DE3808167C2 - Computersystem mit modusunabhängiger Adressierung - Google Patents
Computersystem mit modusunabhängiger AdressierungInfo
- Publication number
- DE3808167C2 DE3808167C2 DE3808167A DE3808167A DE3808167C2 DE 3808167 C2 DE3808167 C2 DE 3808167C2 DE 3808167 A DE3808167 A DE 3808167A DE 3808167 A DE3808167 A DE 3808167A DE 3808167 C2 DE3808167 C2 DE 3808167C2
- Authority
- DE
- Germany
- Prior art keywords
- mode
- pointers
- pointer
- address
- computer system
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Expired - Fee Related
Links
Classifications
-
- 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
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- General Engineering & Computer Science (AREA)
- General Physics & Mathematics (AREA)
- Physics & Mathematics (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Stored Programmes (AREA)
- Hardware Redundancy (AREA)
- Memory System Of A Hierarchy Structure (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Memory System (AREA)
- Executing Machine-Instructions (AREA)
- Multi Processors (AREA)
- Control Of Indicators Other Than Cathode Ray Tubes (AREA)
- Information Transfer Systems (AREA)
Description
Die vorliegende Erfindung bezieht sich auf ein Compu
tersystem nach dem Oberbegriff des Anspruchs 1. Die
Erfindung erlaubt derartigen Computersystemen, dassel
be Anwendungsprogramm in jedem der mehreren Adressie
rungsmodi laufen zu lassen.
Von Mikrocomputern (Personalcomputern) wird verlangt,
zunehmend komplexere Datenverarbeitungsaufgaben zu
erfüllen, ohne dabei eine Verschlechterung der Antwort
geschwindigkeit zu erleiden. Auf der anderen Seite
müssen zusätzliche Gerätetreiber, Netzwerkprogramme,
Programme für den Anschluß an den Hauptrechner, Sit
zungsmanagementprogramme usw. in den verfügbaren
Speicherraum geladen werden, um die anspruchsvolleren
Aufgaben zu erfüllen. Die Größe des Speicherraums, der
für die Anwendungsprogramme des Benutzers übrig bleibt,
schrumpft so und zwingt zu unliebsamen Kompromissen
zwischen Speicher, Leistung und Funktion.
Um dieses Problem zu überwinden sind jüngst Mikro
prozessoren verfügbar geworden, in denen die Größe des
adressierbaren Speicherraums stark erhöht wurde. Zum Beispiel
ist für den Mikroprozessor 8088/8086 der Intel
Corporation (im folgenden werden Mikroprozessoren der
Bequemlichkeit halber kurz "CPU" - Central processing
unit, Zentrale Verarbeitungseinheit - genannt) ist die
Größe des adressierbaren Speicherraums ungefähr 1 MB
(Megabytes), während bei der neueren 80286 CPU ungefähr
16 MB adressiert werden können.
Der 80 286 Mikroprozessor verwendet jedoch zwei ver
schiedene und untereinander inkompatible Adressierungs
modi. Der erste Modus, "Real" Modus genannt, ist genau
derselbe Adressierungsmodus, der beim 8088/8086
Mikroprozessor verwendet wird; darum können Programme,
die für eine Maschine geschrieben wurden, die den
8088/8086 Mikroprozessor verwenden, wie z. B. die große
Menge der Software, die für den IBM PC Computer und die
dazu Kompatiblen geschrieben wurde, in dem Real Modus
laufen, weil dasselbe BIOS (Basic Input-Output System =
Elementares Eingabe/Ausgabe System) direkt benutzt und
übernommen werden kann. In dem Real Modus jedoch ist
die Größe des adressierbaren Speicherraums immer noch
auf ungefähr 1 MB begrenzt, weil dieser Adressierungs
modus in der Tat derselbe ist wie für den 8086/8088
Mikroprozessor.
Der zweite Modus, "geschützter" (Protected) Modus
genannt, verwendet ein anderes Adressierungsschema, mit
dem bis zu 16 MB Speicherplätze adressiert werden
können. Weil jedoch dieser Adressierungsmodus in der Tat
ein anderer ist, kann das frühere BIOS nicht erfolg
reich benutzt werden, und darum können Computer, die
die 80 286 CPU verwenden, nicht gleichzeitig den Vorteil
der erhöhten Anzahl von verfügbaren Speicherplätzen im
Protected Modus ausnutzen und mit der Software laufen,
die für den 8086/8088 Mikroprozessor geschrieben wurde.
Fig. 1 zeigt den Speicherbelegungsplan einer typischen
Mikrocomputeranwendung, die den 80 286 Mikroprozessor
verwendet, und zeigt ein Beispiel, wie der Speicher
organisiert sein kann. Speicheradressen im Bereich 0 KB
bis 40 KB werden von BIOS (Basic Input/Output System)
und vom Betriebssystem (OS = Operating System) belegt,
die bekanntesten Beispiele davon sind PC DOS und MS
DOS, die von Microsoft Corporation vertrieben werden.
Dem Benutzer ist der Speicherraum von 40 KB bis 640 KB
sowohl im Real wie auch im Protected Modus zugeteilt.
Die Anzeigepuffer (video buffer) nehmen den Raum von
640 KB bis 752 KB ein und Zusatz- und Planare ROMs
(Read-Only Memories) den Raum von 752 KB bis 1 MB. Dies
ist der gesamte Speicherraum, der im Real Modus adres
siert werden kann. Im Protected Modus sind jedoch 15 MB
zusätzlich adressierbarer Speicherraum für den Benutzer
verfügbar.
Um das Problem, das von der Erfindung gelöst wird,
besser verstehen zu können, werden nun die beiden
Adressierungsmodi genauer beschrieben.
Sowohl bei den 8088/8086 Mikroprozessoren als auch im
Real Modus beim 80 286 Mikroprozessor wird der physi
kalische Speicher direkt adressiert, beim letzteren unter Benutzung von
32-Bit-Zeigern. Wie in Fig. 2 gezeigt, ist jeder 32-
Bit-Zeiger aus einem 16-Bit-Offset-Teil (Bits 0 bis 15)
und einem 16-Bit-Segment-Teil (Bits 16 bis 31) zusam
mengesetzt. Der Speicher ist in 64-KB-Segmente aufge
teilt, und jeder Wert der 16-Bit-Segmente der Zeiger
entspricht direkt einem der 64-KB-Segmente im Speicher.
D. h. Zeigersegment n, multipliziert mit 2¹⁶ (äquivalent
hexadezimaler Verschiebung um einen Platz), zeigt
direkt zur Adresse des ersten 8-Bit Datenbytes im
Segment n des Speichers an, nämlich zur Grenze zwischen
Segment n-1 und n im physikalischen Speicher. Demgegen
über zeigt der Offset-Teil eine Verschiebung
(displacement) gegenüber der Grenze zwischen Segment
n-1 und n an.
Wie in dem Diagramm von Fig. 3 gezeigt, wird der
Segmentwert mit 2⁴ multipliziert und zu dem Off
setwert addiert, um den 20-Bit-Wert zu erhalten,
der direkt eine gegebene Byteposition (Operanden
adresse) im physikalischen Speicher adressiert. Diese
20-Bit-Adresse wird dem Speicher direkt als eine
Adresse zugeführt.
Im Protected Modus des 80 286 Mikroprozessors greift das
BIOS auf den physikalischen Speicher nicht in Form von
Segmenten und Offsets zu. Darüber hinaus ist der Spei
cher nicht in 64-KB-Segmente aufgeteilt. Statt dessen
wird die "virtuelle" Speicheradressierung verwandt, bei
der die Adressen nicht direkt verschiedenen Positionen
im physikalischen Speicher entsprechen. Um eine effizi
entere Nutzung des verfügbaren Speicherraums, unter
Beibehaltung der relativ bequemen Adressierung zu
ermöglichen, wird der Speicher wieder in Segmente
aufgeteilt, wobei aber die Segmente eine variable Länge
haben können. Die Erzeugung der aktuellen physikali
schen Adresse wird intern im 80 286 Mikroprozessor
vollzogen, außerhalb des Einflußbereiches von Benutzer
und BIOS.
Der Protected Adressierungsmodus wird nun mit Bezug auf
Fig. 4 genauer erklärt.
Wie im Falle des 8088/8086 Mikroprozessors und Real
Modus adressiert das BIOS den Speicher unter Benutzung
eines 32-Bit-Zeigers. Im Protected Modus gelten die
unteren 16 Bit (Bits 0 bis 15) des Zeigers ebenfalls
als Offset. Weil seine Funktion verschieden ist von der
des Segments im 8088/8086 Mikroprozessor und im Real
Modus wird der obere 16-Bit-Anteil des Zeigers als
Selektor bezeichnet. Anstatt ihn lediglich mit 216 zu
multiplizieren und zum Offset zu addieren, wird der
Selektor als Zeiger auf einen Segmentdeskriptor
benutzt, der in der Segmentdeskriptortabelle GDT
enthalten ist, welche in einem vorbestimmten Bereich
des pyhsikalischen Speichers aufgebaut wird. Jeder
Segmentdeskriptor enthält einen 24-Bit-Wert, der die
Basisadresse (Adresse der unteren Grenze) des
entsprechenden Segments im physikalischen Speicher
anzeigt. Um die wirkliche Adresse des gewünschten
Operanden im physikalischen Bereich zu erhalten, wird
der 24-Bit-Segmentdeskriptor durch den Selektor
abgefragt und zum Offset addiert.
Weil die Selektoren, die im Protected Modus verwendet
werden, von ihrer Funktion nur sehr verschieden und
nicht äquivalent zur Funktion der Segmente im 8088/8086
Mikroprozessor und dem Real Modus sind, kann das BIOS,
das für den 8088/8086 Mikroprozessor und den Real Modus
entworfen wurde und Segmente zur Adressierung benutzt,
nicht direkt im Protected Modus betrieben werden,
wodurch es verhindert wird, Programme im Protected
Modus auszuführen, die für das BIOS geschrieben wurden,
welches für den 8088/8086 Mikroprozessor und den Real
Modus entwickelt wurde. Während solche Programme
natürlich auf dem 80 286 Mikroprozessor im Real Modus
zum Laufen gebracht werden können, ist es ein Nachteil,
daß sie nicht auch im Protected Modus betrieben werden
können.
Aus EP-A-01 97 552 ist ein Verfahren und ein Betriebssystem
zur Ausführung von Programmen in einem Multimode
Mikroprozessor bekannt, bei dem die Adreßdeskriptortabellen
des protected mode für Routinen des Betriebssystems so aufbereitet
werden, daß diese Routinen
in beiden Adressierungsmodi ausführbar sind. Ein
Nachteil dieses Verfahrens sind die Beschränkungen,
denen die Adreßformate des protected mode dann
unterliegen.
Die vorliegende Erfindung stellt sich daher die
Aufgabe, ein Computersystem und ein Verfahren zu dessen
Betrieb anzugeben, bei dem ausgewählte Speicherbereiche
in beiden Adreßmodi angesprochen werden können, ohne
Beschränkungen für die Adreßdeskriptortabellen und für
die aufrufenden Programme aufzuerlegen; insbesondere
sollen diese Speicherbereiche zur Ausführung von
Routinen des Betriebsprogramms in beiden Adreßmodi
geeignet sein.
Diese Aufgabe wird durch die in den Ansprüchen 1 und 6
angegebene Erfindung gelöst; Ausgestaltungen der
Erfindung sind in den Unteransprüchen angegeben.
Gemäß der Erfindung wird ein Computersystem und ein
Verfahren zum Betrieb eines Computersystems bereitge
stellt, wobei das Computersystem untereinander inkompa
tible erste und zweite Adressierungsmodi hat, und wobei
für jeden Adressierungsmodus eine Bereichstabelle
gemeinsamer Daten (Common Data Area Table, CDA-Tabelle)
aufgebaut wird, die Zeiger enthält, um die verschiede
nen Datenübertragungsaufgaben und andere elementare
Eingabe/Ausgabe-Operationen zu initiieren, die vom
Betriebssystem oder von den Anwendungsprogrammen
gebraucht werden. Jeder Zeiger in der CDA-Tabelle für
den ersten Modus ist in seiner Funktion äquivalent zu
einem entsprechenden Zeiger in der CDA-Tabelle für den
zweiten Modus. Die Zeiger in den beiden Tabellen werden
beim ersten Initialisieren des Betriebssystems
gemäß der ihnen entsprechenden Adressierungsmodi
aufgebaut.
In dem Fall von Real und Protected Modus sind, wie oben
diskutiert, die Zeiger für den Bereich gemeinsamer
Daten (Common Data Area, CDA) im Real Modus jeweils aus
einem Segment und einem Offset zusammengesetzt, und
jene Zeiger für den CDA im Protected Modus sind aus
Selektoren und Offsets zusammengesetzt. Die Offsets der
Zeiger in der Tabelle des Protected Modus, die auf
Adressen außerhalb des CDA zeigen, sind in ihrem Wert
identisch mit jenen der entsprechenden Zeiger in der
Tabelle des Real Modus, während die Selektoren bezüg
lich der physikalischen Adresse den Segmenten der
entsprechenden Zeiger entsprechen.
Fig. 1 stellt ein Beispiel für den
Speicherbelegungsplan eines Computers dar,
der eine CPU mit Real und Protected
Adressierungsmodi verwendet.
Fig. 2 zeigt einen Teil des Hauptspeichers im
Real Modus und veranschaulicht, wie der
Speicher unter Benutzung von Zeigern und
Offsets adressiert wird.
Fig. 3 zeigt, wie Segment- und Offsetwerte
manipuliert und addiert werden, um im Real
Modus physikalische Speicheradressen zu
erzeugen.
Fig. 4 zeigt einen Teil eines Hauptspeichers im
Protected Modus und veranschaulicht, wie der
Speicher unter Benutzung von Zeigern und
Offsets adressiert wird.
Fig. 5 ist ein Diagramm, das zeigt, wie der BIOS
Code gemäß einem Ausführungsbeispiel der
vorliegenden Erfindung angeordnet ist.
Fig. 6 ist ein Belegungsplan für den bimodalen
Bereich gemeinsamer Daten (bimodaler CDA)
gemäß einem Ausführungsbeispiel der
Erfindung.
Fig. 7 ist ein Flußdiagramm, das im Detail
zeigt, wie der bimodale CDA von Fig. 6
aufgebaut wird.
Fig. 8 ist ein Flußdiagramm, das ein Beispiel zeigt,
wie ein Einheitenblockzeiger für eine gegebe
ne logische Kennzeichnung (ID) erhalten wird.
Fig. 9 ist ein Flußdiagramm, das veranschaulicht,
wie eine Anforderung an BIOS in einem Com
putersystem der Erfindung vollzogen wird.
Im folgenden wird Bezug genommen auf das Diagramm von
Fig. 5. Dort ist ein Speicherbelegungsplan für den BIOS
Code gezeigt, der in einem Computersystem der Erfindung
verwendet wird.
Der BIOS Code ist aus 3 Teilen zusammengesetzt: POST,
CBIOS und ABIOS. Post (Power On Self Test, Selbsttest
beim Einschalten) wird benutzt, um den Selbsttest beim
Einschalten und andere elementare Einschaltfunktionen
durchzuführen, worunter die Entnahme des Boot-Records
(Urlader-Datei) von der Systemplatte und das nachfol
gende Laden des Betriebssystems in den Speicher einge
schlossen sind. CBIOS (Compatibility Basic Input-Output
System) enthält das BIOS, das von Anwendungsprogrammen
benutzt wird, um Eingabe/Ausgabe-Operationen (Übertra
gung von Daten zu und von dem Speicher, den Peripherie
geräten, usw.) nur in Real Modus und in einer
Einzel-Task-Umgebung durchzuführen. ABIOS (Advanced
Basic Input-Output System) enthält das BIOS, das von
Anwendungsprogrammen benutzt wird, um Einga
be/Ausgabe-Operationen in einer bimodalen Multi-Task-
Umgebung durchzuführen.
Gemäß der vorliegenden Erfindung hat das ABIOS die
Fähigkeit, entweder im Real Modus oder im Protected
Modus zu arbeiten. Dies wird für das ABIOS dadurch
erreicht, daß bimodale Bereiche gemeinsamer Daten (CDA)
aufgebaut werden, einen für den Real Modus und einen
für den Protected Modus. Die in den beiden CDAs ent
haltenen Einträge sind ihrer Funktion nach identisch,
aber im Real Modus werden die Zeiger des CDA unter
Benutzung der Begriffe Segment und Offset beschrieben,
während im Protected Modus die Zeiger des CDA unter
Verwendung der Begriffe von Selektor und Offset be
schrieben werden. Wenn das Betriebssystem BIOS nur im
Real Modus ausführen will, braucht nur der CDA des Real
Modus aufgebaut und benutzt zu werden, wodurch die von
BIOS gesteuerten Datenübertragungen für Anwendungs
programme in der vorher bekannten Weise der Operationen
im Real Modus stattfinden. Bevor das Betriebssystem
jedoch BIOS im Protected Modus ausführen kann, muß der
CDA des Protected Modus aufgebaut werden. Durch die
Benutzung des CDA des Protected Modus - weil dieser
seiner Funktion nach mit dem CDA des Real Modus iden
tisch ist - können Programme, die für den Real Modus
geschrieben wurden, nach Wahl durch den Benutzer
erfolgreich im Protected Modus ausgeführt werden.
Dadurch, daß die bimodalen CDAs bereitgestellt werden,
ist der ABIOS Code "transparent" bezüglich des Modus,
den der Benutzer für den Betrieb der CPU ausgewählt
hat. Das Resultat ist eine vom Modus unabhängige
Adressierung für die Anwendungsprogramme.
Ein Beispiel der bimodalen CDAs ist in Fig. 6 gezeigt.
Der Einfachheit halber werden folgende Abkürzungen in
Fig. 6 benutzt:
Logische Kennzeichnung (LID) - Jede LID entspricht
einem angeforderten Gerät und identifiziert es. Jedes
Gerät, das für ABIOS verfügbar ist, hat eine zugehörige
LID.
Einheitenblock (Device Block, DB) - Der DB ist ein
Arbeitspeicherbereich, der vom Betriebssystem zu
geordnet ist und der die Adressen der Hardwarean
schlüsse, Interrupt-Ebenen (levels) und Information
über den Gerätezustand enthält.
Funktionsübertragungstabelle (Function Transfer Table,
FTT) - Die FTT ist ein permanenter Speicherbereich, der
vom Betriebssystem zugeordnet wird und der die Zeiger
zu jeder ABIOS Funktionsroutine enthält.
ABIOS Datenzeiger (Data Pointer, Data Ptr) - Die
Datenzeiger verleihen dem ABIOS die Fähigkeit, speziel
le Teile des Speichers in der bimodalen Umgebung zu
adressieren. Beispiele sind die Zeiger zu den Anzeige
puffern.
Wie sofort aus Fig. 6 verstanden werden kann, sind im
allgemeinen die Einträge in den beiden CDAs völlig
identisch hinsichtlich ihrer Funktion und ihrer Stel
lung innerhalb der entsprechenden Tabelle; der einzige
Unterschied ist, daß die Zeiger in dem CDA des Real
Modus aus Segment- und Offsetwerten zusammengesetzt
sind, und die Zeiger in dem CDA des Protected Modus aus
Selektoren und Offsets. Auf diese Weise werden durch
die Verwendung von lediglich des CDA, der dem gegenwär
tigen Betriebsmodus der CPU entspricht, und soweit die
übrigen Teile von BIOS, das Betriebssystem und die
Anwendungsprogramme betroffen sind, alle BIOS Operatio
nen zwischen den beiden Modi in identischer Weise
vollzogen; nach Fig. 6 zeigen also die zusammengehöri
gen DB-Zeiger LID n in den beiden Tabellen beide auf
denselben DB-LID n, die entsprechenden Datenzeiger o
in den beiden Tabellen zeigen auf dieselbe identische
Position im Speicher und dieselben Funktionszeiger m
zeigen beide auf dieselbe identische Funktion m.
Fig. 7 ist ein Flußdiagramm, das im Detail beschreibt,
wie die beiden CDAs aufgebaut werden.
Ausgehend vom Punkt START wird das ABIOS aufgerufen,
die Tabelle der Systemparameter in Schritt 20 zu bauen.
In Schritt 21 wird ABIOS aufgerufen, die
Initialisationstabelle zu bauen. Als nächstes wird in
Schritt 22 der Speicherraum für den CDA des Real Modus
zugeordnet, wobei die DBs, FTTs und Datenzeiger mit
inbegriffen sind. Im darauffolgenden Schritt 23 wird
eine Anfangs-DB-Routine (InitDB) für die Anfangstabel
leneinträge aufgerufen, um die FTT, DB usw. zu bauen.
Jene, die mit dem in den IBM AT Computer verwendeten
BIOS vertraut sind, werden die weiteren Details der
Implementierung der Schritte 20 bis 23 leicht verste
hen.
Nachdem in Schritt 24 festgestellt wurde, daß alle
Einträge in der CDA-Tabelle des Real Modus vorständig
sind, wird in Schritt 25 Speicherraum für den CDA des
Protected Modus zugeordnet. Im folgenden Schritt 26
wird, in Übereinstimmung mit einem wichtigen Aspekt der
Erfindung, ein Teil des Offsets von einem DB-Zeiger im
CDA des Real Modus direkt zu dem entsprechenden Eintrag
in dem CDA des Protected Modus kopiert. Für den in
Schritt 26 kopierten Offsetwert wird in den Schritten
27 und 28 ein Selektor zugeordnet, dessen physikalische
Adresse mit dem Segment des entsprechenden Zeigers im
CDA des Real Modus übereinstimmt. In Schritt 29 wird
der Selektor zur Vervollständigung des Zeigers in die
entsprechende Position im CDA des Protected Modus
kopiert.
Mit Bezug auf die Schritte 30 bis 34 wird ein
FTT-Zeiger in einer etwas anderen Weise aufgebaut als
die DB-Zeiger in den Schritten 26 bis 29, da die FTT-
Zeiger auf andere Zeiger innerhalb der CDA und nicht
auf Adressen außerhalb der CDA zeigen. In Schritt 30
wird ein FTT des Protected Modus zugeordnet und in
Schritt 31 wird eine Kopie des Offsets des entsprechen
den FTT im Protected Modus zu dem FTT-Zeiger im
Protected Modus kopiert. Im darauffolgenden Schritt 32
wird festgestellt, ob der Selektor des Protected Modus
zugeordnet wurde. Wenn nicht, dann wird in Schritt 33
ein Selektor zugeordnet, der auf den FTT zeigt. In
Schritt 34 wird der Selektor zu dem Selektorteil im
CDA des Protected Modus kopiert.
Ähnlich dem Aufbau des DB-Zeigers in den Schritten 26
bis 29 wird in den Schritten 35 bis 38 ein entsprechen
der Funktionszeiger im CDA des Protected Modus aufge
baut.
Schritt 39 testet, ob alle Zeiger der FTT vollständig
sind. Die Schritte 35 bis 39 werden wiederholt bis alle
Zeiger der FTT aufgebaut sind. Der folgende Schritt 40
testet, ob alle LIDs, DB-Zeiger und FTT-Zeiger voll
ständig sind. Wenn nicht, geht der Prozeß nach Schritt
26 zurück und die Schritte 26 bis 40 werden wiederholt,
bis alle LIDs, DB-Zeiger und FTT-Zeiger vollständig
sind.
Zum Abschluß des CDA des Protected Modus werden in
Schritt 41 die Datenzeiger (z. B. Zeiger auf den An
zeigepuffer) aufgebaut. Dies wird in derselben Weise
vorgenommen wie oben. In Schritt 41 wird der Offset-
Teil des Datenzeigers aus dem CDA des Real Modus zu dem
entsprechenden Eintrag in dem CDA des Protected Modus
kopiert und in Schritt 42 wird ein Selektor zugeordnet,
dessen physikalische Adresse mit dem Segment im ent
sprechenden CDA-Eintrag des Real Modus übereinstimmt.
Der Selektor wird in Schritt 43 in den CDA des
Protected Modus kopiert. In Schritt 44 wird bestimmt,
ob alle Datenzeiger vollständig sind. Wenn nicht, geht
der Prozeß zurück nach Schritt 41, woraufhin die
Schritte 41 bis 44 wiederholt werden bis alle Datenzei
ger vollständig sind. In diesem Augenblick ist der
Aufbau der beiden CDAs abgeschlossen.
Um ein Beispiel anzugeben wie der aufgebaute CDA von
ABIOS benutzt wird, zeigt Fig. 8 ein Flußdiagramm, wie
ein DB-Zeiger für eine gegebene logische Kennzeichnung
(LID) aus dem bimodalen CDA erhalten wird.
Zunächst wird in den Schritten 60 und 61 auf den
"gegenwärtigen" CDA-Ankerzeiger (anchor pointer) und
die entsprechende LID zugegriffen. In Schritt 62 wird
die LID mit 23 (=8) multipliziert, um für den DB-Zeiger
den Offset zu erhalten. Dann kann in Schritt 62 auf den
DB-Zeiger zugegriffen werden.
Fig. 9 ist ein Flußdiagramm, das zeigt, wie ein Pro
gramm eine Anforderung an das ABIOS macht.
Zunächst wird in Schritt 70 ein Anforderungsblock
(Request Block, RB) für die vorliegende spezifische
Anforderung zugeordnet und aufgefüllt. In Schritt 71
wird auf den "gegenwärtigen" CDA Ankerzeiger zugegrif
fen. In den darauffolgenden Schritten 72 und 73 werden
der Ankerzeiger und der Anforderungsblockzeiger
(RB-Zeiger) in dem Stapelrahmen (stack frame) unter
Benutzung von PUSH-Instruktionen (Schiebe-
Instruktionen) gespeichert. In Schritt 74 wird auf die
passende LID vom Anforderungsblock (RB) zugegriffen.
(Es gibt natürlich eine eindeutige Entsprechung
zwischen den LIDs und den Einheiteneinträgen im CDA).
In Schritt 75 wird die LID mit 23 multipliziert, um den
Offset des DB-Zeigers (4 Bytes/Zeiger, 2 Zeiger) zu
erhalten. Auf den entsprechenden FTT-Zeiger, 4 Bytes
jenseits der Adresse des DB-Zeigers, wird in Schritt 76
zugegriffen, und dieser FTT-Zeiger wird in Schritt 77
im Stapelrahmen unter Benutzung einer PUSH-Instruktion
gespeichert. In Schritt 78 wird der DB-Zeiger im
Stapelrahmen gespeichert, ebenfalls unter Benutzung
einer PUSH-Instruktion. Schließlich wird in Schritt 79
die gewünschte Funktion in der FTT gerufen.
Für die Erfindung sind auch weitere Anwendungen denkbar.
Z. B. kann ein "Korrigie
ren" (Patching) des BIOS Codes, um Änderungen daran zu
bewirken, unter der Benutzung von FTT-Zeigern erreicht
werden. D. h., FTT-Zeiger, die eine Umadressierung
(redirection) zur Korrektur von Routinen bewirken,
können in die CDAs eingefügt werden.
Claims (10)
1. Computersystem mit einer zentralen Verarbeitungs
einheit (CPU) und einem Speicher, der von der
zentralen Verarbeitungseinheit in einem ersten
(Real Modus) und einem zweiten (Protected Modus)
Adressierungsmodus adressiert werden kann, die
zueinander inkompatibel sind und mit Vorrichtungen
zum Adressieren ausgewählter Speicherbereiche
unabhängig vom gerade aktiven Adressierungsmodus,
dadurch gekennzeichnet,
daß eine erste und eine zweite Tabelle (CDA; Fig. 6)
vorgesehen sind, die jeweils einem Adressierungsmodus
zugeordnet sind und in gleicher Sequenz
Adreßzeiger zu den gleichen ausgewählten Speicherbereichen
enthalten, wobei die Adreßzeiger jeder
Tabelle das Format des zugeordnetes Adressierungsmodus
aufweisen
und daß bei Zugriffsanforderungen zu einem der ausgewählten Speicherbereiche abhängig vom Adressierungsmodus, in dem sich die zentrale Verarbeitungseinheit befindet, über einen Anherzeiger die erste oder zweite Tabelle angesprochen wird und die dort enthaltenen Adreßzeiger zum Adressieren verwendet werden.
und daß bei Zugriffsanforderungen zu einem der ausgewählten Speicherbereiche abhängig vom Adressierungsmodus, in dem sich die zentrale Verarbeitungseinheit befindet, über einen Anherzeiger die erste oder zweite Tabelle angesprochen wird und die dort enthaltenen Adreßzeiger zum Adressieren verwendet werden.
2. Computersystem nach Anspruch 1,
dadurch gekennzeichnet,
daß jeder Adreßzeiger der Tabellen aus einem
hochstelligen Teil (Segment-, bzw. Selektorteil)
und einem niedrigstelligen Teil (Offset) besteht,
und daß einander entsprechende Adreßzeiger der
Tabellen gleiche niedrigstellige Teile aufweisen.
3. Computersystem nach Anspruch 2,
dadurch gekennzeichnet,
daß die hochstelligen Adreßzeigerteile der ersten
Tabelle auf Grenzen zwischen Segmenten im Speicher
zeigen, die bei vorbestimmten Intervallen liegen
und daß die hochstelligen Adreßzeigerteile der
zweiten Tabelle auf Grenzen zwischen Segmenten im
Speicher zeigen, deren Lage in einer Segmentdeskriptortabelle
angegeben ist.
4. Computersystem nach einem der Ansprüche 1 bis 3,
dadurch gekennzeichnet,
daß die ausgewählten Speicherbereiche Teil der
elementaren Eingabe/Ausgabe-Steuerung (BIOS)
sind.
5. Computersystem nach Anspruch 4,
dadurch gekennzeichnet,
daß in jeder der Tabellen Einheitenblock-Adreßzeiger
(DB-Zeiger), Funktionstabellenübertragungs-Adreßzeiger
(FTT-Zeiger), Daten-Adreßzeiger und
Funktions-Adreßzeiger enthalten
sind.
6. Computersystem nach Anspruch 4 oder 5,
dadurch gekennzeichnet,
daß wenigstens einer der FTT-Zeiger auf eine Korrekturroutine
(patch routine) der BIOS-Routine zeigt.
7. Verfahren zum Betrieb eines Computersystems mit
einer zentralen Verarbeitungseinheit (CPU)und
einem Speicher, der von der zentralen Verarbeitungseinheit
in einem ersten (Real Modus) und einem
zweiten (Protected Modus) Adressierungsmodus
adressiert werden kann, die zueinander inkompatibel
sind und mit Vorrichtungen zum Adressieren ausgewählter
Speicherbereiche unabhängig vom gerade aktiven
Adressierungsmodus,
gekennzeichnet durch die folgenden Schritte
während der Initialisierung des Computersystems:
- - Zuordnen von Speicherraum für eine erste und eine zweite Tabelle (CDA)
- - Eintragen von Adreßzeigern, im Format des ersten Adressiermodus, zu den ausgewählten Speicherbereichen in die erste Tabelle
- - Eintragen von Adreßzeigern, im Format des zweiten Adressiermodus, in die zweite Tabelle unter Beibehaltung der Sequenz der Adreßzeiger in der ersten Tabelle
- - wobei im Betrieb zur Adressierung eines der ausgewählten Speicherbereiche die Adreßzeiger der ersten oder zweiten Tabelle abhängig vom Adressierungsmodus der zentralen Verarbeitungseinheit verwendet werden.
8. Verfahren nach Anspruch 7,
dadurch gekennzeichnet,
daß die Adreßzeiger beider Tabellen einen hochstelligen
und einen niedrigstelligen (Offest) Teil umfassen,
daß die niedrigstelligen Teile der zweiten Tabelle
aus der ersten Tabelle kopiert werden und daß die
hochstelligen Teile der Adreßzeiger der zweiten
Tabelle einer Segmentdeskriptortabelle des Computersystems
entnommen werden.
9. Verfahren nach Anspruch 7 oder 8,
dadurch gekennzeichnet,
daß die ausgewählten Speicherbereiche Teilen der
BIOS-Steuerung entsprechen und daß die Tabellen
Einheitenblock-Adreßzeiger (DB-Zeiger), Funktionsübertragungstabellen-Adreßzeiger
(FTT-Zeiger),
Daten-Adreßzeiger und Funktions-Adreßzeiger
enthalten.
10. Verfahren nach Anspruch 9,
dadurch gekennzeichnet,
daß wenigstens einer der FTT-Zeiger auf eine
Korrekturroutine (patch routine) der BIOS-
Steuerung zeigt.
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
US07/030,789 US4928237A (en) | 1987-03-27 | 1987-03-27 | Computer system having mode independent addressing |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
DE3808167A1 DE3808167A1 (de) | 1988-10-13 |
DE3808167C2 true DE3808167C2 (de) | 1994-03-24 |
Family
ID=21856049
Family Applications (2)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
DE87118538T Expired - Fee Related DE3786660T2 (de) | 1987-03-27 | 1987-12-15 | Computersystem mit einer CPU mit zwei gegenseitig inkompatiblen Adressiermoden. |
DE3808167A Expired - Fee Related DE3808167C2 (de) | 1987-03-27 | 1988-03-11 | Computersystem mit modusunabhängiger Adressierung |
Family Applications Before (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
DE87118538T Expired - Fee Related DE3786660T2 (de) | 1987-03-27 | 1987-12-15 | Computersystem mit einer CPU mit zwei gegenseitig inkompatiblen Adressiermoden. |
Country Status (15)
Country | Link |
---|---|
US (2) | US4928237A (de) |
EP (1) | EP0288606B1 (de) |
JP (1) | JPH0731628B2 (de) |
AT (1) | ATE91812T1 (de) |
BE (1) | BE1001064A3 (de) |
BR (1) | BR8801388A (de) |
CA (1) | CA1293821C (de) |
DE (2) | DE3786660T2 (de) |
ES (1) | ES2042531T3 (de) |
FR (1) | FR2613093B1 (de) |
GB (1) | GB2202657B (de) |
HK (1) | HK33992A (de) |
IT (1) | IT1217358B (de) |
NL (1) | NL185634C (de) |
SG (1) | SG5792G (de) |
Families Citing this family (49)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
US4928237A (en) * | 1987-03-27 | 1990-05-22 | International Business Machines Corp. | Computer system having mode independent addressing |
US5226122A (en) * | 1987-08-21 | 1993-07-06 | Compaq Computer Corp. | Programmable logic system for filtering commands to a microprocessor |
US5018062A (en) * | 1987-10-23 | 1991-05-21 | A.I. Architects, Inc. | Method and apparatus for overriding a ROM routine in response to a reset |
JPH01273136A (ja) * | 1988-04-26 | 1989-11-01 | Oki Electric Ind Co Ltd | オペレーティングシステムのファームウェア化方式 |
US5101493A (en) * | 1989-06-19 | 1992-03-31 | Digital Equipment Corporation | Digital computer using data structure including external reference arrangement |
JPH03233630A (ja) * | 1990-02-08 | 1991-10-17 | Nec Corp | 情報処理装置 |
US5142626A (en) * | 1990-07-20 | 1992-08-25 | International Business Machines Corp. | Personal computer with removable media identification |
US5136711A (en) * | 1990-10-17 | 1992-08-04 | Ast Research | System for multiple access hard disk partitioning |
US5186978B1 (en) * | 1990-11-16 | 1999-11-02 | Cal West Equip Co | Protective coating and method of using such coating |
US5255379A (en) * | 1990-12-28 | 1993-10-19 | Sun Microsystems, Inc. | Method for automatically transitioning from V86 mode to protected mode in a computer system using an Intel 80386 or 80486 processor |
US5604885A (en) * | 1991-02-01 | 1997-02-18 | Texas Instruments Incorporated | Apparatus and method enabling a computer to transfer control between two program segments that call one another but operate in different modes |
US5303378A (en) * | 1991-05-21 | 1994-04-12 | Compaq Computer Corporation | Reentrant protected mode kernel using virtual 8086 mode interrupt service routines |
US5297282A (en) * | 1991-05-29 | 1994-03-22 | Toshiba America Information Systems, Inc. | Resume processing function for the OS/2 operating system |
US5355490A (en) * | 1991-06-14 | 1994-10-11 | Toshiba America Information Systems, Inc. | System and method for saving the state for advanced microprocessor operating modes |
US5237669A (en) * | 1991-07-15 | 1993-08-17 | Quarterdeck Office Systems, Inc. | Memory management method |
US5291585A (en) * | 1991-07-29 | 1994-03-01 | Dell Usa, L.P. | Computer system having system feature extension software containing a self-describing feature table for accessing I/O devices according to machine-independent format |
SG52380A1 (en) | 1991-09-23 | 1998-09-28 | Intel Corp | A computer system and method for executing interrupt instructions in two operating modes |
US5596755A (en) * | 1992-11-03 | 1997-01-21 | Microsoft Corporation | Mechanism for using common code to handle hardware interrupts in multiple processor modes |
US5487158A (en) * | 1993-04-06 | 1996-01-23 | International Business Machines Corporation | Method and procedure call mechanism for calling 16-bit functions from 32-bit functions |
CA2093451C (en) * | 1993-04-06 | 2000-03-14 | David M. Mooney | Method and mechanism for calling 32-bit functions from 16-bit functions |
JPH0778106A (ja) * | 1993-09-08 | 1995-03-20 | Hitachi Ltd | データ処理システム |
US5537597A (en) * | 1993-09-27 | 1996-07-16 | Intel Corporation | Method and apparatus for supporting real mode card services clients with a protected mode card services implementation |
US5481684A (en) * | 1994-01-11 | 1996-01-02 | Exponential Technology, Inc. | Emulating operating system calls in an alternate instruction set using a modified code segment descriptor |
US5604887A (en) * | 1994-01-21 | 1997-02-18 | Microsoft Corporation | Method and system using dedicated location to share information between real and protected mode device drivers |
US5459869A (en) * | 1994-02-17 | 1995-10-17 | Spilo; Michael L. | Method for providing protected mode services for device drivers and other resident software |
US5625800A (en) * | 1994-06-30 | 1997-04-29 | Adaptec, Inc. | SCB array external to a host adapter integrated circuit |
US5564023A (en) * | 1994-06-30 | 1996-10-08 | Adaptec, Inc. | Method for accessing a sequencer control block by a host adapter integrated circuit |
US5864698A (en) * | 1994-08-24 | 1999-01-26 | Packard Bell Nec | Disk based bios |
US5642491A (en) * | 1994-09-21 | 1997-06-24 | International Business Machines Corporation | Method for expanding addressable memory range in real-mode processing to facilitate loading of large programs into high memory |
US6438621B1 (en) | 1994-11-14 | 2002-08-20 | Microsoft Corporation | In-memory modification of computer programs |
US6178550B1 (en) * | 1995-01-31 | 2001-01-23 | Dell Usa | Mechanism for optimizing location of machine-dependent code |
US5710941A (en) * | 1995-02-28 | 1998-01-20 | Microsoft Corporation | System for substituting protected mode hard disk driver for real mode driver by trapping test transfers to verify matching geometric translation |
US6141722A (en) * | 1995-05-31 | 2000-10-31 | Microsoft Corporation | Method and apparatus for reclaiming memory |
WO1996038784A1 (en) * | 1995-06-02 | 1996-12-05 | Systemsoft Corporation | Digital data processing method and apparatus for peripheral device control |
US5864689A (en) * | 1995-12-05 | 1999-01-26 | Advanced Micro Devices, Inc. | Microprocessor configured to selectively invoke a microcode DSP function or a program subroutine in response to a target address value of branch instruction |
US6535903B2 (en) * | 1996-01-29 | 2003-03-18 | Compaq Information Technologies Group, L.P. | Method and apparatus for maintaining translated routine stack in a binary translation environment |
US6091897A (en) | 1996-01-29 | 2000-07-18 | Digital Equipment Corporation | Fast translation and execution of a computer program on a non-native architecture by use of background translator |
US5860079A (en) * | 1996-05-10 | 1999-01-12 | Apple Computer, Inc. | Arrangement and method for efficient calculation of memory addresses in a block storage memory system |
FR2764407B1 (fr) * | 1997-06-05 | 1999-07-30 | Alsthom Cge Alcatel | Dispositif de retouche de programme de commande dans un processeur |
US5951658A (en) * | 1997-09-25 | 1999-09-14 | International Business Machines Corporation | System for dynamic allocation of I/O buffers for VSAM access method based upon intended record access where performance information regarding access is stored in memory |
US6148387A (en) * | 1997-10-09 | 2000-11-14 | Phoenix Technologies, Ltd. | System and method for securely utilizing basic input and output system (BIOS) services |
US6321332B1 (en) * | 1998-06-17 | 2001-11-20 | Intel Corporation | Flexible control of access to basic input/output system memory |
US6785806B1 (en) | 1999-12-30 | 2004-08-31 | Intel Corporation | Bios having macro/effector pairs for hardware initialization |
GB2396713B (en) | 2002-11-18 | 2005-09-14 | Advanced Risc Mach Ltd | Apparatus and method for controlling access to a memory unit |
GB2396930B (en) * | 2002-11-18 | 2005-09-07 | Advanced Risc Mach Ltd | Apparatus and method for managing access to a memory |
US7738993B2 (en) * | 2003-10-10 | 2010-06-15 | Boston Scientific Scimed, Inc. | Extrusion of articles |
US9015727B2 (en) * | 2008-04-02 | 2015-04-21 | Qualcomm Incorporated | Sharing operating system sub-processes across tasks |
TW201020773A (en) * | 2008-11-19 | 2010-06-01 | Inventec Corp | Method for reading/writing a big structure in a 64k operating environment |
US9898307B2 (en) * | 2015-12-21 | 2018-02-20 | Intel Corporation | Starting application processors of a virtual machine |
Family Cites Families (21)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPS532296B2 (de) * | 1973-03-19 | 1978-01-26 | ||
FR2258113A5 (de) * | 1973-11-30 | 1975-08-08 | Honeywell Bull Soc Ind | |
US4128875A (en) * | 1976-12-16 | 1978-12-05 | Sperry Rand Corporation | Optional virtual memory system |
JPS5448449A (en) * | 1977-09-26 | 1979-04-17 | Hitachi Ltd | Virtual addressing sustem |
US4315321A (en) * | 1978-06-16 | 1982-02-09 | The Kardios Systems Corporation | Method and apparatus for enhancing the capabilities of a computing system |
US4270167A (en) * | 1978-06-30 | 1981-05-26 | Intel Corporation | Apparatus and method for cooperative and concurrent coprocessing of digital information |
US4325120A (en) * | 1978-12-21 | 1982-04-13 | Intel Corporation | Data processing system |
US4442484A (en) * | 1980-10-14 | 1984-04-10 | Intel Corporation | Microprocessor memory management and protection mechanism |
US4514805A (en) * | 1982-02-22 | 1985-04-30 | Texas Instruments Incorporated | Interrupt operation in systems emulator mode for microcomputer |
US4727480A (en) * | 1984-07-09 | 1988-02-23 | Wang Laboratories, Inc. | Emulation of a data processing system |
US5027273A (en) * | 1985-04-10 | 1991-06-25 | Microsoft Corporation | Method and operating system for executing programs in a multi-mode microprocessor |
US4825358A (en) * | 1985-04-10 | 1989-04-25 | Microsoft Corporation | Method and operating system for executing programs in a multi-mode microprocessor |
US4779187A (en) * | 1985-04-10 | 1988-10-18 | Microsoft Corporation | Method and operating system for executing programs in a multi-mode microprocessor |
DE3584446D1 (de) * | 1985-06-18 | 1991-11-21 | Ibm | Mikroprozessor. |
JPS623358A (ja) * | 1985-06-28 | 1987-01-09 | Yokogawa Hewlett Packard Ltd | 複数アドレス空間アクセス方式 |
US4747040A (en) * | 1985-10-09 | 1988-05-24 | American Telephone & Telegraph Company | Dual operating system computer |
US4787032A (en) * | 1986-09-08 | 1988-11-22 | Compaq Computer Corporation | Priority arbitration circuit for processor access |
US4849875A (en) * | 1987-03-03 | 1989-07-18 | Tandon Corporation | Computer address modification system with optional DMA paging |
US4928237A (en) * | 1987-03-27 | 1990-05-22 | International Business Machines Corp. | Computer system having mode independent addressing |
US5018062A (en) * | 1987-10-23 | 1991-05-21 | A.I. Architects, Inc. | Method and apparatus for overriding a ROM routine in response to a reset |
US4974159A (en) * | 1988-09-13 | 1990-11-27 | Microsoft Corporation | Method of transferring control in a multitasking computer system |
-
1987
- 1987-03-27 US US07/030,789 patent/US4928237A/en not_active Expired - Fee Related
- 1987-11-18 FR FR878716225A patent/FR2613093B1/fr not_active Expired - Fee Related
- 1987-11-25 BE BE8701337A patent/BE1001064A3/fr not_active IP Right Cessation
- 1987-12-10 GB GB8728922A patent/GB2202657B/en not_active Expired - Fee Related
- 1987-12-15 ES ES87118538T patent/ES2042531T3/es not_active Expired - Lifetime
- 1987-12-15 AT AT87118538T patent/ATE91812T1/de not_active IP Right Cessation
- 1987-12-15 DE DE87118538T patent/DE3786660T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1987-12-15 EP EP87118538A patent/EP0288606B1/de not_active Expired - Lifetime
-
1988
- 1988-01-20 JP JP63008599A patent/JPH0731628B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-02-15 CA CA000558930A patent/CA1293821C/en not_active Expired - Fee Related
- 1988-03-11 DE DE3808167A patent/DE3808167C2/de not_active Expired - Fee Related
- 1988-03-24 NL NLAANVRAGE8800736,A patent/NL185634C/xx not_active IP Right Cessation
- 1988-03-25 BR BR8801388A patent/BR8801388A/pt not_active Application Discontinuation
- 1988-03-25 IT IT19945/88A patent/IT1217358B/it active
-
1990
- 1990-05-18 US US07/525,792 patent/US5193161A/en not_active Expired - Fee Related
-
1992
- 1992-01-22 SG SG57/92A patent/SG5792G/en unknown
- 1992-05-07 HK HK339/92A patent/HK33992A/xx unknown
Also Published As
Publication number | Publication date |
---|---|
CA1293821C (en) | 1991-12-31 |
HK33992A (en) | 1992-05-15 |
EP0288606B1 (de) | 1993-07-21 |
EP0288606A3 (en) | 1989-05-03 |
ATE91812T1 (de) | 1993-08-15 |
US4928237A (en) | 1990-05-22 |
NL185634C (nl) | 1990-06-01 |
US5193161A (en) | 1993-03-09 |
IT1217358B (it) | 1990-03-22 |
ES2042531T3 (es) | 1993-12-16 |
BR8801388A (pt) | 1988-11-01 |
GB8728922D0 (en) | 1988-01-27 |
NL8800736A (nl) | 1988-10-17 |
JPH0731628B2 (ja) | 1995-04-10 |
DE3786660T2 (de) | 1994-02-17 |
FR2613093B1 (fr) | 1990-03-23 |
EP0288606A2 (de) | 1988-11-02 |
BE1001064A3 (fr) | 1989-06-27 |
SG5792G (en) | 1992-03-20 |
DE3786660D1 (de) | 1993-08-26 |
GB2202657A (en) | 1988-09-28 |
IT8819945A0 (it) | 1988-03-25 |
FR2613093A1 (fr) | 1988-09-30 |
DE3808167A1 (de) | 1988-10-13 |
GB2202657B (en) | 1991-09-18 |
JPS63244147A (ja) | 1988-10-11 |
Similar Documents
Publication | Publication Date | Title |
---|---|---|
DE3808167C2 (de) | Computersystem mit modusunabhängiger Adressierung | |
DE3607889C2 (de) | ||
DE4215063C2 (de) | Einrichtung und Verfahren zum Seitenwechsel bei einem nicht-flüchtigen Speicher | |
DE10393920B4 (de) | Verfahren und Systeme zur Steuerung virtueller Maschinen | |
DE2350884C2 (de) | Adreßumsetzungseinheit | |
DE2459006C2 (de) | Einrichtung zum Bilden einer absoluten Adresse in einer Datenverarbeitunsanlage | |
DE112010003554B4 (de) | Symmetrische Direktmigration von Virtuellen Maschinen | |
DE2423194C2 (de) | Vorrichtung zum Berechnen einer absoluten Hauptspeicheradresse in einer Datenverarbeitungsanlage | |
DE69723286T2 (de) | Echtzeitprogramm-sprachbeschleuniger | |
DE60217157T2 (de) | Verfahren und vorrichtung zum binden von shadow-registern an vektorisierte interrupts | |
DE4312250B4 (de) | Computer-System, das zum Betrieb sowohl in einer ersten wie auch in einer zweiten Bytereihenfolge-Betriebsart fähig ist, sowie ein Verfahren zum Booten eines solchen Computer-Systems | |
DE2417795C2 (de) | Datenverarbeitungsanlage | |
DE60131864T2 (de) | Speichern von stapeloperanden in registern | |
DE2517276A1 (de) | Datenverarbeitungssystem | |
DE69635865T2 (de) | Adressentransformation in einem cluster-computersystem | |
DE2813128A1 (de) | Mikroprogrammspeicher | |
EP0333123A2 (de) | Modular strukturiertes ISDN-Kommunikationssystem | |
DE2302074A1 (de) | Speicherschutzanordnung in einem multiprozessorsystem | |
DE2431379A1 (de) | Datenverarbeitungseinrichtung | |
DE3741850A1 (de) | Ausfuehrungseinheit fuer einen i/o-prozessor | |
DE2424810A1 (de) | Datenverarbeitungsanlage, insbesondere kleine mikroprogramm-datenverarbeitungsanlage mit mehrsilbenmikrobefehlen | |
DE2612054A1 (de) | Verfahren zur adressentwicklung und prozessor zur durchfuehrung des verfahrens | |
DE2746505A1 (de) | Dv-system mit einer einrichtung zum adressieren in einem festwertspeicher abgelegter mikroprogramme | |
DE2134816C3 (de) | Einrichtung zur Adressenübersetzung | |
DE2721623A1 (de) | System zur bearbeitung eines zielsystemprogrammes |
Legal Events
Date | Code | Title | Description |
---|---|---|---|
OP8 | Request for examination as to paragraph 44 patent law | ||
D2 | Grant after examination | ||
8364 | No opposition during term of opposition | ||
8339 | Ceased/non-payment of the annual fee |