデータブロックに対するアクセス許
可内容を示すカーネル空間に存在する第２のアクセス制
御情報とを参照し、これらの参照結果に基づいて前記デ
ータの転送を制御することを特徴とする。

【００３３】本発明に係るメモリ管理装置は、ユーザ空
間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェース
のデータブロックと該データブロックに対するアクセス
許可内容を示すアクセス制御情報とを対応付けて記憶す
る手段と、所望するデータブロックへのアクセスを要求
するアクセス要求元の識別子と、アクセスを要求された
データブロックに対応する前記アクセス制御情報とに基
づき、該データブロックへのアクセスを制御する手段と
を備えたことを特徴とする。

【００３４】本発明に係るデータ転送方法では、デバイ
ス・インタフェースからユーザ空間、フレームバッファ
またはデバイス・インタフェースへ直接データの転送を
行なうにあたって、転送元となるデバイス・インタフェ
ースのデータブロックに対するアクセス許可内容（例え
ばアクセスを許可するプログラム実行主体の識別子、デ
ータ読み出しだけ許可するのかあるいはデータ書き込み
だけ許可するのかあるいは両方とも許可するのかなど）
を示すカーネル空間に存在するアクセス制御情報を参照
する。

【００３５】そして、この参照結果に基づいて前記デー
タの転送を制御する。例えば、アクセスが許可されてい
た場合、アクセス対象となるデータブロックに対するア
クセス（例えばデータ読み出し）を実行させる。また、
アクセスが許可されていなかった場合や該当データブロ
ックに対応するアクセス制御情報がなかった場合、アク
セスをさせないようにする。

【００３６】本発明に係るデータ転送方法では、デバイ
ス・インタフェースからユーザ空間、フレームバッファ
またはデバイス・インタフェースへ直接データの転送を
行なうにあたって、転送元となるデバイス・インタフェ
ースのデータブロックに対するアクセス許可内容を示す
カーネル空間に存在する第１のアクセス制御情報と転送
先となるユーザ空間、フレームバッファまたはデバイス
・インタフェースのデータブロックに対するアクセス許
可内容を示すカーネル空間に存在する第２のアクセス制
御情報を参照する。第１および第２のアクセス制御情報
には、例えばアクセスを許可するプログラム実行主体の
識別子、データ読み出しだけ許可するのかあるいはデー
タ書き込みも許可するのかなどが記述されている。

【００３７】そして、これらの参照結果に基づいて前記
データの転送を制御する。例えば、第１のアクセス制御
情報で読み出しアクセスが許可され、かつ、第２のアク
セス制御情報で書き込みアクセスが許可されていた場
合、転送元のデータブロックから転送先のデータブロッ
クにデータを転送させる。

【００３８】本発明に係るデータ転送方法では、ユーザ
空間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェー
スからデバイス・インタフェースへ直接データの転送を
行なうにあたって、転送元となるユーザ空間、フレーム
バッファまたはデバイス・インタフェースのデータブロ
ックに対するアクセス許可内容を示すカーネル空間に存
在する第１のアクセス制御情報と転送先となるデバイス
・インタフェースのデータブロックに対するアクセス許
可内容を示すカーネル空間に存在する第２のアクセス制
御情報を参照する。第１および第２のアクセス制御情報
には、例えばアクセスを許可するプログラム実行主体の
識別子、データ読み出しだけ許可するのかあるいはデー
タ書き込みも許可するのかなどが記述されている。

【００３９】そして、これらの参照結果に基づいて前記
データの転送を制御する。例えば、第１のアクセス制御
情報で読み出しアクセスが許可され、かつ、第２のアク
セス制御情報で書き込みアクセスが許可されていた場
合、転送元のデータブロックから転送先のデータブロッ
クにデータを転送させる。

【００４０】本発明に係るメモリ管理装置では、ユーザ
空間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェー
スのデータブロックと該データブロックに対するアクセ
ス許可内容を示すアクセス制御情報（例えばアクセスを
許可するプログラム実行主体の識別子、データ読み出し
だけ許可するのかあるいはデータ書き込みも許可するの
かなど）とを対応付けて記憶しておく。

【００４１】そして、あるデータブロックへのアクセス
要求があった場合、当該アクセス要求元（例えばＵＮＩ
Ｘにおけるプロセスといったプログラム実行主体）の識
別子と、アクセスを要求されたデータブロックに対応す
る前記アクセス制御情報をチェックする。

【００４２】そして、チェックの結果に基づき、該デー
タブロックへのアクセスを制御する。例えば、チェック
の結果、アクセスが許可されていた場合、対応するデー
タブロックに対する要求アクセス（例えばデータ読み出
しあるいはデータ書き込み）を実行させる。アクセスが
許可されていなかった場合や対象データブロックに対応
するアクセス制御情報がなかった場合、例えばアクセス
要求元に対しアクセスの失敗を伝えるなどしてアクセス
させないようにする。

【００４３】このような本発明によれば、アクセス制御
情報を設定することにより、プログラム実行主体がデー
タブロックに直接アクセスすることができるので、デー
タを一旦カーネル空間（さらにはカーネル空間およびユ
ーザ空間）に転送することなく、効率良いデータ転送を
行なうことができる。

【００４４】したがって、計算機を介したデバイス間に
わたるデータの受け渡しを行なうような場合、従来より
必要なデータ転送回数が少なくてすみ、効率の良いデー
タ転送を行なうことができる。

【００４５】また、アクセス制御情報を適宜設定変更す
ることにより、データブロックをアクセスするプログラ
ム実行主体の相互排除を効率良く実行することができ
る。

【００４６】（２）本発明（請求項５）は、仮想ページ
と物理ページのマッピングを変えることによって、プロ
セス間データ転送を行うデータ転送方法であって、プロ
セス間データ転送を行うために仮想ページと物理ページ
のマッピングを変えるにあたって、転送データの存在す
る物理ページに対するアクセス許可内容を示すアクセス
制御情報を参照し、この参照結果に基づいて、仮想ペー
ジと物理ページのマッピングの変更を制御することを特
徴とする。

【００４７】本発明（請求項６）は、請求項５におい
て、転送先のプロセスの入力キューに転送データの存在
する物理ページを指定する情報を入力する際に、前記ア
クセス制御情報を参照し、この参照結果に基づいて、転
送データを入力して良いか否かの判断を行い、この判断
結果に基づいて、前記制御を行うことを特徴とする。

【００４８】本発明（請求項７）は、請求項５におい
て、先頭部分にヘッダ情報を持つ受信パケットを物理ペ
ージに格納する際に、受信パケットの先頭から決められ
た範囲のデータを読み取り、読み取ったデータの中にあ
るヘッダ長情報を用いて、受信パケット中における転送
データの先頭位置を求め、転送データの先頭と物理ペー
ジの先頭の位置合わせをすることを特徴とする。

【００４９】本発明（請求項８）に係るメモリ管理装置
は、物理ページと該物理ページに対するアクセス許可内
容を示すアクセス制御情報とを対応付けて記憶する手段
と、所望の物理ページに対する仮想ページのマッピング
の変更が要求された場合に、変更元の識別子及び変更先
の識別子の少なくとも一方と、変更を要求された物理ペ
ージに対応する前記アクセス制御情報とに基づき、該物
理ページに対する仮想ページのマッピングの変更を制御
する手段とを備えたことを特徴とする。

【００５０】本発明に係るデータ転送方法では、プロセ
ス間データ転送を行なうにあたって、転送データの存在
する物理ページに対するアクセス許可内容（例えばアク
セスを許可するプログラム実行主体の識別子、データ読
み出しだけ許可するのかあるいはデータ書き込みだけ許
可するのかあるいは両方とも許可するのかなど）を示す
アクセス制御情報を参照する。

【００５１】そして、この参照結果に基づいて前記デー
タの転送を制御する。例えば、アクセスが許可されてい
た場合、仮想ページと物理ページのマッピングを変える
ことによって、プロセス間データ転送を実行させる。ま
た、アクセスが許可されていなかった場合や該当物理ペ
ージに対応するアクセス制御情報がなかった場合、マッ
ピングの変更をさせないようにする。

【００５２】本発明に係るメモリ管理装置では、物理ペ
ージと該物理ページに対するアクセス許可内容を示すア
クセス制御情報（例えば、どのプロセスからデータ転送
を行って良いかあるいはどのプロセスへデータ転送を行
って良いかを示す情報、さらにそれらのプロセスにデー
タ読み出しだけ許可するのかあるいはデータ書き込みを
許可するのかなど）とを対応付けて記憶しておく。

【００５３】そして、ある物理ページに対する仮想ペー
ジのマッピングの変更（あるプロセスから別のプロセス
へのデータ転送）が要求された場合に、当該変更先のプ
ロセスに対応して設定された変更元の識別子（ｉ）と、
変更を要求された物理ページに対応する前記アクセス制
御情報（どのプロセスからデータ転送を行って良いかを
示す情報）（ｉｉ）をチェックする（方法Ａ）。

【００５４】あるいは、上記要求がされた場合に、当該
変更元のプロセスに対応して設定された変更先の識別子
と、変更を要求された物理ページに対応する前記アクセ
ス制御情報（どのプロセスへデータ転送を行って良いか
を示す情報）をチェックする（方法Ｂ）。

【００５５】そして、チェックの結果に基づき、該物理
ページに対する仮想ページのマッピングを制御する。例
えば、チェックの結果、アクセスが許可されていた場
合、該物理ページに対する仮想ページのマッピングを変
更させる。すると、変更元から変更先へのプロセス間デ
ータ転送が行われたことになる。アクセスが許可されて
いなかった場合や対象物理ページに対応するアクセス制
御情報がなかった場合、マッピングの変更は行われず、
転送先のプロセスはその物理ページにはアクセスできな
い。

【００５６】このような本発明によれば、物理ページに
対するアクセス制御情報を設定することにより、実際に
データ転送を行う代わりに、仮想ページと物理ページの
マッピングを変えることでプロセス間データ転送を行う
ことができるので、データを一旦カーネル空間に転送す
ることなく、効率良いデータ転送を行なうことができ
る。

【００５７】したがって、計算機を介したデバイス間に
わたるデータの受け渡しを行なうような場合、従来より
必要なデータ転送回数が少なくてすみ、効率の良いデー
タ転送を行なうことができる。

【００５８】また、アクセス制御情報を適宜設定変更す
ることにより、物理ページをアクセスするプログラム実
行主体の相互排除を効率良く実行することができる。

【００５９】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら発明の
実施の形態を説明する。

【００６０】図１は、本発明の一実施形態に係るメモリ
管理装置の基本構成を示す図である。このメモリ管理装
置は、プログラム実行主体３、制御部７、データ記憶部
１１からなる。制御部７は、アクセスチェック部５、ア
クセス部６、制御情報記憶部８を持つ。

【００６１】プログラム実行主体３は、ユーザプログラ
ムの処理を実行するものであり、あるいはオペレーティ
ング・システムの処理を実行するものである。個々の処
理の中で、プログラム実行主体３は、必要に応じて所望
するデータブロック（図中１２）へのアクセス要求を送
信する。なお、オペレーティング・システムの処理に
は、ネットワーク・インターフェースやハードディスク
・コントローラといったデバイスの制御を行うデバイス
・ドライバの処理が含まれる。

【００６２】データ記憶部１１は、図示しないデバイス
との間でデータをやりとりするために使用するデータブ
ロックを格納する。

【００６３】データブロックは、デバイス・ドライバに
よるプログラム実行主体とユーザプログラムによるプロ
グラム実行主体の間でのデータやりとりに用いても良い
し、ユーザプログラム同士のプログラム実行主体間での
データやりとりに用いても良い。また、データブロック
には、いわゆるデータを格納しても良いし、ユーザプロ
グラム自体をデータとして格納しても良い。

【００６４】制御情報記憶部８は、図１中の点線で示す
ようにデータブロックに対応する制御情報を記憶する。
制御情報には、該当データブロックに対する読み出しや
書き込みといったアクセスが許可されたプログラム実行
主体の識別子（例えばＵＮＩＸにおけるプロセスＩＤ）
等を書き込んであるアクセス制御情報が含まれる。

【００６５】アクセスチェック部５は、プログラム実行
主体３からの所望するデータブロックへのアクセス要求
を受信し、制御情報記憶部８内に記憶されている当該デ
ータブロックに対応する制御情報を検索し、この制御情
報内に書き込まれているアクセス制御情報を参照し、ア
クセス要求が許可されたものか否かを判断する。

【００６６】アクセス部６は、アクセス要求が許可され
たものであった場合、アクセス要求に基づいて、データ
記憶部１１内に格納された対応するデータブロック１２
をアクセスし、アクセス結果をプログラム実行主体３に
返す。

【００６７】なお、上記ではデータ記憶部１１内に格納
されているデータブロックと制御情報記憶部８内に格納
されている制御情報との対応づけは、静的な番号付けで
行っても良いし、制御情報内に該当データブロックへの
ポインタを書き込むことによって対応付けを行なっても
良いし、その逆に、データブロック内にその制御情報へ
のポインタを書き込むことによって対応付けを行なって
も良い。また、アクセス制御情報は、制御情報内に含ま
れるものとして説明したが、制御情報内に含ませるので
はなく、制御情報内に該アクセス制御情報が格納されて
いる領域へのポインタを格納することによってアクセス
制御情報を参照できるようにしても良い。

【００６８】また、上記では制御情報はデータ記憶部１
１とは独立した制御情報記憶部８内に格納するものとし
て説明したが、制御情報をデータ記憶部１１内に格納し
ても良いし、データ記憶部１１内の対応するデータブロ
ック内に格納しても良い。

【００６９】データ記憶部１１内のデータブロックと制
御情報記憶部８内の制御情報を格納する領域の確保と割
り当てについては、例えば次のような方法が考えられ
る。

【００７０】システムの立ち上げ時に、静的に、制御
情報とデータブロックの領域の確保と割り当てを行な
う。

【００７１】プログラム実行主体３からの新たな領域
の確保と割り当て要求に応じて、動的に、アクセスチェ
ック部５等が制御情報記憶部８またはデータ記憶部１１
に対して領域の確保と割り当て処理を行なう。

【００７２】システムの立ち上げ時等に予めデータブ
ロックや制御情報を格納する領域を確保しておき、プロ
グラム実行主体３からの新たな領域割り当て要求に応じ
て、アクセスチェック部５等が制御情報記憶部８または
データ記憶部１１に対して、確保しておいた領域の割り
当て処理を行なう。

【００７３】図２は、図１のメモリ管理装置により管理
されるデータブロックにプログラム実行主体３がアクセ
スする際の手順を示すフローチャートである。

【００７４】プログラム実行主体３は、例えばＵＮＩＸ
におけるユーザ・プロセスであり、あるいはネットワー
ク・インターフェースやハードディスク・コントローラ
といったデバイスのための処理を行なうデバイス・ドラ
イバである。

【００７５】例えばＵＮＩＸにおけるプロセスのような
プログラム実行主体３が、ネットワーク・インターフェ
ースやハードディスク・コントローラといったデバイス
とのデータのやりとりに使用するデータブロックをアク
セスする場合、まず、プログラム実行主体３が、制御部
７内に存在するアクセスチェック部５に対し、読み出し
あるいは書き込みといったアクセス要求を送信する（ス
テップＳ１）。

【００７６】次に、アクセスチェック部５は、アクセス
要求されたデータブロックに対応する制御情報を、制御
情報記憶部８の中から検索し（ステップＳ２）、検索さ
れた制御情報に含まれているアクセス制御情報を基に、
プログラム実行主体がデータブロックに対しアクセスが
許可されているのかどうかチェックを行う（ステップＳ
３）。なお、アクセス制御情報が、データ記憶部１１内
に格納されている場合は、アクセスチェック部５は、デ
ータ記憶部１１内の該当する領域を検索することにな
る。また、制御情報内にアクセス制御情報へのポインタ
が格納されている場合は、ポインタで示されている領域
に格納されたアクセス制御情報を基に、アクセスチェッ
クを行うことになる。

【００７７】チェックの結果、アクセスが許可されてい
た場合、制御部７内のアクセス部６は、対応するデータ
ブロックに対して要求されたアクセスを実行し（ステッ
プＳ４）、アクセスの実行結果をプログラム実行主体３
に返答する（ステップＳ５）。すなわち、要求されたア
クセスがデータ読み出しアクセスの場合、対応するデー
タブロックを読み出し、読み出したデータをプログラム
実行主体３に送信する。あるいは、要求されたアクセス
がデータ書き込みアクセスの場合、対応するデータを対
応するデータブロックに書き込み、その結果を書き込み
を要求したプログラム実行主体３に対し送信する。

【００７８】また、アクセスが許可されていなかった場
合や、データブロックに対応する制御情報がなかった場
合、アクセスを要求したプログラム実行主体に対しアク
セスの失敗を送信する（ステップＳ６）。

【００７９】次に、図１と図２で説明した本実施形態に
係るメモリ管理装置を実現する機構の詳細について説明
する。

【００８０】ここでは、アクセスチェック部５およびア
クセス部６を実現する機構の一例として処理関数（制御
関数）４を用いる。すなわち、プログラム実行主体３で
あるＵＮＩＸにおけるユーザプロセス等は、データ記憶
部１１や制御情報記憶部８に処理関数（制御関数）４を
用いてアクセスするものとする。

【００８１】図３〜図５は、前述したデータ記憶部１１
および制御情報記憶部８ならびに上記の処理関数４が、
「カーネルまたはサーバ等が管理する空間」（図中１）
または「ユーザ空間」（図中２）のいずれの空間にある
かで場合分けをしたものである。以下、図３〜図５を参
照しながら夫々説明する。

【００８２】図３の「ｃａｓｅ−Ａ」は、処理関数４と
制御情報９とデータブロック１２のすべてが、カーネル
またはサーバ等が管理する空間にある場合を示した摸式
図である。

【００８３】この場合、制御情報記憶部８やデータ記憶
部１１がカーネル空間またはサーバが管理する空間に存
在することで、ＵＮＩＸでいうユーザ・プロセスは直接
アクセスすることを禁止される。プロセス等がデバイス
等とデータのやりとりを行うため、制御情報９やデータ
ブロック１２にアクセスする必要が生じた場合、処理関
数４を経由して制御情報９やデータブロック１２にアク
セスすることにし、処理関数４においてアクセス・チェ
ックを行うことにすれば、本発明が意図するアクセス保
護を実現することができる。

【００８４】図４の「ｃａｓｅ−Ｂ」は、処理関数４と
制御情報９が、カーネルまたはサーバ等が管理する空間
にあり、データブロック１２は、ユーザ空間にある場合
を示した摸式図である。「ｃａｓｅ−Ａ」との相違は、
データ記憶部１１が、カーネル等の空間ではなく、ユー
ザ空間に存在する点である。

【００８５】この場合、制御情報９に関しては、「ｃａ
ｓｅ−Ａ」と同様であるが、データブロック１２に関し
ては、ユーザプロセスと同じ空間に存在するので、ユー
ザプロセスからデータブロックを直接アクセスすること
が可能であるが、直接アクセスせずに、処理関数４に
アクセスしてからデータブロック１２をアクセスすると
いう約束事をすることによって、あるいは、データブ
ロック１２をページ単位に保護することによって、また
は、セグメントを扱うことのできるプロセッサであれ
ば、ページ以下あるいはページ以上のデータを、セグメ
ントの提供する保護機能で保護することによって、本発
明が意図するアクセス保護を実現することができる。

【００８６】図５の「ｃａｓｅ−Ｃ」は、制御情報９の
みが、カーネルまたはサーバ等が管理する空間にあり、
処理関数４とデータブロック１２は、ユーザ空間にある
場合を示した摸式図である。「ｃａｓｅ−Ｂ」との相違
は、処理関数４が、カーネル等の管理する空間ではな
く、ユーザ空間に存在する点である。

【００８７】図３の「ｃａｓｅ−Ａ」や図４の「ｃａｓ
ｅ−Ｂ」の処理関数（４）と同様なアルゴリズムを守る
という約束事をすることによって、本発明が意図するア
クセス保護を実現することができる。

【００８８】この場合、処理関数４をユーザ・プロセス
の一部とすることができるといった利点がある。

【００８９】次に、図６〜図９を参照しながら、本実施
形態におけるデバイスからデバイスへのデータ転送につ
いて、ネットワークを経由して転送された画像データ
をＸサーバ・プロセスがディスプレイ上に表示する場合
（受信側）と、ハードディスク等に存在する画像デー
タを読み出してネットワーク・インターフェースからネ
ットワークへ転送する場合（送信側）を例にとって説明
する。

【００９０】図６は、図５の「ｃａｓｅ−Ｃ」の場合の
データ転送（受信側）の摸式図である。

【００９１】図６では、ネットワークを経由して転送さ
れてきたパケットは、まず、ネットワーク・インターフ
ェース１３上のバッファ１４に格納される。次に、ＯＳ
内のドライバによって、バッファ１４に格納されている
受信データを、ユーザ空間に存在するデータ・ブロック
１７に転送して良いかどうかのチェックが行われる。こ
のチェックは、「制御情報１」に含まれるアクセス制御
情報に、ＯＳがＲｅａｄ可であるアクセス制御情報が含
まれ、かつ、「制御情報２」に含まれるアクセス制御情
報に、ＯＳがＷｒｉｔｅ可であるアクセス制御情報が含
まれることをチェックすることによって行われる。チェ
ックの結果、データ転送が許される場合、ＯＳ内のドラ
イバによって受信データはデータ・ブロック１７へ転送
される（図６中のｂ）。

【００９２】次に、データ・ブロック１７での処理中
に、ネットワークから転送されてきたデータによって、
データ・ブロック１７に存在するデータが上書きされる
のを防ぐため、「制御情報２」に含まれるアクセス制御
情報を変更して、ＯＳがＷｒｉｔｅ不可とし、ＯＳ内に
あるネットワーク・プロトコルを処理するモジュールに
よって、プロトコル処理等を行う。この処理の後、「制
御情報２」に含まれるアクセス制御情報を変更すること
によって、Ｘサーバ・プロセス等のユーザ・プロセス
が、データ・ブロック１７にアクセスできるようにす
る。

【００９３】Ｘサーバ・プロセス等のユーザ・プロセス
がデータ・ブロック１７に対して必要な画像変換処理等
を行った後、変換した画像データをフレームバッファ１
８に転送して良いかどうかのチェックが行われる。この
チェックは、「制御情報２」に含まれるアクセス制御情
報に、ｕｓｅｒ１がＲｅａｄ可であるというアクセス制
御情報が含まれ、かつ、「制御情報３」に含まれるアク
セス制御情報に、ｕｓｅｒ１がＷｒｉｔｅ可であるとい
うアクセス制御情報が含まれることを確認することによ
って行われる。アクセス制御情報をチェックした結果、
転送しても良い場合は、ユーザ・プロセスまたはＯＳ内
のドライバによって、変換された画像データがデータブ
ロック１７からフレームバッファ１８へ転送される（図
６中のｃ）。なお、図６のフレームバッファ１８とディ
スプレイ１９の代わりに、それぞれハードディスクとハ
ードディスク・コントローラとに置き換えても良い。

【００９４】本実施形態を示す図６と前述した従来技術
におけるデータ転送を示す図１２を比較すると、本実施
形態に係るデータ転送方法を採用することによって、従
来技術による方法よりも、データ転送回数を１回少くで
きることがわかる。

【００９５】なお、上述した例では、ＯＳ内にあるネッ
トワーク・プロトコルを処理するモジュールは、データ
・ブロック１７に転送されたデータに対して、プロトコ
ル処理等のデータ処理を行うものとしたが、ネットワー
ク・インターフェース１３内のバッファ１４に格納され
た受信データに対し処理を行って、処理された受信デー
タをデータ・ブロック１７へ転送しても良い。

【００９６】また、上述の例では、Ｘサーバ・プロセス
等のユーザ・プロセスは、ＯＳ内のドライバ等によって
転送された同一のデータ・ブロック１７に対し、画像等
の変換処理を行うものとしたが、Ｘサーバ・プロセス等
のユーザ・プロセスは、転送にあたったデータ・ブロッ
クとは異なるデータ・ブロックに、変換後のデータを格
納し、そのデータ・ブロックからフレーム・バッファ１
８へデータ転送しても良い。

【００９７】なお、上述の例では、図５の「ｃａｓｅ−
Ｃ」の場合を例にとって説明したが、「ｃａｓｅ−Ａ」
の場合では、データ・ブロックは、カーネル空間内に存
在することになる。また、データ・ブロックが２つの場
合は、２つのデータ・ブロックがユーザ空間にあっても
良いし、一方がユーザ空間に他方がカーネル空間にあっ
ても良いし、２つのデータ・ブロックがカーネル空間に
あっても良い。

【００９８】図７は、本実施形態に係るデータ転送方法
であって、ハードディスク等に存在する画像データを、
ネットワーク・インターフェースを経由してネットワー
クに送信する送信側のデータ転送の一例を示したもので
ある。

【００９９】前述した受信側の例と同様に、ハードディ
スク・コントローラ４７内のバッファ４８に存在するデ
ータをユーザ空間内のデータ・ブロック１７に転送する
際と、データ・ブロック１７に存在するデータをネット
ワーク・インターフェース１３内に存在するバッファ１
４に転送する際のそれぞれにおいて、制御情報に含まれ
るアクセス制御情報をチェックすることによって転送し
て良いかどうかがチェックされた後、実際のデータ転送
が行われる。

【０１００】「制御情報２」に含まれるアクセス制御情
報の変更については、図６の例で説明した点と、同様で
ある。

【０１０１】図８は、図６よりもさらにデータ転送回数
が少ない受信側のデータ転送方法である。

【０１０２】図８では、ネットワークを経由して転送さ
れてきたパケットは、ネットワーク・インターフェース
１３上のバッファ１４に格納された後、ＯＳ内のネット
ワーク・プロトコルを処理するモジュールによって、プ
ロトコル処理が行われた後、「制御情報１」に含まれて
いるアクセス制御情報を変更することによって、Ｘサー
バ・プロセス（ユーザ・プロセス）が、バッファ１４に
アクセスできるようになる。

【０１０３】Ｘサーバ・プロセスは、バッファ１４に格
納されている受信データに対し、必要な画像変換処理等
を行った後、変換した画像データを、フレームバッファ
１８に転送するために、制御情報２に含まれているアク
セス制御情報のチェックを行う。アクセス制御情報をチ
ェックした結果、転送しても良い場合は、Ｘサーバ・プ
ロセス（ユーザ・プロセス）またはＯＳ内のドライバに
よって、変換された画像データがバッファ１４からフレ
ームバッファ１８へ転送される（図８中のｂ）。なお、
図８のフレームバッファ１８とディスプレイ１９の代わ
りに、それぞれハードディスクとハードディスク・コン
トローラとに置き換えても良い。

【０１０４】なお、上述の例では、Ｘサーバ・プロセス
といったユーザ・プロセスが、ネットワーク・インター
フェース１３といったデバイス上のバッファ１４を直接
アクセスして、画像等の変換処理を行った後、フレーム
バッファ１８といったバッファに転送するものとした
が、画像等の変換処理を行った後、主記憶１５内に存在
するデータ・ブロックにいったん転送し、該データ・ブ
ロックからフレームバッファ１８といったバッファに転
送しても良い。

【０１０５】図９は、図８と同様なデータ転送方法を、
送信側に適用した場合の摸式図である。

【０１０６】ハードディスク・コントローラ４７内のバ
ッファ４８に存在するデータを、ネットワーク・インタ
ーフェース１３内に存在するバッファ１４に転送する際
に、制御情報に含まれるアクセス制御情報をチェックす
ることによって、転送して良いかどうかがチェックされ
た後、実際のデータ転送が行われる。

【０１０７】このように、例えばネットワーク・インタ
ーフェースやハードディスク・コントローラなどのデバ
イスからプログラム実行主体へデータを転送するような
場合、従来のＵＮＩＸのようなＯＳでは、デバイスとの
データのやりとりに使用するデータブロックからプログ
ラム実行主体が管理するデータ領域にデータ転送を行わ
なければならなかったのに対し、本実施形態によれば、
プログラム実行主体は、データブロックに直接アクセス
することができるので、データ転送を行わず、効率良く
デバイスとプログラム実行主体との間のデータのやりと
りを行うことができる。

【０１０８】また、本実施形態によれば、ネットワーク
・インターフェースやハードディスク・コントローラな
どのデバイスがデータブロックをアクセスする際は、ア
クセス制御情報を変更することによって、デバイスの制
御を行うプログラム実行主体のみをデータブロックにア
クセス可能とし、例えばＵＮＩＸにおけるユーザ・プロ
セスのようなプログラム実行主体はデータブロックにア
クセス不可とするようなことが容易に行えるので、デー
タブロックをアクセスするプログラム実行主体の相互排
除を効率良く実行することができる。

【０１０９】また、従来は、ネットワーク・インターフ
ェースやハードディスク・コントローラなどのデバイス
からＵＮＩＸにおけるユーザ・プロセスといったプログ
ラム実行主体を経由して、ディスプレイなどのデバイス
へデータ転送を行う場合、ＵＮＩＸなどのＯＳにおいて
は、実際に、前者のデバイスからプログラム実行主体へ
データ転送を行い、さらにプログラム実行主体から後者
のデバイスへデータ転送を行わなければならなかった。
しかし、本実施形態によれば、前者のデバイスとプログ
ラム実行主体との間のデータのやりとりのために確保さ
れたデータブロックは、プログラム実行主体が直接アク
セスすることができるので、前者のデバイスからプログ
ラム実行主体へ実際にデータ転送を行う必要はなくなっ
た。同様に、後者のデバイスは、データブロックを直接
アクセスすることができるので、プログラム実行主体か
ら後者のデバイスへ実際にデータ転送を行う必要がなく
なった。これによって、複数のデバイスと複数のプログ
ラム実行主体との間のデータのやりとりを効率良く実行
することができる。

【０１１０】また、制御情報とデータブロックの領域を
予め確保しておき、プログラム実行主体等からの要求に
従ってプログラム実行主体に割り当てるという方法を採
用すれば、要求時に領域を確保し割り当てるという方法
に比べて、効率良くプログラム実行主体等からの確保・
割り当て要求を処理することができる。

【０１１１】次に、データブロックの管理方法の一例を
説明する。

【０１１２】先に図１３を参照しながら従来のストリー
ムと呼ばれる管理機構について、説明したが、以下では
従来のストリームを改良したこの実施形態に係るストリ
ームを、図１０、図１１を参照しながら説明する。

【０１１３】図１０では、メッセージ・コントロールブ
ロックｍｓｇｂ（図中２２）、データ・コントロールブ
ロックｄａｔｂ（図中２３）、およびアクセス制御情報
ａｃｌｂ（図中２４）からなる制御情報と、データ記憶
領域２５内の対応するデータブロック（図中１２）を示
してある。

【０１１４】なお、前述した制御情報１と制御情報２と
制御情報３は、図１０の情報はすべて持つても良い。ま
た、制御情報２と制御情報３は、図１０の情報に関して
は、メッセージ・コントロールブロック（ｍｓｇｂ）、
データ・コントロールブロック（ｄａｔｂ）は持たず、
アクセス制御情報ａｃｌｂだけを持っても良い。

【０１１５】メッセージ・コントロールブロックｍｓｇ
ｂ（２２）のメンバに存在する「ｍｂ＿ａｃｌ」（図中
３２）は、対応するメッセージ・コントロールブロック
ｍｓｇｂ（２２）のアクセス制御情報ａｃｌｂが格納さ
れた領域を指し示すポインタである。

【０１１６】図１０では、一例として、アクセス制御情
報ａｃｌｂが、メッセージ・コントロールブロックｍｓ
ｇｂ（２２）を所有するプログラム実行主体の識別子
（例えばＵＮＩＸにおけるプロセスＩＤ）を格納する
「ａｂ＿ｉｓｗｈｉｃｈ」（４２）と、メッセージ・コ
ントロールブロックｍｓｇｂ（２２）を参照しているプ
ログラム実行主体の数（例えばＵＮＩＸにおけるプロセ
スの数）を格納する「ａｂ＿ｒｅｆ」（４１）とから構
成される場合を示している。

【０１１７】図１０に示したアクセス制御情報ａｃｌｂ
の場合、メッセージ・コントロールブロックｍｓｇｂ
（２２）内のメンバに格納されたデータを変更すること
ができるのは、「ａｂ＿ｉｓｗｈｉｃｈ」（４２）に格
納されたプロセスＩＤを持つプロセスに制限される。ま
た、メッセージ・コントロールブロックｍｓｇｂ（２
２）として割り当てられた領域の割り当てを解除して、
該メッセージ・コントロールブロックｍｓｇｂ（２２）
を消去することのできるのは、「ａｂ＿ｒｅｆ」（４
１）に格納された参照数が０の場合に制限される。

【０１１８】なお、図１０では、対応するメッセージ・
コントロールブロックｍｓｇｂ（２２）のアクセス制御
情報ａｃｌｂが格納されている領域へのポインタが、メ
ッセージ・コントロールブロックｍｓｇｂ（２２）に格
納されている場合を示したが、ポインタではなく、アク
セス制御情報を、直接、メッセージ・コントロールブロ
ックｍｓｇｂ（２２）に書き込むようにしても良いし、
複数のアクセス制御情報ａｃｌｂを連結したアクセス制
御リストを用いても良い。

【０１１９】なお、データ・コントロールブロックｄａ
ｔｂ（２３）のメンバに存在する「ｄｂ＿ａｃｌ」（３
９）についても、ｍｂ＿ａｃｌ（３２）と同様である。

【０１２０】ところで、データ・コントロールブロック
ｄａｔｂ（２３）のメンバに存在する「ｄｂ＿ｂｕｆ
ｐ」（３３）は、デバイス間のデータの受渡しに用いる
データブロックを指し示すポインタである。従来のスト
リームでは、実際にデータが格納されている領域の先頭
と最後のみ、「ｄｂ＿ｂａｓｅ」と「ｄｂ＿ｌｉｍ」で
指し示していたが、本実施形態においては、データを格
納することのできる領域を予約し、領域を指し示すポイ
ンタを「ｄｂ＿ｂｕｆｐ」（３３）に格納し、実際にデ
ータが格納されている領域の先頭と最後に関しては、
「ｄｂ＿ｂａｓｅ」（３４）と「ｄｂ＿ｌｉｍ」（３
６）で指し示すようにしている。この方法を採用するこ
とによって「ｄｂ＿ｂａｓｅ」（３４）と「ｄｂ＿ｌｉ
ｍ」（３６）で指し示された、実際にデータが格納され
た領域の前後の領域に、データを付加することができ、
パケット等のデータを作成する場合、データ本体の前に
ヘッダ等のデータ領域を効率良く付加することができ
る。

【０１２１】また、予約したデータを格納することので
きる領域ごとに、実際にデータを格納する領域を割り当
てたり、割当を解除したりする管理を行なうことによっ
て、効率良く領域を管理することができる。

【０１２２】また、図中の「ｄｂ＿ｎｅｘｔ」（４０）
は、予約したデータを格納することのできる領域を２つ
以上のデータ・コントロールブロックに分割して管理す
る場合に、当該データ・コントロールブロックを連結す
るために用いる。同一領域に対応するデータ・コントロ
ールブロックを連結することによって、領域を参照して
いるデータ・コントロールブロックの参照数を管理する
ことができ、参照しているデータ・コントロールブロッ
クがなくなれば、領域の割当の解除を行うことができる
ので、分割された領域の割当の解除等を効率良く行うこ
とができる。

【０１２３】次に、図１１を参照しながら、データ・コ
ントロールブロックｄａｔｂ（２３）の割り当てとその
解除の一例について説明する。

【０１２４】図１０に示すデータ・コントロールブロッ
クｄａｔｂ（２３）のメンバに存在する「ｄｂ＿ｓｒ
ｃ」（３８）は、図１１に示すデータ・コントロールブ
ロックを管理するコントロールブロックの管理ブロック
（図中２１）の構造体を指し示すポインタである。

【０１２５】以下、「ｄｂ＿ｓｒｃ」（３８）等の働き
について説明する。

【０１２６】図に示すように、本実施形態においては、
メッセージ・コントロールブロックｍｓｇｂ（２２）や
データ・コントロールブロックｄａｔｂ（２３）等に対
するデータ領域を予め確保しておいて、プロセス等に割
り当てられていないコントロールブロック（以下、「空
のコントロールブロック」と呼ぶ）を、リンクド・リス
トとして管理する。図１１のコントロールブロックの管
理ブロックｄａｔｂ＿ｃｏｎｔｂ（２１）は、空のコン
トロールブロックを管理する管理構造であり、「ｄｂ＿
ｂｅｇｉｎ」（４３）によって、リンクド・リストの中
の先頭の空のコントロールブロックが指し示されてい
る。また、「ｄｂ＿ｅｎｄ」（４４）によって、リンク
ド・リストの中の最後の空のコントロールブロックが指
し示されている。

【０１２７】プロセス等が、データ・コントロールブロ
ック（２３）の割当を要求した場合、ｄｂ＿ｂｅｇｉｎ
（４３）によって指し示されているデータ・コントロー
ルブロック（２３）をリンクド・リストから取り出し
て、プロセス等に対しデータ・コントロールブロック
（２３）を割り当てる。また、プロセス等が、データ・
コントロールブロック（２３）の使用が終了し、データ
・コントロールブロック（２３）を返却する場合、ｄｂ
＿ｅｎｄ（４４）によって指し示されているデータ・コ
ントロールブロック（２３）の後に、データ・コントロ
ールブロック（２３）を追加し、ｄｂ＿ｅｎｄ（４４）
を更新することによって、リンクド・リストによる空の
コントロールブロックの管理を行うことができる。

【０１２８】前述したように、予めデータ・コントロー
ルブロック（２３）等の領域を確保しておいて、確保し
たデータ・コントロールブロック（２３）をリンクド・
リストによって管理し、プロセス等のデータ・コントロ
ールブロック（２３）の要求時、リンクド・リストから
データ・コントロールブロック（２３）を割り当てるよ
うにすれば、要求時、領域の確保を行う必要がないの
で、データ・コントロールブロックを高速に割り当てる
ことができる。

【０１２９】また、データ・コントロールブロック（２
３）に管理ブロックの構造体を指し示すポインタである
ｄｂ＿ｓｒｃ（３８）を書き込むようにすれば、プロセ
ス等がデータ・コントロールブロック（２３）の使用を
終了し、データ・コントロールブロック（２３）の割り
当てを解除する場合に、容易に管理ブロックの構造体
（２１）のアドレスを知ることができるので、効率良く
割り当ての解除を行うことができる。

【０１３０】以上の実施形態においては、データ転送と
して、実際にデータを転送する場合について示したが、
実際にデータを転送せずに、物理ページと論理ページの
対応付けをしているポインタを書き替えることによって
データ転送を行っても良い。

【０１３１】すなわち、ＴＬＢ（Ｔｒａｎｓｌａｔｉｏ
ｎ Ｌｏｏｋａｓｉｄｅ Ｂｕｆｆｅｒ）に存在する、
ユーザがアクセスする仮想空間に存在する論理ページか
ら、実際のメモリ上に存在する物理ページへのポインタ
には、本実施形態の図１０における「ｄｂ＿ｂｕｆｐ」
（３３）が書かれているが、ある論理ページのポインタ
に「ｄｂ＿ｂｕｆｐ」（３３）の値を書き込むことによ
って、前記論理ページへデータを転送することができ
る。

【０１３２】また、メッセージ・コントロールブロック
ｍｓｇｂ（２２）のメンバに存在する「ｍｂ＿ｓｒｃ」
（２９）についても、ｄｂ＿ｓｒｃ（３８）と同様であ
る。

【０１３３】次に、本発明の他の実施形態について説明
する。

【０１３４】なお、本実施形態では、「課題を解決する
ための手段」の項で述べた方法Ａについて詳述する。方
法Ｂについては方法Ａの場合を適宜変更すればよいた
め、その説明を省略する。

【０１３５】本発明に係るデータ転送装置は、転送する
データが格納された物理ページと、前記物理ページに格
納されたデータのアクセス情報が書かれたアクセス制御
情報と、プロセスやＯＳが所有する仮想空間に属する仮
想ページと、前記プロセスやＯＳが受け付けることので
きる転送データのアクセス情報等が書かれたアクセス制
御情報と、仮想ページ番号をインデックスとして検索
し、物理ページ番号等が書かれたページテーブル・エン
トリが格納されたページテーブルと、プロセスやＯＳか
らのデータ領域の転送要求を受け付けるデータ転送要求
受付装置と、前記データ転送要求受付装置が受け付けた
要求に従って、前記データが格納された物理ページを検
索し、前記物理ページに対するアクセス制御情報（前述
のｉｉに相当）と、転送先のプロセスがデータ転送を受
け付けることのできる転送元のプロセスの識別子を示す
アクセス制御情報（前述のｉに相当）を比較し、転送が
許されるかどうか判断するアクセス制御情報チェック装
置と、前記アクセス制御情報チェック装置が、転送が許
されると判断した場合に、前記ページテーブルを書き換
えることのできるページテーブル管理装置とを持ってい
ることを特徴とする。

【０１３６】本発明に係るデータ転送装置では、あるプ
ロセスが、自分のプロセスが所有する仮想空間に属する
仮想ページに対応した物理ページに格納されたデータ
を、他のプロセスに転送する場合、まず、転送元のプロ
セスが、データ転送要求を、データ転送要求受付装置に
送信する。

【０１３７】データ転送要求受付装置は、データ転送要
求を受信した場合、アクセス制御情報チェック装置に対
し、転送データが格納された物理ページに対応するアク
セス制御情報と、転送先のプロセスの受け付けることの
できる転送データのアクセス制御情報の比較をするよう
に要求する。

【０１３８】アクセス制御情報チェック装置は、２つの
アクセス制御情報を比較し、転送が許される場合は、ペ
ージテーブル管理装置に対し、仮想ページと物理ページ
のマッピングの変更を要求する。

【０１３９】前記マッピングの変更を要求されたページ
テーブル管理装置は、転送元のプロセスが所有する仮想
空間に属する仮想ページに対応するページテーブル・エ
ントリに書かれている物理ページ番号を消去して、転送
元のプロセスが、前記物理ページにアクセスできないよ
うにするとともに、転送先のプロセスの所有する仮想空
間の、転送データを格納するのに割り当てられた仮想ペ
ージに対応するページテーブル・エントリに、前記物理
ページ番号を書き込むことによって、転送先のプロセス
が、前記物理ページにアクセスできるようにする。

【０１４０】また、前記比較の結果、転送が許されない
場合は、アクセス制御情報チェック装置、また、データ
転送要求受付装置は、転送元のプロセスに対し、データ
転送の失敗を通知する。

【０１４１】このように本発明によって、転送元のプロ
セスから、転送先のプロセスへ、仮想ページと物理ペー
ジのマッピングを変更することによって、データ転送す
ることができる。

【０１４２】また、好ましくは、前記データ転送装置の
構成に加えて、ネットワークから受信したパケットを格
納するバッファと、前記バッファに格納された受信パケ
ットに対し、転送誤りがないかどうかチェックする転送
誤り検出装置（例えば、ＡＴＭ（Ａｓｙｎｃｈｒｏｎｏ
ｕｓ Ｔｒａｎｓｆｅｒ Ｍｏｄｅ）のＡＡＬ（ＡＴＭ
Ａｄａｐｔａｔｉｏｎ Ｌａｙｅｒ）５のＣＲＣ（Ｃ
ｙｃｌｉｃ Ｒｅｄｕｎｄａｎｃｙ Ｃｈｅｃｋ）チェ
ック等）と、前記転送誤り検出装置が、転送誤りがない
と判断した受信パケット等に関して、受信パケットから
転送データを抽出する転送データ抽出装置と、前記転送
データ抽出装置が抽出した転送データを、ＯＳ等が管理
する仮想空間に属する割り当てられた仮想ページに対応
する物理ページに転送する転送データ転送装置とを具備
しても良い。

【０１４３】この場合、ネットワークから転送されてき
たパケットを受信した場合、受信パケットは、まず、ネ
ットワーク・インターフェース・ボードに存在するバッ
ファに格納され、ネットワーク・インターフェース・ボ
ードに存在する転送誤り検出装置によって、転送誤りが
ないかどうかチェックされた後、転送誤りが検出されな
かった受信パケットは、転送データ抽出装置によって、
受信パケットから転送データを抽出された後、転送デー
タは、ＯＳ等によって、ＯＳ等が管理する転送データが
格納するための仮想ページに対応した物理ページに転送
される。

【０１４４】ＯＳ等は、前記受信パケットのヘッダ領域
に書かれた宛先情報を基に、宛先のプロセスを特定し、
宛先のプロセスに、前記受信パケットから抽出した転送
データを転送するために、前記データ転送方法を使っ
て、仮想ページと物理ページのマッピングを変えること
によって、データ転送を行なう。

【０１４５】このように、受信パケットを宛先のプロセ
スに転送するのに、１回のデータ転送と、仮想ページと
物理ページのマッピングを変更するだけでよいので、効
率的に転送することができる。

【０１４６】また、好ましくは、パケット受信側の前記
データ転送装置において、前記データ転送装置の構成に
加えて、受信したパケットに対し、予め定められた大き
さの領域を読み込んで、前記領域に書かれているヘッダ
長等の情報を基に、転送データの始まりを検出する転送
データ先頭検出装置と、前記転送データ先頭検出装置が
検出した先頭と、物理ページの先頭の位置が合うよう
に、転送データを、前記物理ページに転送する転送デー
タ転送装置とを具備しても良い。

【０１４７】この場合、ネットワーク・インターフェー
ス・ボード上に存在するバッファに格納された受信パケ
ットに対し、パケットの先頭から予め定められた大きさ
のデータ領域を、ＯＳ等が管理するデータ記憶領域に転
送しておき、転送データ先頭検出装置が、前記データ記
憶領域に格納されたパケットの先頭部分に含まれるヘッ
ダ長等の情報を基に、受信パケットに格納された転送デ
ータの先頭の位置を特定し、前記転送データの先頭と、
物理ページの先頭が合うように、バッファから転送デー
タを物理ページに転送することができる。

【０１４８】このように、物理ページの先頭と、転送デ
ータの先頭の位置を合わせることができるので、仮想ペ
ージと物理ページのマッピングを変更し、宛先のプロセ
スが、仮想ページを通して転送データにアクセスする場
合に、仮想ページの先頭から、転送データをアクセスす
ることができる。

【０１４９】また、好ましくは、前記データ転送装置の
構成に加えて、ネットワークから送信するためのパケッ
トを一時的に格納するバッファと、ＯＳ等が管理する仮
想空間に属する仮想ページに対応する物理ページに格納
された転送データに対し、ヘッダを作成し、受信端末が
受信したパケットに転送誤りがないかどうかチェックす
るためのデータを作成し、前記ヘッダと、前記チェック
データ等から送信パケットを生成するパケット生成装置
と、前記パケット生成装置が生成したパケットを、前記
バッファに転送するパケット転送装置とを具備しても良
い。

【０１５０】この場合、ユーザ・プロセスが所有するデ
ータを基に送信パケットを作成し、ネットワークから、
送信する場合、ユーザ・プロセスが所有する仮想空間に
属する仮想ページに対応した物理ページに格納されたデ
ータは、前記データ転送方法を用いて、仮想ページと物
理ページのマッピングを変更することによって、ユーザ
・プロセスが所有する仮想空間から、ＯＳ等が所有する
仮想空間に転送し、パケット生成装置によって、前記デ
ータに対するヘッダ等が作成された後、作成されたヘッ
ダ等と、転送データが、ネットワーク・インターフェー
ス・ボードに存在するバッファに転送される。

【０１５１】前記ネットワーク・インターフェース・ボ
ードに存在する転送誤り検出符合作成装置によって、受
信端末が転送誤りがないかどうかチェックする際に用い
られるデータが計算されて、ネットワークへ送信する送
信パケットが作られ、作られた送信パケットは、パケッ
ト転送装置によって、前記ネットワーク・インターフェ
ース・ボードから、ネットワークに送信される。

【０１５２】このように、ユーザ・プロセスの所有する
仮想空間に存在するデータを基にパケットを作成し、ネ
ットワークから送信する場合、ユーザ・プロセスの所有
する仮想空間から、ＯＳ等の所有する仮想空間へ、仮想
ページと物理ページのマッピングの変更により転送し、
ＯＳ等の所有する仮想空間に属する仮想ページに対応す
る物理ページから、ネットワーク・インターフェース・
ボード上に存在するバッファへの１回のデータ転送だけ
で実行することができるので、効率がよい。

【０１５３】以下、さらに本実施形態を詳しく説明す
る。

【０１５４】本実施形態は、物理ページに対するアクセ
ス制御情報を設定することにより、実際にデータ転送を
行う代わりに、仮想ページと物理ページのマッピングを
変えることでプロセス間データ転送を行うことができる
ようにしたものである。

【０１５５】図１２は、本発明に係るデータ転送方法の
基本原理を示す図である。

【０１５６】プログラムは、実行時、いわゆる「プロセ
ス」と呼ばれる実行主体となり、ＯＳは、プロセスを単
位として、プログラムの実行を管理する。以下、本実施
形態では、プログラムの実行時の管理単位のことをプロ
セスと呼ぶ。

【０１５７】プロセスは、通常１つ、または１つ以上の
仮想空間２０１を所有する。

【０１５８】メモリ等の物理空間２０２は、物理ページ
（図中の２０５）と呼ばれる大きさ（例えば、４ｋバイ
ト）を単位として管理される。

【０１５９】仮想空間２０１は、物理ページの大きさ
（例えば、４ｋバイト）を単位とした仮想ページ（図中
の２０４）と呼ばれる大きさを単位として管理される。

【０１６０】仮想ページと物理ページとの対応は、ペー
ジテーブル２０３によって行われ、仮想ページ番号をイ
ンデックスとして、ページテーブルを参照し、１つのペ
ージテーブル・エントリ（ＰＴＥ）が検索される。ＰＴ
Ｅには、物理テーブル番号と、書き込み可／実行可とい
ったアクセス制御情報が書き込まれる。

【０１６１】本実施形態でプロセス間データ転送を行う
場合、転送元のプロセスが所有する仮想空間に属する仮
想ページａに対応するページテーブル・エントリに書か
れている物理ページ番号Ｃを消去して、転送元のプロセ
スが、物理ページＣにアクセスできないようにするとと
もに、転送先のプロセスの所有する仮想空間の、転送デ
ータを格納するのに割り当てられた仮想ページｂに対応
するページテーブル・エントリに、物理ページ番号Ｃを
書き込むことによって、転送先のプロセスが、物理ペー
ジＣにアクセスできるようにする。

【０１６２】このように、データを実際に転送せず、仮
想ページと物理ページのマッピングを変更することによ
って、転送元のプロセスから転送先のプロセスへデータ
転送することができる。

【０１６３】図１３は、本発明を適用した計算機内部の
一構成例を示す図である。図１３のように、プロセッサ
２００内には、アクセス制御情報チェック部２０８、プ
ロセス実行部２０９、プロセス管理部２１０、ページテ
ーブル管理部２１１、データｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ部２
１２、ＴＬＢ２１３、アドレス変換部２１４、アクセス
制御情報管理部２１５が存在する。メモリ１９０内に
は、アクセス制御情報１９５、ページテーブル２０３、
物理ページ２０５、プロセス管理データ２０７が存在す
る。また、メモリ１９０内には、必要に応じて、小さな
データ記憶領域の集合２０６が確保される。これらの機
能は例えばＯＳ等として実装される。

【０１６４】プロセス実行部は２０９、プログラムをプ
ロセス単位に実行する部分である。

【０１６５】プロセス管理部２１０は、メモリ１９０中
に格納されているプロセス管理データ２０７を管理する
部分である。また、プロセス管理データ２０７に含まれ
るアクセス制御情報（ＡＣＬ）を、アクセス制御情報チ
ェック部２０８に受け渡したりする。

【０１６６】このプロセス管理データ２０７は、プロセ
スに対応する管理データである。この中に、アクセス制
御情報（ＡＣＬ）が書かれている。

【０１６７】アクセス制御情報（ＡＣＬ）（前述のｉに
相当）は、プロセスまたは仮想空間が受け付けることが
できるデータ転送の情報が書き込まれたものである。ア
クセス制御情報（ＡＣＬ）の具体例としては、例えば、
「アクセス可能なデータを所有する転送元のプロセスＩ
Ｄ（とｒｅａｄ権）」、あるいは「プロセスグループ識
別番号（転送元のプロセスが複数ある場合そのプロセス
群に付けられたプロセス識別子）（とｒｅａｄ権）」な
どが考えられる。

【０１６８】アクセス制御情報管理部２１５は、転送デ
ータに対応するアクセス制御情報（ａｃｌｂ）を管理す
る部分である。

【０１６９】アクセス制御情報（ａｃｌｂ）（前述のｉ
ｉに相当）１９５は、物理ページに格納されたデータ
（すなわち転送データ）に対応するアクセス制御情報等
が書き込まれたデータ構造である。アクセス制御情報
（ａｃｌｂ）の具体例としては、例えば、「その物理デ
ータを最初に取得したプロセスＩＤ（とｗｒｉｔｅ
権）」、あるいは「そのグループが属するプロセスグル
ープの識別番号（とｗｒｉｔｅ権）」などが考えられ
る。

【０１７０】ＡＣＬ及びａｃｌｂについて、さらに詳述
すると、本実施形態では、各物理ページには、アクセス
制御情報（ａｃｌｂ）が付いている。その情報とは、空
の物理ページを獲得し、データを書き込んだ（所有者
の）プロセスＩＤの情報である。さらに、そのデータに
対して、所有者以外から、どのような種類のアクセス
（ｒｅａｄのみ、ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ両方可能など）
を許可するかといった、付加情報を含んでも良い。

【０１７１】また、各プロセスにも、アクセス制御情報
（ＡＣＬ）が付いている。その情報は、転送元となり得
る他のプロセスのＩＤである。さらに、どのような種類
のアクセスが許可できるかといった付加情報を含んでも
良い。

【０１７２】実際に転送が生じ、プロセス間で、仮想空
間と物理ページのマッピング変更が生じると、転送先の
仮想空間を所持しているプロセスが持つアクセス制御情
報（ＡＣＬ）と、物理ページのアクセス制御情報（ａｃ
ｌｂ）を比較して、プロセスＩＤが一致すると、マッピ
ングが許可される。付加情報がある場合はその比較も行
われて、許可するかどうか決める。

【０１７３】許可されると、転送先のプロセスが所持す
る仮想空間に該物理ページをマッピングする。

【０１７４】アクセス制御情報チェック部２０８は、プ
ロセス管理データ２０７に含まれるアクセス制御情報
（ＡＣＬ）と、転送データに対応するアクセス制御情報
（ａｃｌｂ）を比較し、転送が許可されているかどうか
判断する部分である。

【０１７５】ページテーブル２０３は、前述のように仮
想ページ番号をインデックスとして物理ページ番号等の
情報が書かれたページテーブル・エントリを格納したテ
ーブルである。

【０１７６】ページテーブル管理部２１１は、ページテ
ーブル２０３を管理する部分である。このページテーブ
ル管理部２１１は、転送が許されると判断された場合
に、前記ページテーブルを書き換えるものである。

【０１７７】ＴＬＢ２１３は、ページテーブル２０３の
エントリが、キャッシュされる部分である。

【０１７８】データ・リード／ライト制御部２１２は、
プロセスやＯＳからのデータ領域の転送要求を受け付け
る部分である。すなわち、プロセス実行部２０９が、メ
モリ１９０中にあるデータをｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅする
場合に、ｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ処理を制御する部分であ
る。

【０１７９】アドレス変換部２１４は、仮想アドレスか
ら物理アドレスへの変換を行う部分である。

【０１８０】小さなデータ記憶領域の集合２０６は、Ｏ
Ｓの起動時、予め設定された大きさで予め設定された個
数、メモリ１９０に設けるものであり、パケットのヘッ
ダや、小さいパケットを格納する領域である。パケット
のヘッダを取り除いた転送データは、物理ページ２０５
に格納する。

【０１８１】上記構成において、あるプロセスが、自分
のプロセスが所有する仮想空間に属する仮想ページに対
応した物理ページに格納されたデータを、他のプロセス
に転送する場合、まず、転送元のプロセスが、データ転
送要求を送信する。これは、プロセス実行部２０９によ
って行われる。

【０１８２】データ・リード／ライト制御部２１２は、
データ転送要求を受信した場合、アクセス制御情報チェ
ック部２０８に対し、転送データが格納された物理ペー
ジに対応するアクセス制御情報（ａｃｌｂ）と、転送先
のプロセスの受け付けることのできる転送データのアク
セス制御情報（ａｃｌ）の比較をするように要求する。

【０１８３】アクセス制御情報チェック部２０８は、２
つのアクセス制御情報を比較し、転送が許される場合
は、ページテーブル管理部２１１に対し、仮想ページと
物理ページ２０５のマッピングの変更を要求する。

【０１８４】マッピングの変更を要求されたページテー
ブル管理部２０５は、転送元のプロセスが所有する仮想
空間に属する仮想ページに対応するページテーブル・エ
ントリに書かれている物理ページ番号を消去して、転送
元のプロセスが、該物理ページにアクセスできないよう
にするとともに、転送先のプロセスの所有する仮想空間
の、転送データを格納するのに割り当てられた仮想ペー
ジに対応するページテーブル・エントリに、該物理ペー
ジ番号を書き込むことによって、転送先のプロセスが、
該物理ページにアクセスできるようにする。

【０１８５】また、上記の比較の結果、転送が許されな
い場合は、アクセス制御情報チェック部２０８あるいは
データ・リード／ライト制御部２１２は、転送元のプロ
セスに対し、データ転送の失敗を通知する。

【０１８６】次に、本実施形態のプロセス間のデータ転
送について、転送データの存在する物理ページが仮想ペ
ージに対応しない中間状態を経由させる例を模式的に説
明する。

【０１８７】１）初期状態 図１４は、データ転送の始まりにおける仮想ページ２０
４と物理ページ２０５のマッピングについて、図１５は
その際のページテーブル２０３の状態について、模式的
に示した図である。

【０１８８】図１４において、転送データが格納された
物理ページＣは、転送元のプロセスの所有する仮想空間
に属する仮想ページａにマッピングされており、また、
転送先のプロセスの、データ転送等の用途のための仮想
ページｂには、物理ページがマッピングされていないこ
とが示されている。

【０１８９】また、図１５は、この場合のページテーブ
ルの状態であり、仮想ページ番号ａに対応するＰＴＥに
は、物理ページ番号Ｃが書き込まれており、仮想ページ
番号ｂに対応するＰＴＥには、物理ページ番号が書き込
まれていないことが示されている。

【０１９０】初期状態において、転送元のプロセスが、
物理ページＣに格納されたデータを転送先のプロセスま
たは転送先のプロセスが所有する仮想空間へ、転送をＯ
Ｓに対し要求したとする。

【０１９１】この場合、ＯＳは、転送データが格納され
た物理ページに対応したアクセス制御情報（ａｃｌｂ）
と、転送先のプロセスまたは仮想空間が受け付けること
のできるデータ転送のアクセス制御情報（ＡＣＬ）を比
較し、この比較の結果、データ転送が許可される場合
は、以下に説明する中間状態へと状態が遷移する。

【０１９２】データ転送が許可されない場合は、ＯＳ
は、転送元のプロセスに対し、転送の失敗を報告すると
ともに、必要なエラー処理を行う。

【０１９３】２）中間状態 図１６は、データ転送の中間における仮想ページ２０４
と物理ページ２０５のマッピングについて、図１７はそ
の際のテーブル２０３の状態について、模式的に示した
図である。

【０１９４】転送先のプロセスによって、データ転送が
許可された場合は、転送元の仮想空間２０１に属する仮
想ページａと、転送データが格納された物理ページＣと
のマッピングが解除され、中間状態に状態が遷移する。
この場合、ページテーブル２０３の、仮想ページ番号ａ
に対応するＰＴＥに書かれた物理ページ番号が、物理ペ
ージＣの番号から、クリアされることが、図１７に示さ
れている。

【０１９５】転送データが格納された物理ページが、転
送元のプロセスに属する仮想ページにも、転送先のプロ
セスに属する仮想ページにも、対応しない状態を経由す
ることによって、転送元のプロセスや、転送先のプロセ
スから、きわどいタイミングでアクセスされる危険性を
排除することができる。

【０１９６】また、この中間状態を設けることによっ
て、転送先のプロセスの所有する仮想空間のうち転送デ
ータに割り当てられた仮想ページを、転送先のプロセス
が使用していて、物理ページを仮想ページにマッピング
できない場合にも対処することができる。

【０１９７】３）最終状態 図１８は、データ転送の終わりにおける仮想ページ２０
４と物理ページ２０５のマッピングについて、図１９は
その際のページテーブル２０３の状態について、模式的
に示した図である。

【０１９８】転送先のプロセスによる、ｒｅａｄ／ｗｒ
ｉｔｅシステムコールの実行といった明示的な転送デー
タが格納された物理ページと、転送データのために設け
られた仮想ページのマッピング要求によって、仮想ペー
ジに物理ページがマッピングされて、中間状態から最終
状態へと状態が遷移する。この場合、ページテーブル２
０３の、仮想ページ番号ｂに対応するＰＴＥに書かれた
物理ページ番号が、クリアされた状態等から、転送デー
タが格納された物理ページ番号Ｃへと書き換えられるこ
とが、図１９に示されている。

【０１９９】以上の説明では、転送データが格納された
物理ページが１ページの場合について説明したが、物理
ページが複数の場合でも、同様である。

【０２００】転送データは、物理ページの先頭から始ま
ることが望ましいが、物理ページの先頭から始まらなく
て途中から始まってもよい。この場合、物理ページの先
頭から転送データの始まりまでの領域のデータは、仮想
ページと物理ページのマッピングの変更に注意しなけれ
ばならない。また、転送データの終りについても、ペー
ジの最後である必要はなく、ページの途中で終ってもよ
い。

【０２０１】なお、上記の説明では、初期状態と中間状
態の間に、アクセス制御情報の比較等が行われる例を記
述したが、まず、中間状態に移って、それからアクセス
制御情報の比較等を行ってもよい。また、データ転送が
許可されていた場合、中間状態に遷移するとしたが、中
間状態に遷移せず、直ちに最終状態に状態を遷移させて
もよい。

【０２０２】次に、上記の中間状態の管理方法の一例に
ついて説明する。

【０２０３】図２０は、中間状態を管理可能なプロセス
構造体の一例を示す図である。図２０では、プロセス構
造体には、プロセスまたはプロセスが所有する仮想空間
が受け付けることのできる、データ転送のアクセス制御
情報が書かれたＡＣＬ２１８と、プロセスが所有する仮
想空間に属する仮想ページにマップされた、物理ページ
に対応するｍｓｇｂをキュー構造体で管理する管理キュ
ー２１９と、プロセスまたはプロセスが所有する仮想空
間が受け付けた、データ転送に対応するｍｓｇｂをキュ
ー構造体で管理する一種のイベントキューである入力キ
ュー２２０が含まれることを示している。なお、このプ
ロセス構造体は、図１３のプロセス管理データ２０７内
に配置する。

【０２０４】管理キュー２１９と入力キュー２２０は、
図２１のように、ｍｓｇｂ２２１を、ダブルリンクで連
結したリンクド・リストで構成しても良いし、ｍｓｇｂ
２２１を、シングルリンクで連結して構成しても良い。

【０２０５】ダブルリンクでキューを構成する利点は、
キューの先頭以外にキューの途中からキューの構成要素
を抜き取ることができることであり、キューに高優先度
の構成要素が入力されていた場合、キューの先頭からで
はなくキューの途中からキューの構成要素を取り出せる
といった利点がある。

【０２０６】また、転送するデータが複数の物理ページ
にまたがって格納されている場合は、物理ページごとに
ｄａｔｂとｍｓｇｂが対応するが、前述したようなデー
タ転送に対応するｍｓｇｂを入力キューまたは管理キュ
ーに入力する場合、該データ転送に対応する全てのｍｓ
ｇｂをキューに入力しても良いし、該データ転送に対応
するｍｓｇｂのうち先頭のｍｓｇｂだけキューに入力す
るようにしてもよい。

【０２０７】また、パケットを管理する構造体として、
ｍｓｇｂとｄａｔｂに分割しているが、１つの構造体
で、パケットを管理しても良い。

【０２０８】なお、本実施形態において２つの構造体で
パケットを管理した理由は、パケットのヘッダ等の同じ
データを容易に２つのパケットで共有できるためであ
る。この場合、２つのｍｓｇｂが１つのｄａｔｂをポイ
ントすることになる。

【０２０９】また、２つのパケットによって共有された
パケットのある部分のデータについて、一方のパケット
に対しデータを書き込む場合、共有を解除し、その部分
のデータを他の領域にコピーし、コピーし終わったデー
タに対し、書き込みを行うといった、ＣＯＷ（コピー・
オン・ライト）を実現することもできる。

【０２１０】次に、図１４のデータ転送の初期状態から
図１６の中間状態へデータ転送の状態が遷移する場合に
ついて、プロセス構造体が図２０のような場合を例にと
って説明する。この場合の動作手順を図２２のフローチ
ャートに示す。

【０２１１】まず、データ転送が要求された場合、ＯＳ
等は、転送データが格納された物理ページに対応するｍ
ｓｇｂ２２１を、転送先のプロセスの管理キュー１９か
ら抜き取る（ステップＳ２０２）。次に、ＯＳ等は、ｍ
ｓｇｂ２２１に対応するａｃｌｂと、転送先のプロセス
の受け付けることのできるアクセス制御情報が書かれた
ＡＣＬ２１８とを比較する（ステップＳ２０３）。そし
て、ＯＳ等は、転送が許可されている場合は（ステップ
Ｓ２０４）、ｍｓｇｂ２２１を転送先のプロセスの入力
キューに入力するが（ステップＳ２０５）、転送が許可
されていない場合は（ステップＳ２０４）、転送元のプ
ロセスに対し、エラーを報告するとともに、割り当てら
れたエラー処理を実行する（ステップＳ２０７）。

【０２１２】この例の場合、仮想ページと物理ページの
マッピングの変更は、転送元の管理キューからｍｓｇｂ
を抜き取る際に行ってもよい。

【０２１３】次に、図１６のデータ転送の中間状態から
図１８の最終状態へデータ転送の状態が遷移する場合に
ついて、プロセス構造体が図２０のような場合を例にと
って説明する。この場合の動作手順を図２３のフローチ
ャートに示す。

【０２１４】転送先のプロセスが、データ転送に割り当
てられた仮想ページに対し、ｒｅａｄシステムコールを
実行したと仮定する。

【０２１５】また、ｒｅａｄシステムコールが、データ
転送に割り当てられた仮想ページに対して実行された場
合、実行時点で、該仮想ページに物理ページがマップさ
れていた場合は、そのマップを解除して、新たに転送先
のプロセスが受け取った転送データが格納された物理ペ
ージを該仮想ページにマップすると仮定する。

【０２１６】この場合、ｒｅａｄシステムコールの実行
を要求されたＯＳ等は、まず、転送先のプロセスの入力
キュー２２０に、該当する仮想ページのデータ転送に対
応するｍｓｇｂ２２１が、入力されていないかどうか検
査する。

【０２１７】該当するｍｓｇｂ２２１が入力されていな
かった場合（ステップＳ２１２）、該プロセスは、該当
するｍｓｇｂが入力されるまで、または、ＯＳ等によっ
て起こされるまで、休眠する（ステップＳ２１３，Ｓ２
１４）。

【０２１８】一方、該当するｍｓｇｂ２２１が入力され
ていた場合（ステップＳ２１２）、該当するｍｓｇｂ２
２１のうち、データ転送に割り当てられた仮想ページに
マップできる個数のｍｓｇｂ２２１を、入力キュー２２
０から取り出し（ステップＳ２１５）、管理キュー２１
９に入力する（ステップＳ２１６）。

【０２１９】次に、管理キュー２１９に入力されたｍｓ
ｇｂ２２１のポインタをたどって、そのｍｓｇｂ２２１
に対応する物理ページを得て（ステップＳ２１７）、こ
の物理ページをデータ転送に割り当てられた仮想ページ
にマッピングするために、該仮想ページに対応するＰＴ
Ｅに、該物理ページ番号を書き込み（ステップＳ２１
８）、ｒｅａｄシステムコールの実行が終了する。

【０２２０】以下では、端末がネットワークから受信し
たパケットを、本発明のデータ転送方法を用いて効率よ
く、端末上の宛先のプロセスまたはプロセスが所有する
仮想空間に転送する例について、図２４および図２５を
参照しながら説明する。

【０２２１】本実施形態では、データ転送のために仮想
ページと物理ページのマッピングを変更するが、受信パ
ケットを先頭から物理ページに格納すると、パケットの
先頭にはヘッダがあるので、受信パケットに含まれる転
送データは、仮想ページの先頭から始まらず、仮想ペー
ジの途中から始まることになる。

【０２２２】そこで、以下のような方法を取ることによ
り、物理ページの先頭と転送データの先頭の位置を合わ
せることができる。

【０２２３】まず、受信パケット２２４等を格納するた
めの実メモリを、ヘッダ等の小さいデータを格納するた
めの小さなデータ記憶領域２０６と、転送データのよう
な大きなサイズのデータを格納するための物理ページ２
０５の単位にて管理する。なお、小さなデータ記憶領域
２０６と、物理ページ２０５の領域の割り当ては、シス
テムの起動時に行ってもよいし、システムの稼働時に動
的に行ってもよいし、両方を併用してもよい。

【０２２４】ネットワークからパケットが転送されてき
て、ネットワーク・インターフェース・ボード上のバッ
ファにパケットが受信された場合、ＯＳ等は、パケット
の先頭から予め定められた大きさ（ｎバイトとする）の
データを、実メモリ上の小さな記憶領域２０６に書き込
む（ステップＳ２２２）。ここで、パケットのヘッダに
含まれるパケットのヘッダ長等の情報が、パケットの先
頭からｎバイトの領域に含まれるようにｎを定めるとす
る。

【０２２５】次に、ＯＳ内のネットワーク・モジュール
は、小さな記憶領域２０６に書き込まれたヘッダ長情報
を基に、実際のヘッダ長を計算する（ステップＳ２２
３）。ヘッダ長の計算結果をｍバイトとする。

【０２２６】ｍがｎより大きい場合は（ステップＳ２２
４）、ネットワーク・インターフェース・ボード上のバ
ッファから実メモリへ読み込んでいないデータがまだ残
っている場合であり、この場合は、（ｎ＋１）バイト目
からｍバイト目までを、該小さなデータ記憶領域２０６
もしくは他の小さなデータ記憶領域２０６または物理ペ
ージ２０５に転送する（ステップＳ２２５）。

【０２２７】最後に、受信パケットのうち転送データが
始まる（ｍ＋１）バイト目が物理ページの先頭に合うよ
うに、バッファから実メモリにデータを転送する（ステ
ップＳ２２６）。

【０２２８】受信パケットに含まれる転送データを格納
するのに、一つの物理ページで納まらない場合は、複数
の物理ページに分割して格納する（ステップＳ２２７，
Ｓ２２８）。

【０２２９】このように、受信パケットに含まれる転送
データの先頭が物理ページの先頭に合うように物理ペー
ジに格納されるので、物理ページを宛先のプロセスの所
有する仮想空間に属する仮想ページにマッピングする場
合、仮想ページに先頭と転送データの先頭が合うように
することができる。

【０２３０】また、物理ページの先頭と転送データの先
頭の位置を合わせることができるので、仮想ページと物
理ページのマッピングを変更し、宛先のプロセスが仮想
ページを通して転送データにアクセスする場合に、仮想
ページの先頭から転送データをアクセスすることができ
る。

【０２３１】次に、本発明によるデータ転送方法を用い
ると、ユーザ・プロセスが所有するデータからどのよう
にパケットが作成されネットワークへ送信されていくか
について説明する。

【０２３２】まず、ユーザ・プロセス等がｗｒｉｔｅシ
ステムコール等を用いてデータの送信をＯＳ等に対して
要求すると、図２０〜図２３で説明した方法を用いて、
該データに対応するｍｓｇｂがユーザ・プロセス等の管
理キュー２１９からＯＳ等の入力キュー２２０を経て管
理キュー２１９に入力されるとともに、該データに対応
する物理ページのマッピングがユーザ・プロセス等の所
有する仮想空間に属する仮想ページからＯＳ等の所有す
る仮想空間に属する仮想ページへと変更される。

【０２３３】次に、ＯＳ等の内部にあるネットワーク・
モジュールは、該仮想ページをアクセスすることによっ
て該データにアクセスし、該データに対するヘッダ等の
情報を作成し、作成したヘッダ等の情報とともに、該デ
ータをネットワーク・インターフェース・ボード上に存
在するバッファに転送する。

【０２３４】そして、ネットワーク・インターフェース
は、バッファに転送されたヘッダとデータに対し、受信
端末が転送誤りの検出に用いるデータを計算し、以上の
３つの部分のデータからパケットを作成し、ネットワー
クに送信する。

【０２３５】以上のように、ユーザ・プロセスが所有す
るデータを基に送信パケットを作成しネットワークに送
信するためには、転送データが格納されている物理ペー
ジとユーザが所有する仮想空間に含まれる仮想ページと
のマッピングを、ＯＳ等が所有する仮想空間に所属する
仮想ページへのマッピングに変更し、ＯＳ等が、転送デ
ータに対するヘッダを作成し、作成したヘッダと転送デ
ータをネットワーク・インターフェース・ボードに転送
すればよいので、送信側の処理に必要なデータ転送は、
１回の仮想ページと物理ページのマッピングの変更と、
実際に行う１回のデータ転送でよいので、効率よく行う
ことができる。

【０２３６】なお、上記において、受信端末が転送誤り
の検出に用いるデータの計算は、ネットワーク・インタ
ーフェース・ボードで行われるとしたが、ＯＳ等の内部
のネットワーク・モジュールで上記計算が行われる（す
なわちプロセッサのソフトウェアによって行われる）場
合は、プロセッサにデータを転送するために、さらに１
回のデータ転送が必要となる。

【０２３７】次に、本発明によるデータ転送方法によっ
て、ネットワークから転送されてきた受信パケットがど
のように受信端末上の宛先のプロセスに転送されていく
かについて説明する。

【０２３８】まず、ネットワークから転送されてきたパ
ケットは、ネットワーク・インターフェース・ボード上
のバッファに格納され、ネットワーク・インターフェー
ス・ボードに存在する転送誤り検出装置によって、転送
誤りがないかどうかのチェックが行われ、転送誤りが検
出されなかったパケット等は、図２４、図２５で説明し
た方法を用いて、バッファからＯＳ等の転送データ等を
格納するのに割り当てられた仮想ページ等に対する物理
ページ等に転送される。

【０２３９】物理ページ等に転送された受信パケットに
対し、ＯＳ等の内部のネットワーク・モジュールによっ
て必要なプロトコル処理が行われた後、図２０〜図２３
で説明した方法を用いて、物理ページ等に対応するｍｓ
ｇｂがＯＳ等の管理キューから宛先のプロセスの入力キ
ューを経て管理キューに入力されるとともに、該物理ペ
ージのマッピングがＯＳ等の所有する仮想空間に属する
仮想ページから該プロセス等の所有する仮想空間に属す
る仮想ページへと変更される。

【０２４０】以上のように、ネットワークから転送され
てきた受信パケットから転送データを抽出し宛先のプロ
セスの所有する仮想空間に転送するためには、受信パケ
ットが格納されたネットワーク・インターフェース・ボ
ードからＯＳ等が所有する仮想空間に存在する仮想ペー
ジに対応する物理ページに転送データを転送し、該物理
ページが宛先のプロセスの所有する仮想空間に含まれる
仮想ページにマッピングされるように変更すればよいの
で、受信側の処理に必要なデータ転送は、１回のデータ
転送と、実際に行う１回の仮想ページと物理ページのマ
ッピングの変更でよいので、効率よく行うことができ
る。

【０２４１】なお、上記において、転送誤りの検出は、
ネットワーク・インターフェース・ボードで行われると
したが、ＯＳ等の内部のネットワーク・モジュールで
（すなわちプロセッサのソフトウェアによって）検出を
行ってもよい。この場合、プロセッサにデータを転送す
るために、さらに１回のデータ転送が必要となる。

【０２４２】また、ボード上で行う転送誤りの検出等の
能力が、ＯＳ等の内部の転送誤りの検出等の能力より高
い場合は、ボード上で行った転送誤りの検出情報等を用
いて、ＯＳ等の内部で行う転送誤りの検出等の処理を軽
減してもよい。

【０２４３】この場合、ａｃｌｂ内のデータを用いて、
該データをＯＳ等の内部のネットワーク・モジュールに
転送することも考えられる。

【０２４４】この場合、ａｃｌｂ内のデータに、ボード
上で行った誤り検出／訂正等のデータを書いておくこと
によって、ＯＳ内で行う誤り検出／訂正等の処理を軽減
することもできる。

【０２４５】例えば、ＡＴＭにおいて、ボード上でＣＲ
Ｃチェックを行ったパケットに対しては、ａｃｌｂ内に
ＣＲＣチェックを行った旨の情報を書き込んでおき、Ｏ
Ｓはａｃｌｂ内に書かれた情報によって、上位レイヤで
行うチェックサム等のエラー検出処理を省略し、上位レ
イヤの誤り検出処理としては、パケット長のチェックの
み行っても良い。

【０２４６】本発明は、上述した実施形態に限定される
ものではなく、その技術的範囲において、種々変形して
実施することができる。

【０２４７】

【発明の効果】本発明に係るデータ転送方法では、デバ
イス・インタフェースからユーザ空間、フレームバッフ
ァまたはデバイス・インタフェースへ、またはその逆
に、データの転送を行なうにあたって、転送元（あるい
は転送元および転送先）のデータブロックに対するアク
セス許可内容を示すアクセス制御情報に基づき転送制御
するようにしたので、プログラム実行主体がデータブロ
ックに直接アクセスすることができ、データを一旦カー
ネル空間（さらにはカーネル空間およびユーザ空間）に
転送することなく、効率良いデータ転送を行なうことが
できる。

【０２４８】したがって、計算機を介したデバイス間に
わたるデータの受け渡しを行なうような場合、従来より
必要なデータ転送回数が少なくてすみ、効率の良いデー
タ転送を行なうことができる。

【０２４９】また、アクセス制御情報を適宜設定変更す
ることにより、データブロックをアクセスするプログラ
ム実行主体の相互排除を効率良く実行することができ
る。

【０２５０】また、本発明によれば、プロセス間でデー
タを転送する場合、実際にデータを転送する必要はな
く、転送するデータが格納されている物理ページと、プ
ロセスが所有する仮想空間に含まれる仮想ページとのマ
ッピングを変えるだけでよいので、効率的にデータ転送
を行うことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施例に係るメモリ管理装置の基本
構成を示す図

【図２】プログラム実行主体がメモリ管理装置の管理す
るデータブロックにアクセスする際における動作の流れ
を示すフローチャート

【図３】処理関数と制御情報とデータブロックの配置の
一例を示す図

【図４】処理関数と制御情報とデータブロックの配置の
他の例を示す図

【図５】処理関数と制御情報とデータブロックの配置の
さらに他の例を示す図

【図６】受信側のデータ転送の一例について説明するた
めの図

【図７】送信側のデータ転送の一例について説明するた
めの図

【図８】受信側のデータ転送の他の例について説明する
ための図

【図９】送信側のデータ転送の他の例について説明する
ための図

【図１０】本発明の一実施例に係るストリーム・バッフ
ァのデータ構造を示す図

【図１１】コントロールブロックのキューイングによる
管理方法を説明するための図

【図１２】本実施形態によるデータ転送の基本原理を示
す模式図

【図１３】本実施形態の計算機内部構成例を示す図

【図１４】本実施形態における仮想ページと物理ページ
のマッピングを示す図

【図１５】本実施形態におけるページテーブルを示す図

【図１６】本実施形態における仮想ページと物理ページ
のマッピングを示す図

【図１７】本実施形態におけるページテーブルを示す図

【図１８】本実施形態における仮想ページと物理ページ
のマッピングを示す図

【図１９】本実施形態におけるページテーブルを示す図

【図２０】プロセス間データ転送で中間状態を取る場合
のデータ管理方法の一例について説明するための図

【図２１】プロセス構造体のキューの一例を示す図

【図２２】ｍｓｇｂ転送時の動作手順を示すフローチャ
ート

【図２３】ｒｅａｄ時の動作手順を示すフローチャート

【図２４】受信パケットの格納について説明するための
図

【図２５】転送データを物理ページの先頭から書き込む
た手順を示すフローチャート

【図２６】従来のデータ転送について説明するための図

【図２７】従来のストリーム・バッファのデータ構造に
ついて説明するための図

【図２８】従来の仮想ページと物理ページのマッピング
を示す図

【図２９】従来のページテーブルの一例を示す図

【図３０】仮想アドレスから物理アドレスへの変換機構
を示す図

【符号の説明】

３…プログラム実行主体 ４…処理関数 ５…アクセスチェック部 ６…アクセス部 ７…制御部 ８…制御情報記憶部 ９…制御情報 １０…アクセス制御情報 １１…データ記憶部 １２…データブロック １３…ネットワーク・インターフェース １４…ネットワーク・インターフェース内のバッファ １５…主記憶 １６…カーネル空間内のデータバッファ １７…ユーザ空間内のデータバッファ １８…フレームバッファ １９…ディスプレイ ２０…データバス ２１…コントロールブロックの管理ブロック ２２…メッセージ・コントロールブロック ２３…データ・コントロールブロック ２４…データ記憶領域 ４６…ハードディスク ４７…ハードディスク・コントローラ ４８…ハードディスク・コントローラ内のバッファ １９０…メモリ １９５…アクセス制御情報 ２００…プロセッサ ２０１…仮想空間 ２０２…物理空間 ２０３…ページテーブル ２０４…仮想ページ ２０５…物理ページ ２０６…小さなデータ記憶領域の集合 ２０７…プロセス管理データ ２０８…アクセス制御情報チェック部 ２０９…プロセス実行部 ２１０…プロセス管理部 ２１１…ページテーブル管理部 ２１２…データｒｅａｄ／ｗｒｉｔｅ部 ２１３…ＴＬＢ ２１４…アドレス変換部 ２１５…アクセス制御情報管理部 ２１８…ＡＣＬ ２１９…管理キュー ２２０…入力キュー ２２１…ｍｓｇｂ ２２２…ｄａｔｂ ２２３…ａｃｌｂ ２２４…受信パケット

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】デバイス・インタフェースからユーザ空
   間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェース
   へ直接データの転送を行なうにあたって、転送元となる
   デバイス・インタフェースのデータブロックに対するア
   クセス許可内容を示すカーネル空間に存在するアクセス
   制御情報を参照し、この参照結果に基づいて前記データ
   の転送を制御することを特徴とするデータ転送方法。
2. 【請求項２】デバイス・インタフェースからユーザ空
   間、フレームバッファまたはデバイス・インタフェース
   へ直接データの転送を行なうにあたって、転送元となる
   デバイス・インタフェースのデータブロックに対するア
   クセス許可内容を示すカーネル空間に存在する第１のア
   クセス制御情報と、転送先となるユーザ空間、フレーム
   バッファまたはデバイス・インタフェースのデータブロ
   ックに対するアクセス許可内容を示すカーネル空間に存
   在する第２のアクセス制御情報とを参照し、これらの参
   照結果に基づいて前記データの転送を制御することを特
   徴とするデータ転送方法。
3. 【請求項３】ユーザ空間、フレームバッファまたはデバ
   イス・インタフェースからデバイス・インタフェースへ
   直接データの転送を行なうにあたって、転送元となるユ
   ーザ空間、フレームバッファまたはデバイス・インタフ
   ェースのデータブロックに対するアクセス許可内容を示
   すカーネル空間に存在する第１のアクセス制御情報と、
   転送先となるデバイス・インタフェースのデータブロッ
   クに対するアクセス許可内容を示すカーネル空間に存在
   する第２のアクセス制御情報とを参照し、これらの参照
   結果に基づいて前記データの転送を制御することを特徴
   とするデータ転送方法。
4. 【請求項４】ユーザ空間、フレームバッファまたはデバ
   イス・インタフェースのデータブロックと該データブロ
   ックに対するアクセス許可内容を示すアクセス制御情報
   とを対応付けて記憶する手段と、 所望するデータブロックへのアクセスを要求するアクセ
   ス要求元の識別子と、アクセスを要求されたデータブロ
   ックに対応する前記アクセス制御情報とに基づき、該デ
   ータブロックへのアクセスを制御する手段とを備えたこ
   とを特徴とするメモリ管理装置。
5. 【請求項５】仮想ページと物理ページのマッピングを変
   えることによって、プロセス間データ転送を行うデータ
   転送方法であって、 プロセス間データ転送を行うために仮想ページと物理ペ
   ージのマッピングを変えるにあたって、転送データの存
   在する物理ページに対するアクセス許可内容を示すアク
   セス制御情報を参照し、 この参照結果に基づいて、仮想ページと物理ページのマ
   ッピングの変更を制御することを特徴とするデータ転送
   方法。
6. 【請求項６】転送先のプロセスの入力キューに転送デー
   タの存在する物理ページを指定する情報を入力する際
   に、前記アクセス制御情報を参照し、この参照結果に基
   づいて、転送データを入力して良いか否かの判断を行
   い、この判断結果に基づいて、前記制御を行うことを特
   徴とする請求項５に記載のデータ転送方法。
7. 【請求項７】先頭部分にヘッダ情報を持つ受信パケット
   を物理ページに格納する際に、受信パケットの先頭から
   決められた範囲のデータを読み取り、読み取ったデータ
   の中にあるヘッダ長情報を用いて、受信パケット中にお
   ける転送データの先頭位置を求め、転送データの先頭と
   物理ページの先頭の位置合わせをすることを特徴とする
   請求項５に記載のデータ転送方法。
8. 【請求項８】物理ページと該物理ページに対するアクセ
   ス許可内容を示すアクセス制御情報とを対応付けて記憶
   する手段と、 所望の物理ページに対する仮想ページのマッピングの変
   更が要求された場合に、変更元の識別子及び変更先の識
   別子の少なくとも一方と、変更を要求された物理ページ
   に対応する前記アクセス制御情報とに基づき、該物理ペ
   ージに対する仮想ページのマッピングの変更を制御する
   手段とを備えたことを特徴とするメモリ管理装置。