Процессоры. История развития. Структура. Архитектура

режима, предполагаемое системное ПО, выполняют инструкцию JMP с ссылкой на

селектора начального TSS системы. При этом загрузится регистр задачи,

регистры LDT, регистры сегментов и общие регистры. Регистр задачи TR должен

указывать на действительный TSS, поскольку операция переключения задач

повлечет сохранение текущего состояния задач.

1.3.4. Защита

Процессор 80286 имеет механизмы защиты от несанкционированного выполнения

критических инструкций – команды HLT, которая останавливает процессор, и

команд, влияющих на сегменты кода и данных. Механизмы сгруппированы в три

группы:

. ограничения использования сегментов (например, запрет на записи в

только читаемые сегменты данных); доступность использования только

сегментов, дескрипторы которых описаны в GDT и LDT;

. ограничения доступа к сегментам через правила привилегий;

. выделение привилегированных инструкций или операций, которые можно

выполнять только при определенных уровнях CPL и IOPL (биты 13 и 14

регистра флагов).

ГЛАВА 2

Архитектура 32-разрядных процессоров

История 32-разрядных процессоров началась с процессора Intel386. Эти

процессора вобрали в себя все свойства своих 16-разрядных предшественников

8086/88 и 80286 для обеспечения программной совместимости с громадным

объемом ранее написанного ПО. Однако в них по современным меркам преодолено

очень жесткое ограничение на длину непрерывного сегмента памяти – 64 Кб. В

защищенном режиме 32-битных процессоров оно отодвинулось до 4 Гб – предела

физически адресуемой памяти, что како-то время можно считать “почти

бесконечностью“. Все эти процессоры имеют поддержку виртуальной памяти

объемом до 64 Тб, встроенный блок управления памятью поддерживает механизмы

сегментации и страничной трансляции адресов (Paging). Процессоры

обеспечивают четырехуровневую системы защиты памяти и ввода-вывода,

переключения задач. Они имеют расширенную систему команд, включающую все

команды 8086, 80286. Процессор может работать в двух режимах, между

которыми обеспечивается достаточно быстрое переключение в обе стороны:

Real Address Mode – режим реальной адресации, полностью совместимый с

8086. В этом режиме возможна адресация до 1 Мб физической памяти (на самом

деле почти на 64 Кб больше).

Protected Virtual Address Mode – защищенный режим виртуальной

адресации. В этом режиме процессор позволяет адресовать до 4 Гб физической

памяти, через которые при использовании механизма страничной адресации

могут отображаться до 16 Тб виртуальной памяти каждой задачи. Существенным

дополнением является Virtual 8086 Mode – режим виртуального процессора

8086. Это режим является особым состоянием задачи защищенного режима, в

котором процессор функционирует как 8086. На одном процессоре в таком

режиме могут одновременно исполняться несколько задач с изолированными друг

от друга реальными ресурсами. При этом использование физического адресного

пространства памяти управляется механизмами сегментации и трансляции

страниц. Попытки выполнения команд, выхода за рамки отведенного

пространства памяти и разрешенной области ввода-вывода контролируется

системой защиты.

Процессоры могут оперировать с 8, 16 и 32-битными операндами байт,

слов и двойных слов, а также с битам, битовыми полями и строками бит.

Рассмотрим базовую архитектуру, общую для всех существующих на данный

момент 32-разрядных процессоров: 386, 486, Pentium, Pentium Pro и Pentium

II.

2.1.1. Организация памяти

Память для процессоров 80х86 разделяются на байты (8 бит), слова (16 бит),

двойные слова (32 бит). Слова записываются в двух смежных байтах, начиная с

младшего. Адресом слова является адрес его младшего байта. Двойные слова

записываются в четырех смежных байтах.

Более крупными единицами являются страницы и сегменты. Память может

логически организовываться в виде одного или множества сегментов переменной

длины ( в реальном режиме – фиксированной). Сегменты могут выгружаться на

диске и по мере необходимости с него подкачиваться в физическую память.

Кроме сегментации, в защищенном режиме возможно разбиение логической памяти

на страницы размером 4 Кб (Paging), каждая из которых может отображаться на

любую область физической памяти. Сегментация и разбиение на страницы могут

применяться в любых сочетаниях. Сегментация является средством организации

логической памяти, используемым на прикладном уровне. Разбиение на страницы

применяются на системном уровне для управлении физической памятью.

Применительно к памяти различают на три адресных пространства:

логическое, линейное и физическое. Основным режимом работы 32-разрядных

процессоров считается защищенный режим, в котором работают все механизмы

преобразования адресных пространств.

Логический адрес, также называется виртуальным, состоит из селектора

(в реальном режиме – просто сегмента) и смещение. Смещение формируется

суммированием компонентов (base, index, disp) в эффективный адрес.

Поскольку каждая задача может иметь до 16К селекторов, а смещение,

ограниченное размером сегмента, может достигать 4 Гб, логическое адресное

пространство для каждой задачи может достигать 64 Тб. Все это пространство

виртуальной памяти в принципе доступно программисту (этот ‘принцип” должна

реализовывать операционная система).

Блок сегментации транслирует логическое адресное пространство в 32-

битное пространство линейных адресов. Линейный адрес образуется сложением

базового адресного сегмента с эффективным адресом. Базовый адрес сегмента в

реальном режиме образуется умножением содержимого используемого сегментного

регистра на 16 (как и в 8086). В защищенным режиме базовый адрес

загружается из дескриптора, хранящегося в таблице, по селектору,

загруженному в используемый сегментный регистр.

Физический 32-битный адрес памяти образуется после преобразования

линейного адреса блоком страничной переадресации. В простейшем случае (при

отключенном блоке страничной переадресации) линейный адрес совпадает с

физическим – присутствующим на внешней шине адреса процессора. Включенный

блок страничной переадресации осуществляет трансляцию линейного адреса в

физический блоками (страницами) размером 4 Гб. Этот блок может включаться

только в защищенном режиме.

Как и у процессоров 8086/8088, для обращения к памяти процессор

(совместно с внешней схемой) формирует шинные сигналы MEMWR# (Memory Write)

и MEMRD (Memory Read) для операции записи и считывания соответственно. Шина

адреса разрядностью 32 бита позволяет адресовать 4 Гб физической памяти, но

в реальном режиме доступен только 1 Мб, начинающийся с младших адресов.

В реальном режиме по адресации памяти обеспечивается совместимость с

процессором 8086, который своей 16-битной адресной шиной охватывает

пространство физической памяти в 1Мб. Для обеспечения совместимости с 80286

32-разрядные процессоры реализуют его ошибку, связанную с переполнением,

возникающим при сложении адресов сегмента с эффективным адресом. При

вычисление физического адреса возможно возникновение переполнение, которое

вызовет появление единицы на линии А20 шины адреса. Максимальное значение

адреса в реальном режиме 10FFEF достигается при Seg=FFFFh и EA=FFFFh. Для

обеспечения полной программной совместимости с 8086 в РС используется

вентиль Gate A20, принудительно обнуляющий бит А20 системной шины адреса.

Вентиль в РС управляется через программно-управляемый бит контроля

клавиатуры 8042 или более быстрым способом (Gate A 20 Fast Control),

определяемым чипсетом системной платы.

В реальном режиме размер сегмента фиксирован – как и 8086, он

составляет 64 Кб (FFFFh). Попытка использования эффективного адреса,

выходящего за границы сегмента, при 32-битной адресации вызывает исключение

типа 13. При 16-битной адресации при вычисление эффективного адреса

возможный перенос в разряд А16 игнорируется, и сегмент “сворачивается

кольцом” (как и в 8086). Средства контроля следят и за переходом через

границу сегмента во время обращения по “приграничному” адресу. При попытки

адресации к слову, имеющему смещение FFFFh, или двойному слову со смещением

FFFDh-FFFh (их старшие байты выходят за границу сегмента), или выполнения

инструкции, все байты которой не умещаются в данном сегменте, процессор

вырабатывает прерывание – исключение типа 13 (0Dh) – Segment Overrun

Exception. При попытки выполнения инструкции ESCAPE с операндом памяти, не

умещающимся в сегменте, вырабатывается исключение типа 9 – Processor

Extension Segment Overrun Interrupt (только для 386).

8Система команд 32-разрядных процессоров предусматривает 11 режимов

адресации операндов. Из них только два не имеют отношение к памяти:

. операнд-регистр, который может находится в любом 8, 16 или 32-

битном регистре процессора.;

. непосредственный операнд (8, 16 или 32-бит), который может

содержаться в самой команде.

Остальные девять режимов (табл. 3.1.) используются при формировании

эффективного адреса операнда из памяти.

Эффективный адрес вычисляется с использованием комбинации следующих

компонентов:

Смещение (Displacement или Disp) – 8-, 16- или 32-битное число,

включенное в команду.

База (Base) – содержимое базового регистра. Обычно используется для

указания на начало некоторого массива.

Индекс (Index) – содержимое индексного регистра. Обычно используется

для выбора элемента массива.

Масштаб (Scale) – множитель (1, 2, 4 или 8), указанный в коде

инструкции. Этот элемент используется для указания размера элемента

массива. Доступен только в 32-битном режиме адресации.

Эффективный адрес вычисляется по формуле EA=Base+Index*Scale+Disp.

Отдельные слагаемые в этой формуле могут и отсутствовать. Возможные

режимы адресации приведены в табл. 3.1.

Таблица 3.1. Режимы адресации памяти 32-битных процессоров

|Прямая адресация |EA=Disp |

|Косвенная регистровая адресная Register Index Mode |EA=Base |

|Базовая адресации Based Mode |EA=Base+Disp |

|Индексная адресация Index Mode |EA=Index+Disp |

|Масштабированная индексная адресации Scaled Index Mode |EA=Scalex*Index+Disp|

| |* |

|Базово-индексная адресация Based Index Mode |EA=Base+Index* |

|Масштабированная базово-индексная адресация Based Scaled |EA=Base+Scale* Index|

|Index Mode | |

|Масштабированная базово-индексная адресация Based Index |EA=Base+Index+Disp |

|Mode with Displacement | |

|Масштабированная базово-индексная адресации со смещение |EA=Base+Scale*Index+|

|Based Scaled Index with Displacement |Disp* |

Процессор может использовать режимы 32-битной или 16-битной адресации.

Режим 16-битной адресации соответствует режимам процессоров 8086 и 80286,

при этом в качестве компонентов адреса используются младшие 16 бит

соответствующих регистров. Режим 32-битной адресации использует расширенные

32-разрядные регистры и имеет дополнительные режимы, использующие

масштабирование индекса. Различия 16- и 32-битных режимов адресации

приведены в табл. 3.2.

В реальном режиме по умолчанию используется 16-битная адресация, но с

помощью префикса изменение разрядн6ости адреса (Address Length Prefix) для

текущей инструкции можно переключится в 32-битный режим. При этом

появляются дополнительные возможности адресации (масштабирования), но

вычисленное значение эффективного адреса все равно не может преодолеть 64-

килобайтный барьер – при такой попытке генерируется исключение 13 – General

Protection Fault.

В защищенном режиме адресация по умолчанию определяется битом D

дескриптора используемого кодового сегмента: при D=0 – 15 бит, при D=1 – 32

бита. Префикс разрядности адреса переключает разрядность для текущей

инструкции на противоположную.

Таблица 3.2. Различия режимов адресации

|Компоненты |16-битная |32-битная адресации |

| |адресации | |

|Базовый регистр |BX или BP |Любой 32-битный общего назначения |

|Индексный |SI или DI |Любой 32-битный общего назначение, |

|регистр | |кроме ESP |

|Масштаб |Нет (всегда 1) |1, 2, 4 или 8 |

|Смещение |0, 8 или 16 бит |0, 8 или 32 бит |

При обращениях к памяти использование сегментных регистров по умолчанию

определяется типом обращения (табл. 3.3.). На время текущей инструкции при

необходимости для большинства типов обращения возможно использование

альтернативного сегментного регистра, на что указывает префикс замены

сегмента (CS:; DS:; ES:; SS:; FS: или GS) перед кодом инструкции.

Таблица 3.3. Использование сегментных регистров при адресации памяти

| |Сегментный регистр |

|Тип обращения к памяти | |

| |по умолчанию |альтернативный |

|Выборка команд |CS |Нет |

|Стековые операции |SS |Нет |

|Строка-приемник |ES |Нет |

|Любые ссылки к памяти, кроме |DS |CS,ES,SS |

|использующих в качестве базового | |FS,GS |

|регистры BP, EBP или ESP | | |

|Ссылки к памяти, использующие в |SS |CS,DS,ES, |

|качестве базового регистры BP, | |FS,GS |

|EBP или ESP | | |

2.1.2. Прерывания и исключения

Прерывания и исключения нарушают нормальный ход выполнения программы для

обработки внешних событий или сообщения о возникновении особых условий или

ошибок.

Прерывания подразделяются на аппаратные (маскируемые и немаскируемые),

вызываемые электрическими сигналами на выходах процессора, и программные,

вызываемые по команде INT xx. Программные прерывания процессором

обрабатываются как разновидность исключений.

Аппаратные прерывания подразделяются на маскируемые и немаскируемые.

Процессор может воспринимать прерывания после выполнения каждой команды,

длинные строковые команды имеют для восприятия прерываний специальные окна.

Маскируемые прерывания вызывают переход и высокий уровень сигнала на

входе INTR (Interrupt Request) при установленном флаге разрешения (IF=1). В

этом случае процессор сохраняет с стеке регистр флагов, сбрасывает флаг IF

и вырабатывает два следующих друг за другом (back to back) цикла

подтверждения прерывания, в которых генерируются управляющие сигналы INTA#

(Interrupt Acknowledge). Высокий уровень сигнала INTR должен сохраняться по

крайней мере до подтверждения прерывания. Первый цикл подтверждения

холостой, по второму импульсу внешний контроллер прерываний передает по

шине номер вектора, обслуживающего данный тип аппаратного прерывания.

Прерывание с полеченным номером вектора выполняется процессором также, как

и программное. Обработка текущего прерывания может быть в свою очередь

прервана немаскируемым прерыванием, а если обработчик установит флаг IF, то

и другим маскируемым аппаратным прерыванием.

Немаскируемые прерывания выполняются не зависимо от состояния флага IF

по сигналу NMI (Non Mascable Interrupt). Высокий уровень на этом входе

вызовет прерывание с типом (вектором) 2, которое выполняется также, как и

маскируемое. Его обработка не может прерваться под действием сигнала на

входе NMI до выполнения команды IRET.

Исключения (Exceptions) подразделяются на отказы, ловушки и аварийные

завершения.

Отказ (fault) – это исключение, которое обнаруживается и обслуживается

до выполнения инструкции, вызывающей ошибку. После обнаружения этого

исключения выполнение возвращается снова на туже инструкцию (включая все

префиксы), которая вызвала отказ. Отказы, использующиеся в системе

виртуальной памяти, позволяют, например, подкачать с диска в оперативную

память затребованную страницу или сегмент.

Ловушка (trap) – это исключение, которое обнаруживается и обслуживается

после выполнения инструкции, его вызывающей. После обслуживания этого

исключения управление возвращается на инструкцию, следующей за вызывающей

ловушку. К классу ловушек относятся и программные прерывания.

Аварийное завершение (abort) – это исключение, которое не позволяет

точно установить инструкцию, его вызвавшую. Оно используется для сообщения

о серьезной ошибке, такой как аппаратное ошибка или повреждение системных

таблиц.

Набор и обработка исключений реального и защищенного режимов различны.

Под исключения Intel резервирует векторы 0-31 в таблице прерываний, однако

в РС часть из них перекрывается системными прерываниями BIOS и DOS.

2.1.3. Начальный сброс и самотестирование

По высокому уровню сигнала на входе RESET процессор прекращает выполнение

инструкции и перестает управлять локальной шиной. После аппаратного сброса

процессор переходит к выполнению команды, считанной по физическому адресу

FFFFFFF0h. Сброс переводит процессор в реальный режим и устанавливает

значения некоторых регистров:

FLAGS = 0002h и биты VM и RF его расширения обнуляются;

в регистре CR0 обнуляются биты PG, TS, EM, MP и РЕ;

CS = F000h (база устанавливается FFFF0000h, лимит – 0FFFFh);

DS = ES = SS = FS = GS = 0000h

Регистр DH после сброса содержит идентификатора процессора Component

Id (03-386, 04-486, 05-Pentium, 06-Pentium Pro или Pentium II), DL – номер

модели (Revision Id).

Только после сброса и до первой команды межсегментного перехода или

вызова на шине адреса в реальном режиме биты A[20:31] в циклах выборки

команд имеют единичное значение. Из этого следует, что по крайней мере на

начальный период времени после сигнала RESET компьютер должен иметь образ

BIOS в адресах FFFFFFF0-FFFFFFFFh, в то время, как в РС 8086/88 имели образ

под границей 16-го мегабайта (FFFFFFh). Перемещение BIOS из первого

мегабайта памяти в режиме нормальной работы невозможно, поскольку векторы

прерывания, ссылающиеся на сервисы BIOS, в реальном режиме могут

адресоваться только к памяти в диапазоне адресов 0-0FFFFFh (0-10FFEF) при

открытом вентиле Gate A20).

Если во время спада сигнала RESET на определенном входе процессора

удерживать низкий уровень сигнала, процессор начнет выполнять внутренний

тест BIST (Built-In Self-Test). Тест для 386-го и 486-го процессоров

выполняется примерно за 2 в 20-ой степени тактов, что занимает десятки

миллисекунд. По окончанию самотестирования процессор начинает работу, как

после обычного сброса, а регистр EAX содержит сигнатуру результата

тестирования. Об успешном выполнении теста свидетельствует нулевое значение

сигнатуры.

2.1.4. Ввод-вывод

Как и 8086, 32-разрядные процессоры позволяют адресовать до 64К однобайтных

или 32К двухбайтных регистров в пространстве, отдельном от памяти.

Дополнительно имеется возможность обращения к 32-битным портам. При

операциях ввода-вывода линии A[16:31] не используются. Адрес устройства

задерживается либо в команде (только младший байт, старший – нулевой), либо

берется из регистра DX (полный 16-битытный адрес). Команды ввода-вывода

вызывают шинные циклы с активными сигналами IORD#, IOWR#. Строковые команды

обеспечивают блочный ввод-вывод со скоростью, превышающей аналогичные

операции со стандартным контроллером DMA. В адресном пространстве ввода-

вывода область 0F8-0FF зарезервирована для использования сопроцессором (при

обращении к сопроцессору 386 выставляет единицу на линии А31 шины адреса,

что используется для упрощения дешифрации адресов).

В защищенном режиме инструкции ввода-вывода являются

привилегированными. Это означает, что они могут исполнятся задачами только

с определенным уровнем привилегий, определяемым полем IOPL регистра флагов

или битовой картой разрешения ввода-вывода (I/O Remission Bitmap),

хранящийся в сегменте состояния задачи. Несанкционированная попытка

выполнения этих инструкций вызовет исключение 13 – нарушение защиты

(знаменитое сообщение “General Protection Error ”).

2.1.5. Режим системного управления SMM

Современные модели 32-разрядных процессоров (начиная с некоторых

модификаций 386-го и 486-го), кроме обычных режимов – реального,

защищенного и режима V86, - имеют дополнительный режим системного

управления SMM (System Management Mode). Этот режим предназначен для

выполнения некоторых действий с возможностью их полной изоляции от

прикладного программного обеспечения и даже операционный системы. Главным

образом, этот режим предназначен для реализации системы управления

энергопотреблением.

В режим SMM процессор может войти только по сигналу на входе SMI#

(System Management Interrupt), более совершенные процессоры могут войти в

SMM и по приему соответствующего сообщения по шине APIC. Сигнал для

процессора является запросом прерывания с наивысшим приоритетом. Обнаружив

активный сигнал (низкий уровень) SMI#, процессор по завершении текущей

инструкции и выгрузки буферов записи переключается в режим SMM, о чем

свидетельствует его выходной сигнал SMIACT#. Сразу при входе в SMM

процессор сохраняет свой контекст – почти все регистры – в специальной

памяти SMRAM. Эта память является выделенной областью физической памяти,

доступ к которой обеспечивается внешними (по отношению к процессору)

схемами в шинных циклах обращения к памяти только при наличии сигнала

SMIAKT#. После сохранения контекста процессор переходит к выполнению

обработчика SMI, который расположен в той же памяти SMRAM. Обработчика

представляет собой последовательность обычных инструкций, исполняемых

процессором в режиме, напоминающем реальный. При входе в режим SMM

автоматически запрещаются аппаратные прерывания (включая и немаскируемые) и

не генерируются исключения, так что действия процессора однозначно

определяются программой обработчика SMI. Процедура обработки завершается

инструкцией RSM, по которой процессор восстанавливает свой контекст из

образа, хранящегося в SMRAM, и возвращается в обычный режим работы.

При возврате из SMM возможны некоторые варианты, заказанные

обработчиком (в пределах возможности SMM данного процессора). Во-первых,

обработчик может программно внести изменения в образ контекста процессора,

и при его восстановлении процессор может вернуться не в то состояние, в

котором произошло SMI. Во-вторых возможен выбор варианта для случая, когда

прерывание SMI возникло во время останова процессора по инструкции HALT:

можно вернуться снова на инструкцию останова, а можно перейти к выполнению

следующей за ней инструкции. В-третьих, процессоры, начиная с Pentium

второго поколения (и Enhanced 486 фирмы AMD), поддерживают возможность

рестарта (повторного выполнения) инструкции ввода-вывода, предшествующей

появлению сигнала SMI#.

Возможность рестарта инструкции ввода-вывода является расширением

режима SMM. Ее используют, например, когда прикладная программа (или

системный драйвер) пытается обратиться операцией ввода-вывода к

периферийному устройству, находящемуся в “спящем” режиме. Системная логика

должна в этом случае выработать сигнал SMI# раньше сигнала RDY#,

завершающего шинный цикл рестартуемой инструкции ввода-вывода. Обработчик

SMI “разбудит” устройство, после чего операции ввода-вывода рестартует, и

прикладное ПО (или драйвер) “не заметит”, что устройство пребывало в

спячке. Таким образом, управление потреблением может быть организованно на

уровне BIOS способом, совершенно “прозрачным” для программного обеспечения

(в том числе и ОС). Прозрачность SMM обеспечивается следующими свойствами

режима:

. возможность только аппаратно входа в SMM,

. исполнением кода SMM в отдельном адресном пространстве,

. полным сохранением состояния прерванной программы в области SMRAM,

. запретом обычных прерываний,

. восстановлением состояния прерванной задачи по выходу из режима SMM.

Память SMRAM должна быть физически или логически выделенной областью

размером от 32 Кб (минимальные потребности SMM) до 4 Гб. SMRAM

располагается, начиная с адреса SMIBASE (по умолчанию 30000h), и

распределяется относительно адреса SMIBASE следующим образом:

. FE00h-FFFFh (3FE00h-3FFFFh) – область сохранения контекста

(распределяется, начиная со старших адресов по направлению к

младшим). По прерыванию SMI сохраняются практически все регистры

процессора, включая программно невидимые регистры CR1, CR2 и CR4, а

также скрытые регистры дескрипторов для CS, DS, ES, FS, GS и SS.

Автоматическое сохранение не производится для регистров DR5-DR0, TR7-

TR3 и регистров FPU;

. 8000h (38000h) – точка входа в обработчик (SMI Handler);

. 0-7FFFh (30000h-37fffh) – свободная область.

2.1.6. Расширение ММХ

Расширение ММХ ориентированно на мультимедийное, 2D и 3D-графическое и

коммуникационное применение. Основная идея расширения MMX заключается в

одновременной обработки нескольких элементов данных за одну инструкцию –

так называемая технология SIMD (single Instruction – Multiple Data).

Расширение ММХ использует новые типы упакованных 64-битных данных:

. упакованные байты (Packed byte) – восемь байт;

. упакованные слова (Packed word) – четыре слова;

. упакованные двойные слова (Packed doubleword) – два двойных слова;

. учетверенное слово (Quadword) – одно слово.

Эти типы данных могут специальным образом обрабатываться в регистрах

ММХ0-ММХ7, представляющих собой младшие биты стека 80-битных регистров FPU.

Как и регистры FPU, эти регистры не могут использоваться для адресации

памяти, совпадение регистров FPU и ММХ накладывает ограничения на

чередование кодов FPU и ММХ – забота об их независимости лежит на

программисте приложений ММХ.

Еще одна особенность технологии ММХ – поддержка арифметики с насыщением

(saturating arithmetic). Ее отличие от обычной арифметики с циклическим

переполнением (wraparound mode) заключается в том, что при возникновении

переполнения в результате фиксируется максимальное возможное значение для

используемого типа данных, а перенос игнорируется. В случае

антипереполнения в результате фиксируется минимальное возможно значение.

Граничные значения определяются типом (знаковые или беззнаковые) и

разрядностью переменных. Такой режим вычислений актуален, например, для

вычисления цветов в графике.

В систему команд введено 57 дополнительных инструкций для одновременной

обработки нескольких единиц данных. Одновременно обрабатываемое 64-битное

слово может содержать как одну единицу обработки, так и 8 однобайтных, 4

двухбайтных или 2 четырехбайтных операнда. Новые инструкции включают

следующие группы:

. арифметические (Arithmetic Instructions), включающие сложение и

вычитание в разных режимах, умножение и комбинацию умножения и

сложения;

. сравнение (Comparison Instructions) элементов данных на равенство

или по величине;

. преобразование форматов (Conversion Instructions);

. логические (Logical Instructions) – И, И-НЕ, ИЛИ и Исключающее ИЛИ,

выполняемые над 64-битными операндами;

. сдвиги (Shift Instructions) – логические и арифметические;

. пересылки данных (Data Transfer Instructions) между регистрами ММХ и

целочисленными регистрами или памятью;

. очистка ММХ (Empty MMX State) – установка признаков пустых регистров

в слове тегов.

Инструкции ММХ не влияют на флаги условий.

Регистры ММХ, в отличии от регистров FPU, адресуются физически а не

относительно значения TOS. Более того, любая инструкция ММХ обнуляет поле

TOS регистра состояния FPU. В слове тегов свободному регистру соответствует

комбинация “11”, остальные комбинации указывают только на занятость

регистра. После каждой операции ММХ биты тегов используемого регистра

назначения обнуляются. Неиспользуемые в ММХ биты [79:64] регистров FPU

заполняются единицами, так что ошибочное использование данных ММХ

инструкций FPU приведет к исключению.

Инструкции ММХ не порождают новых исключений. Исключения при их

выполнении могут возникать только при нарушении границ при обращениях к

памяти (данные и инструкции). Однако если предшествующая инструкция FPU

породила условие исключения, то оно произойдет при выполнении инструкции

ММХ. После его обработки инструкция ММХ может быть благополучна исполнена.

Инструкции ММХ доступны из любого режима процессора. При переключении

задач необходимо следить за корректностью сохранения контекста, как и при

работе с FPU.

Часто чередование годов FPU и ММХ может снизить производительность за

счет необходимости сохранения и восстановления весьма объемного контекста

FPU.

2.1.7. Внутренний кэш

Внутренне кэширование обращений к памяти применяется в процессорах, начиная

с 486-го. С кэшированием связаны новые функции процессоров, биты регистров

и внешние сигналы.

Процессоры 486 и Pentium имеют внутренний кэш первого уровня, в Pentium

Pro и Pentium II имеется и вторичный кэш. Процессоры могут иметь как единый

кэш инструкций и данных, так и общий. Выделенный кэш инструкций обычно

используется только для чтения. Для внутреннего кэша обычно используется

наборно-ассоциативная архитектура.

Строки в кэш-памяти выделяются только при чтении, политика записи

первых процессоров 486 – только Write Through (сквозная запись) – полностью

программно-прозрачная. Более поздние модификации 486-го и все старшие

процессоры позволяют переключаться на политику Write Back (обратная

запись).

Работу кэша рассмотрим на примере четырехканального наборно-

ассоциативного кэша процессора 486, его физическая структура приведена на

рис. 3.1.7. Кэш является несекторированным – каждый бит достоверности

(Valid bit) относится к целой строке, так что стока не может являться

“частично достоверной”.

Работу внутренней кэш-памяти характеризуют следующие процессы:

обслуживание запросов процессора на обращение к памяти, выделение и

замещение строк для кэширования областей физической памяти, обеспечение

согласованности данных внутреннего кэша и оперативной памяти, управление

кэшированием.

Любой внутренний запрос процессора на обращение к памяти направляется

на внутренний кэш. Теги четырех строк набора, который обслуживает данный

адрес, сравниваются со старшими битами запрошенного физического адреса.

Если адресуемая область представлена в строке кэш-памяти (случая попадания

–cache hit), запрос на чтение обслуживается только кэш-памятью, не выходя

на внешнюю шину. Запрос на запись модифицирует данную строку, и в

зависимости от политики записи либо сразу выходит на внешнюю шину (при

сквозной записи), либо несколько позже (при использовании алгоритма

обратной записи).

Рис 3.1.7. Структура первичного кэша процессора 486

В случае промаха (Cache Miss) запрос на запись направляется только на

внешнюю шину, а запрос на чтение обслуживается сложнее. Если этот зарос

относится к кэшируемой области памяти, выполняется цикл заполнения целой

строки кэша – все 16 байт (32 для Pentium) читаются из оперативной памяти и

помещаются в одну из строк кэша, обслуживающего данный адрес. Если

затребованные данные не укладываются в одной строке, заполняется и

соседняя. Заполнение строки процессор старается выполнить самым быстрым

способом – пакетным циклом с 32-битными передачами (64-битными для Pentium

и старше).

Внутренний запрос процессора на данные удовлетворяется сразу, как

только затребованные данные считываются из ОЗУ – заполнение строки до конца

может происходить параллельно с обработкой полученных данных. Если в

наборе, который обслуживает данный адрес памяти, имеется свободная строка

(с нулевым битом достоверности), заполнена будет она и для нее установится

бит достоверности. Если свободных строк в наборе нет, будет замещена

строка, к которой дольше всех не было обращений. Выбор строки для замещения

выполняется на основе анализа бит LRU (Least Recently Used) по алгоритму

“псевдо-LRU”. Эти биты (по три на каждый из наборов) модифицируются при

каждом обращении к строке данного набора (кэш-попадании или замещении).

Таким образом, выделение и замещение строк выполнятся только кэш-

промахов чтения, при промахах записи заполнение строк не производится. Если

затребованная область памяти присутствует в строке внутреннего кэша, то он

обслужит этот запрос. Управлять кэшированием можно только на этапе

заполнения строк; кроме того, существует возможность их аннулирования –

объявления недостоверными и очистка всей кэш-памяти.

Очистка внутренней кэш-памяти при сквозной записи (обнуление бит

достоверности всех строк) осуществляется внешним сигналом FLUSH# за один

такт системной шины (и, конечно же, по сигналу RESET). Кроме того, имеются

инструкции аннулирования INVD и WBINVD. Инструкция INVD аннулирует строки

внутреннего кэша без выгрузки модифицированных строк, поэтому ее

неосторожное использование при включенной политике обратной записи может

привести к нарушению целостности данных в иерархической памяти. Инструкция

WBINVD предварительно выгружает модифицированные строки в основную память

(при сквозной записи ее действие совпадает с INVD). При обратной записи

очистка кэша подразумевает и выгрузку всех модифицированных строк в

основную память. Для этого, естественно, может потребоваться и значительное

число тактов системной шины, необходимых для проведения всех операций

записи.

Аннулирование строк выполняется внешними схемами – оно необходимо в

системах, у которых в оперативную память запись может производить не только

один процессор, а и другие контроллеры шины – процессор или периферийные

контроллеры. В этом случае требуются специальные средства для поддержания

согласованности данных во всех ступенях памяти – в первичной и вторичной

кэш-памяти и динамического ОЗУ. Если внешний (по отношению к

рассматриваемому процессору) контроллер выполняет запись в память,

процессору должен быть подан сигнал AHOLD. По этому сигналу процессор

немедленно отдает управление шиной адреса A[31:4], на которой внешним

контроллером устанавливается адрес памяти, сопровождаемый стробом EADS#.

Если адресованная память присутствует в первичном кэше, процессор

аннулирует строку – сбрасывает бит достоверности этой строки (она

освобождается). Аннулирование строки процессор выполняет в любом состоянии.

Управление заполнением кэша возможно и на аппаратном и на программном

уровнях. Процессор позволяет кэшировать любую область физической памяти.

Внешние схемы могут запрещать процессору кэшировать определенные области

памяти установкой высокого уровня сигнала KEN# во время циклов доступа к

этим областям памяти. Этот сигнал управляет только возможностью заполнения

строк кэша из адресованной области памяти. Программно можно управлять

кэшируемостью каждой страницы памяти – запрещать единичным значением бита

PCD (Page Cache Disable) в таблице или каталоге страниц. Для процессоров с

WB-кэшем бит PWT (Page Write Through) позволяет постранично управлять и

алгоритмом записи. Общее программное управление кэшированием осуществляется

посредством бит управляющего регистра CR0:CD (Cache Disable) и NW (No Write

Through). Возможны следующие сочетания бит регистра:

. CD=1, NW=1 – если после установки такого значения выполнить очистку

кэша, кэш будет полностью отключен. Если же перед установкой этого

сочетания бит кэша был заполнен, а очистка не производилась, кэш

превращается в “замороженную” область статической памяти;

. CD=1, CW=0 – заполнение кэша запрещено, но сквозная запись

разрешена. Эффект аналогичен временному переводу сигнала KEN# в

высокое (пассивное) состояние. Этот режим может использоваться для

временного отключения кэша, после которого возможно его включение

без очистки;

. CD=0, NW=1 – запрещенная комбинация (вызывает отказ общей защиты);

. CD=0, NW=0 – нормальный режим работы со сквозной записью.

Для полного запрета кэша необходимо установить CD=1 и NW=1, после чего

выполнить очистку (Flush). Без очистки кэш будет обслуживать запросы в

случае попаданий.

Процессоры 486 и старше имеют выходные сигналы PCD и PWT, управляющие

работой вторичного (внешнего) кэша (они же управляют и внутренним кэшем). В

циклах обращения к памяти, когда страничные преобразования не используются

(например, при обращении к таблице каталогов страниц), источником сигналов

являются биты PCD и PWT регистра CR3, при обращении к каталогу страниц –

биты PCD и PWT из дескриптора соответствующего вхождения каталога, при

обращении к самим данным – биты PCD и PWT из дескриптора страницы. Кроме

того, оба этих сигнала могут принудительно устанавливаться общими битами

управления кэшированием CD и NW регистра CRO.

Режим обратной записи может разрешаться только аппаратно сигналом

WB/WT#, вырабатываемым внешними схемами.

В пространстве памяти РС имеются области, для которых кэширование

принципиально недопустимо (например, разделяемая память адаптеров) или

непригодна политика обратной записи. Кроме того, кэширование иногда полезно

отключать при выполнении однократно исполняемых участков программы

(например, инициализации) с тем, чтобы из кэша не вытиснялись более часто

используемые фрагменты. Напомним, что запретить можно только заполнение

строк, а обращение к памяти, уже представленной действительными строками

кэша, все равно будет обслуживаться из кэша. Для полного запрета работы

кэша строки должны быть аннулированы.

Программно при включенном режиме страничного преобразования

кэшированием управляют биты атрибутов страниц (на уровне таблицы страниц и

их каталога), биты PCD и PWT регистра CR3, и, наконец, глобально

кэшированием управляют биты CD и NW регистра CR0.

Аппаратно (сигналом KEN#) внешние схемы могут управлять кэшированием

(разрешать заполнение строк) для каждого конкретного адреса обращения к

физической памяти.

2.2. Процессор 80386

Микропроцессор 80386 имеет два режима работы: режим реальных адресов,

называемый реальным режимом, и защищенный режим. При подаче сигнала сброса

или при включении питания устанавливается реальный режим, причем 80386

работает как очень быстрый 8086, но, по желанию программиста, с 32-

разрядным расширением. В реальном режиме МП 80386 имеет такую же базовую

архитектуру, что и МП 8086, но обеспечивает доступ к 32-разрядным

регистрам. Механизм адресации, размеры памяти и обработка прерываний МП

8086 полностью совпадают с аналогичными функциями МП 80386 в реальном

режиме. Единственным способом выхода из реального режима является

явное переключение в защищенный режим. В защищенный режим микропроцессор

80386 входит при установке бита включения защиты (РЕ) в нулевом регистре

управления (CR) с помощью команды пересылки (MOV to CR). Для совместимости

с МП 80286 с целью установки бита РЕ может быть также использована команда

загрузки слова состояния машины LMSW. Процессор повторно входит в реальный

режим в том случае, если программа командой пересылки сбрасывает бит РЕ

регистра CR.

Полные возможности МП 80386 раскрываются в защищенном режиме.

Программы могут исполнять переключение между процессами с целью входа в

задачи, предназначенные для режима виртуального МП 8086. Каждая такая

задача проявляет себя в семантике МП 8086 (т.е. в отношениях между

символами и приписываемыми им значениями независимо от интерпретирующего

их оборудования). Это позволяет выполнять на МП 80386 программное

обеспечение для микропроцессора 8086 - прикладную программу или целую

операционную систему. В то же время задачи для виртуального МП 8086

изолированы и защищены как друг от друга, так и от главной операционной

системы МП 80386.

2.3. Процессор 80486

В 1989 г. фирма Intel выпустила микропроцессор Intel-80486. Все

процессоры семейства 486 имеют 32-разрядную архитектуру, внутреннюю кэш-

память 8 КВ со сквозной записью (у DX4 -16 КВ). Модели SX не имеют

встроенного сопроцессора. Модели DX2 реализуют механизм внутреннего

удвоения частоты (например, процессор 486DX2-66 устанавливается на 33-

мегагерцовую системную плату), что позволяет поднять быстродействие

практически в два раза, так как эффективность кэширования внутренней кэш-

памяти составляет почти 90 процентов. Процессоры семейства DX4 - 486DX4-

75 и 486DX4-100 предназначены для установки на 25-ти и 33-мегагерцовые

платы. По производительности они занимают нишу между DX2-66 и Pentium-

60/66, причем быстродействие компьютеров на 486DX4-100 вплотную

приближается к показателям Pentium 60. Напряжение питания составляет 3,3

вольта, то есть их нельзя устанавливать на обычные системные платы.

Процессор 486DX4-75 предназначен, прежде всего, для использования к

компьютерам типа Notebook, а 486DX4-100 - в настольных системах.

2.4. Процессор Pentium

В 1993 г. Intel анонсировала о новом детище – процессоре Pentium.

Процессор Pentium является одним из самых мощных в настоящее время. Он

относится к процессорам с полным набором команд, хотя его ядро имеет риск-

архитектуру. Это 64-разрядный суперскалярный процессор (то есть

выполняет более одной команды за цикл), имеет 16 КВ внутренней кэш-памяти

- по 8 КВ отдельно для данных и команд, встроенный сопроцессор.

Несколько слов о процессорах семейства OverDrive. В основном это процессоры

с внутренним удвоением частоты, предназначенные для замены процессоров SX.

Что касается широко разрекламированного в свое время процессора

OverDrive на основе Pentium (так называемый P24T или Pentium SX), то

сроки его выпуска неоднократно срывались. Сейчас начало выпуска перенесено

на последнюю четверть текущего года. Хотя на рынке представлено очень

много системных плат, предназначенных для установки кроме 486 процессоров

и процессора Р24Т, использовать его на этих платах, скорее всего, будет

нельзя, так как никакого тестирования плат с этим процессором изготовители

не проводят ввиду его отсутствия, а ориентируются при изготовлении только

на опубликованную фирмой Intel спецификацию. Представители фирмы

Intel заявили недавно, что существуют серьезные сомнения в

работоспособности большинства этих плат в связи с недостаточной

проработкой вопросов, связанных с перегревом процессоров. Поскольку при

работе с существующим программным обеспечением процессоры Pentium не

достигают максимального быстродействия, фирма Intel для оценки

производительности своих процессоров предложила специальный индекс - iCOMP

(Intel COmparative Microprocessor Performance), который, по ее мнению,

более точно отражает возрастание производительности при переходе к новому

поколению процессоров (некоторые из выпущенных уже моделей компьютеров на

основе Pentium при выполнении определенных программ демонстрируют даже

меньшее быстродействие, чем компьютеры на основе 486DX2-66, это связано

как с недостатками конкретных системных плат, так и с не

оптимизированностью программных кодов).

|Модель |Индекс iCOMP |

|486SX2-50 |180 |

|486DX2-50 |231 |

|486DX2-66 |297 |

|486DX4-75 |319 |

|486DX4-100 |435 |

|Pentium 60 |510 |

|Pentium 66 |567 |

|Pentium 90 |735 |

|Pentium 100 |815 |

Более того, именно величина производительности с использованием индекса

iCOMP используется фирмой Intel в новой системе маркировки процессоров

Pentium. например, 735\90 и 815\100 для тактовой частоты 90 и 100 МГц.

Кроме фирмы Intel, на рынке широко представлены другие фирмы,

выпускающие клоны семейств 486 и Pentium. Фирма AMD (Advanced Micro

Devices) производит 486DX-40, 486DX2-50, 486DX2-66. Процессоры 486DX2-80 и

486DX4-120 обеспечивают полную совместимость со всеми ориентированными на

платформу Intel программными продуктами и такую же производительность,

как и аналогичные изделия фирмы Intel (при одинаковой тактовой частоте).

Кроме того, они предлагаются по более низким ценам, а процессор на 40 МГц,

отсутствующий в производственной программе Intel, конкурирует с 486DX-33,

превосходя его по производительности на 20 процентов при меньшей стоимости.

Фирма Cyrix разработала процессоры М6 и М7 (аналоги 486SX2 и 486 0DX 2)

на тактовые частоты 33 м 40 МГц, а также с удвоением частоты DX2-50 и DX2-

66. Они имеют более быстродействующую внутреннюю кэш-память 8 КВ с обратной

записью и более быстрый встроенный сопроцессор. По некоторым операциям

производительность выше, чем у процессоров фирмы Intel, по некоторым -

несколько ниже. Соответственно, существенно различаются и результаты на

разных тестирующих программах. Цены на 486 процессоры Cyrix значительно

ниже, чем на Intel и AMD. По оценкам Intel, эффективность Pentium при

работе с таким программным обеспечением составляет около 70 процентов,

Cyrix же обещает 90, так как архитектура М1 более "рисковая": он имеет 32

регистра вместо 8 и систему их динамической переадресации для обеспечения

совместимости. В то же время М1 по операциям с плавающей точкой

уступает процессору фирмы Intel. Собственные варианты процессоров семейства

486 - 486SX-33,486SX-40, 486SX-80, 486DX-40 предлагает фирма UMC. Они

полностью совместимы с процессорами Intel. Из-за патентных ограничений они

не поставляются в США. Первый клон процессора Pentium - изделие под

названием 586 - выпустила фирма NexGen. Этот 64-разрядный процессор

рассчитан на работу на тактовых частотах 60 и 66 МГц, построен на основе

запатентованной суперскалярной архитектуры RISC86 и полностью совместим

с семейством 80х86. Напряжение питания - 3,3 вольта. Стоимость его

существенно ниже, чем у Pentium. Для самых простых систем фирмой Texas

Instruments выпускала дешевые, но эффективные процессоры 486DLC, которые,

занимая промежуточное положение между 80386 и 80486 семейством (они

выполнены в конструктиве 386 процессора, обеспечивают производительность на

уровне 80486 процессора при цене 80386. Новая версия - 486SXL с

увеличенной до 8 КВ внутренней кэш-памятью еще ближе приближается к

характеристикам 486 семейства. Все большую популярность завоевывали риск-

процессоры семейства Power PC 601 (IBM, Apple, Motorola) , которые

имеют отличную от Intel архитектуру (в основе - архитектура Power

фирмы IBM с внутренней кэш-памятью 32 КВ). Полагают, что именно

конкуренция между Power PC и Pentium является самым существенным

фактором для развития рынка процессоров и персональных компьютеров. Power

PC 601 примерно в два раза дешевле, чем Pentium, потребляет в два раза

меньшую мощность и превосходит Pentium по производительности, особенно по

операциям с плавающей точкой. Сначала на процессоре 601 была реализована

только система 6000 фирмы IBM и PowerMac фирмы Apple. В настоящее время

большинство производителей компьютеров имеют свои варианты систем на базе

Power PC, однако, решение об их производстве будет определяться, прежде

всего, складывающейся конъюнктурой.

Объем и сложность данных, обрабатываемых современными компьютерами,

стремительно увеличивается. Новые средства связи, видео - и аудиоприложения

выдвигают повышенные требования к производительности микропроцессора. ММХ -

технология разработана для ускорения мультимедиа и коммуникационных

программ. Она включает в себя новые команды и типы данных, что позволяет

создавать приложения нового уровня. Технология основана на параллельной

обработке данных. При этом сохраняется полная совместимость с существующими

операционными системами и программным обеспечением. ММХ – технология – это

самое значительное усовершенствование со времени создания процессора Intel-

80386, т.е. создания 32 – разрядной архитектуры.

В процессоры семейства Р5 (Pentium и Pentium MMX) были добавлены

следующие команды:

. CMPXCHG8B (compare and exchange 8 bytes)

. CPUID (CPU identification)

. RDTSC (read time-stamp counter)

. RDMSR ( read model-specific register)

. WRMSR (write model-specific register)

. RSM (resume from SSM)

Форма команды MOV, которая обращалась к регистрам тестирования, удалена

из процессоров Р5 и всех последующих. Функция регистров тестирования теперь

выполняют регистры MSR (Model Specific Register). Задействован новый

регистр управления CR4. В регистр EFLAGS добавлены следующие флажки:

. VIF (virtual interrupt flag)

. VIP (virtual interrupt pending)

. ID (identification flag)

Рисунок 1. Формат регистра EFLAGS в процессорах Р5

Табл1. Процессоры 70-х годов

| |4004 |8008 |8080 |8086 |8088 |

|Объявлено о|15/11/71 |1/4/72 |1/4/74 |8/6/78 |1/6/79 |

|Тактовая |108 КГц |108 КГц |2 МГц |5 МГц, 8 МГц, 10|5 МГц, 8 |

|частота | | | |МГц |МГц |

|Разрядность|4 бит |8 бит |8 бит |16 бит |8 бит |

|Количество |2 300 |3 500 |6 000 |29 000 |29 000 |

|в | | | | |микрона) |

|Виртуальная|-- |-- |-- |-- |-- |

|ика |выполняющая |и |производител|ти по сравнению |8086, но с|

| | | |8008 | | |

Табл.2. Процессоры 80-х годов

| | |Intel386TM DX |р | |

|Объявлено о |1/2/82 |17/10/85 |16/6/88 |10/4/89 |

| |12.5 МГц | |33 МГц | |

|Разрядность |16 бит |32 бит |16 бит |32 бит |

|Количество |134 000 |275 000 |275 000 |1,2 миллиона |

Табл.3. Процессоры 90-х годов

|Объявлено о |22/4/91 |22/3/93 |01/11/95 |07/5/97 |

| | |166 МГц | | |

|Разрядность |32 бит |32 бит |64 бит |64 бит |

Список литературы

1. Гук. М. Процессоры intel от 8086 до Pentium; С-Питербург -“Питер

Паблишинг” – 1997.

2. Е.М. Бердышев; Технология MMX; Москва – «Диалог – МИФИ» - 1998.

3. В.Э. Фигурнов IBM PC для пользователя; 5 издание; Москва - «Финансы и

4. Еженедельник Computer World Россия;N 46(111); 9 декабря 1997

5. Еженедельник Computer World Россия; N 47(112); 16 декабря 1997

6. статистика» – 1994.

7. Обзор процессоров и шин ПВМ; Москва – 1995.

8. Еженедельник Компьютерра; N 23 (251); 16 июня 1998

* Масштабирование индекса возможно только в 32-битном режиме адресации

-----------------------

0000 СМЕЩЕНИЕ

СЕГМЕНТ 0000

Канал 1

Канал 4

Диспетчер

Теги действительности

. . .

Теги

Строки

127

16 байт

21 бит

Теги

Строки

127

16 байт

21 бит

127

4 бита

3 бита

4 Ru

Продолжение Табл.2.

Стр.

Страницы: 1, 2

Рефераты

Процессоры. История развития. Структура. Архитектура