Ершов С.С. Архитектура и организация ЭВМ

Подождите немного. Документ загружается.

Сокращения на рис. 2.26: ЧтОпП — чтение в оперативной памяти; ПД — при-

остановка действия; АЛ — арифметическая или логическая команда; АК — акку-

мулятор; ЗпОпП — запись в оперативную память; П — посылочная команда; УП

— команда условного перехода; ОСТ — команда останова; НКО — некорректный

код операции.

В командном цикле простейшей ЭВМ (рис. 2.26) отсутствует фаза обработки

адреса (ОА).

После выборки команды в регистр команд (блоки 2, 3, 4 и частично

5) следует сразу фаза 6 — продвижение адреса команды (часть блока 5). Этот сле-

дующий адрес может быть скорректирован в командах условного или безусловно-

го перехода (блоки 24, 25 и 26). Декодирование кода операции (D) выполняется

аппаратно (дешифратор КОп на рис. 2.25).В графе микропрограммы ЦУУ (рис.

2.26) этой фазе соответствуют

условные вершины проверки Коп (блоки 6, 19, 24,

27). Если выбрана команда с «неправильным» кодом операции, фиксируется НКО

(некорректный код операции). Сама процедура обработки прерывания даже в фазе

первичной обработки (ПОП) в командном цикле рис. 2.26 не представлена.

Состояние оперативной памяти (Z

ОпП

) и АЛУ (Z

АЛУ

) анализируется в блоках 4,

8, 11, 16 и 22. Пока эти устройства заняты, осуществляется приостановка дейст-

вия (ПД).

Первичный признак результата, сформированного в АЛУ (ПР1), сохраняется в

регистре РС как соответствующий вторичный признак (ПР2). Он используется в

командах условного перехода (блок 25). Если, например, маска ПР имеет вид 1101

, то результативный переход (блок 26) состоится при ПР2, равном 0, 1 или 3; ПР2

= 2 = 0010

дает нулевую конъюнкцию и нерезультативный переход (блок 26 не

выполняется).

Признак записи результата в оперативную память (ПЗ) в посылочных командах

определяет направление передачи данных (блоки 22, 23 или 15, 16). Видно, что

используется общая часть (блоки 15 и 16) микропрограммных ветвей арифметиче-

ско-логических (АЛ) и посылочных (П) команд.

Взаимодействие АЛУ и ЦУУ — асинхронное (рис. 2.26 б). Как

только АЛУ

приступает к работе, устанавливается признак его занятости (блок 30), который

сбрасывается в конце операции (блок 33). Приостановка действия (блок 11) тогда

заканчивается.

Командный цикл реальной ЭВМ намного сложнее. Например, в ГМП ЦУУ

ЭВМ Единой системы (ЭВМ общего назначения) анализируются 4 так называе-

мых пары состояний: РАБО ТА /ОСТАНОВ, ОЖИДАНИЕ/СЧЕТ, ЗАДАЧА/СУПЕР-

ВИЗОР, ПРЕРЫВАНИЕ

ЗАМАСКИРОВАНО/ПРЕРЫВАНИЕ РАЗ МАСКИР ОВА-

НО. Рассматриваются всего 2 фазы: Выборка команды и Выполнение команды.

Т.е. наши фазы разделяются соответственно: IF и все остальные (D, OA, OF, EX,

S). В случае единичной маски прерывания осуществляется первичная обработка

прерывания и т. д. Есть циклы останова и ожидания.

Рис. 2.25. Структура центральной части простейшей ЭВМ

В микроЭВМ ГМП ЦУУ сближается с графом состояний и переходов (ГСП)

магистрали, подсоединенной к процессору (шина процессора).

Фаза ОА (обработка адресов операндов; operand address) обычно предполагает

вычисление физического адреса оперативной памяти с использованием индекси-

рования и базирования. Например, в старых ЭВМ Единой системы использова-

лась такая формула для «исполнительного» адреса 2-го операнда, размещенного

в оперативной памяти:

А2 = (В2) + (Х2) + D2.

Здесь В2 и Х2 — номера соответственно базового и индексного регистров

(0 ... F

). Содержимое базового регистра — базовый адрес, индексного — индекс.

Это фактически элементы косвенно-регистровой адресации. D2 — смещение, оно

задается непосредственно в коде команды (12 двоичных разрядов). В итоге на ука-

зание адреса расходуется 4 + 4 + 12 = 20 двоичных разрядов.

Те же 3 слагаемых присутствуют в формуле для так называемого эффективного

адреса (ЕА) в микроЭВМ, использующих процессоры типа i86 (i8088, i8086

и т.

д.):

EA = (BX| BP) + (SI|DI) + d8|d16.

Здесь BX или BP — базовые регистры, SI или DI — индексные регистры (источ-

ника, SI и приемника, DI). Смещение, задаваемое в коде команды, занимает один

(d8) или два (d16) байта (16-разрядный режим адресации). Какие именно регистры

используются, определяется значениями полей mod (режим) и r/m (ре-

гистр/память) байта адресации «mod.r/m». В 32-разрядном режиме используется

еще байт SIB (шкала, scale; индекс, index; база, base). Он

подавляет назначение ба-

зового и индексного регистров по «mod.r/m», а также задает масштабный коэффи-

циент (scale) для индексирования одномерного массива. 2-разрядное поле scale

имеет 4 значения (00, 01, 10

и 11

). Соответствующий масштабный коэффициент

составляет 1, 2, 4 или 8. Это позволяет обрабатывать «массивные» данные соот-

ветствующей длины (1, 2, 4 или 8 байтов).

Можно отметить, индексирование и базирование (может быть только базиро-

вание) представляют собою однотипные операции. Иногда даже говорят «двойное

индексирование», имея в виду (В2) как значение второго индекса. Это позволяет

организовывать на уровне команд обработку двумерного

массива.

Индексирование в старых ЭВМ (переадресация) проводилась чисто программ-

ным способом (рис. 2.27).

Рис. 2.26. Командный цикл простейшей ЭВМ. Лист 1

РгА:=А

ПЗ

Чт ОпП

(ПД)

Л1

ОСТ

Л1

АК

АЛУ

:=РгС

Л1

УП

ПР2&МПР

СчАК:=А

РС:=НКО

Л1

АЛУ

Пуск АЛУ

БМУ:=Коп

АЛУ

:=1

Оп

В АЛУ

Формирование

ПР1

АЛУ

:=0

б)

Рис. 2.26 Лист 2

Рис. 2.27. Программное индексирование

При вычислении адреса очередного элемента одномерного массива использу-

ется предыдущее значение (накопительный способ):

> := <x

i-1

> + ΔA.

Здесь ΔA — это так называемая константа переадресации (КПА на рис. 2.27).

Переменная команда (ПКМ) извлекается из памяти и суммируется с КПА, после

чего возвращается на свое место. Таким образом, переменная команда изменяется

в памяти. Это подготовительная программная фаза (1). Исполнительная фаза 2 —

это просто выборка переменной команды (в регистр команд ЦУУ).

Например

, переменная команда умножения имеет единственный переменный

адрес А1. Если этот адрес должен регулярно увеличиваться на единицу, в области

данных запасается КПА в виде «единицы первого адреса». Третья компонента в

этом процессе — команда переадресации (КмПА). В примере это обычная коман-

да целочисленного сложения. Правда, надо предусмотреть отсутствие межразряд-

ных переносов при

сложении.

Итак,

ПКм ) * А1 А2 А3

КПА ) 0 1 0 0

КМпА ) + <ПКм> <КПА> <ПКм>

ПКм ) * А1+1 А2 А3 (Новый вид)

Надо учесть еще необходимость восстановления переменных команд, т.е. при-

ведения их к исходному (первичному) виду. Это можно сделать путем обратной

операции — вычитания константы восстановления (КВ). Если, например, измене-

ние переменной команды происходило 100 раз ((+1) * 100), надо вычесть

КВ ) 0 100 0 0

Другой способ восстановления значения заключается в том, что исходный

вид переменной команды сохраняется

в виде КВ, которая при восстановлении

просто засылается на место уже измененной переменной команды, т.е.

КВ = ПКм

исх

И в том, и в другом случае, конечно, приходится тратить и время на восстанов-

ление, и память (команда восстановления, константа восстановления).

В итоге эффективность первого способа индексирования (переадресации)

можно оценить дополнительными затратами времени и памяти:

τ ≈ 2τ

Км

ОпП

≈ 2Q

ПКм

Здесь (2) учитываются затраты и на переадресацию и на восстановление. За-

траты памяти на хранение КПА и КВ игнорируются, поскольку в пределе можно

обойтись всего одной КПА и одной КВ, т.е. (Q — количество)

ПКм

= Q

КмПа

= Q

КмВ

>> Q

КПА

, Q

КВ

Второй способ индексирования условно может быть назван «способом ин-

дексной ячейки».

Здесь фаза 2 реализуется микропрограммно (аппаратно):

Значение индекса I подготавливается в фазе 1 программно (рис. 2.28), т.е., на-

пример, с помощью команды обычного целочисленного сложения:

I := I + ΔA.

АЛУ

ПКм

Рг Инд

КмПА

КПА

ОпП

РгП

ОпП

РгКм ЦУУ

См Инд

Рис. 2.28. Аппаратное (микропрограммное) индексирование

Сокращения на рис. 2.28 (кроме уже известных): РгП — регистровая память;

РгИнд — индексный регистр; СмИнд — индексный сумматор.

Казалось бы, схема индексирования усложняется. Однако надо учесть теперь,

что один и тот же индекс способен обслуживать множество переменных команд:

= Qтип ПКМ<< Q

ПКм

Таким образом:

КмПА

= Q

КмВ

<< Q

ПКм

и дополнительные затраты времени τ, емкости оперативной памяти Е

ОпП

могут

быть ничтожно малы.

Правда, теперь все команды должны иметь дополнительный разряд — признак

индексирования, т.е. признак того, что команда переменная.

В конце концов, может быть задействовано целое индексное СОЗУ (сверхопе-

ративное ЗУ). Тогда в коде команды содержится поле индекс-адреса, т.е. номера

ячейки этого СОЗУ. В машинах ЕС ЭВМ

, кстати, адрес, равный 0 (например, Х2 =

0) не используется.

Базирование адресов технически не отличается от индексирования, обычно

используется множество базовых регистров (базовое СОЗУ).

Адресация в семействе микропроцессоров i86 осуществляется в зависимости

от режима работы:

R-режим (real; реальный режим);

P-режим (protected; защищенный режим);

V-режим (virtual; виртуальный режим).

Последний режим — виртуальных микропроцессоров i8086 не является в от-

ношении адресации самостоятельным. Дело в том, что i8086 работает в реальном

режиме, а так называемый V-монитор (монитор виртуального режима) — в защи-

щенном режиме.

В R-режиме адресация команд осуществляется с помощью двух регистров CS

и IP (CS:IP — запись на ассемблере).

При этом в сегментном регистре кода CS

фактически содержатся старшие разряды адреса команды. Содержимое CS необ-

ходимо сдвинуть на 4 разряда влево (чтобы получить 20 разрядов адреса реально-

го режима):

CS.0000

20 разрядов

Возможная единица переноса

Отбрасывание единицы переноса приводит к «заворачиванию» адреса —

в область начальных адресов оперативной памяти (начальная область памяти,

НОП). Это — системная область (векторы прерываний и т.п.). Попадание в эту об-

ласть должно преследоваться (снятие задачи).

Однако в i80286 емкость ОпП достигает 16 М байтов, поэтому допускается

использование «21-го» разряда физического адреса, за счет чего реальное адрес-

ное пространство памяти увеличивается почти

на 64 К байтов.

При R-адресации данных также используются 2 компоненты — содержимое

соответствующего сегментного регистра (SS, DS, ES, …) и так называемый эф-

фективный адрес EA, например:

DS.0000

Вычисление ЕА осуществляется в соответствии со значениями полей mod

и r/m в байте адресации «mod.r/m» (рис. 2.29)[10].

100

mod reg r/m

765320

Рис. 2.29. Байт адресации

В общем случае ЕА представляет собой сумму базового адреса (ВХ или ВP),

индекса (SI или DI) и смещения (d8 или d16, т.е. 1 или 2 байта «на хвосте» коман-

ды):

ЕА = (BX | BP) + (SI | DI) + d8 | d16.

В защищенном (Р-) режиме адресация и команд, и данных осуществляется

в многоступенчатой (2–3 ступени) схеме (рис. 2.30).

В отличие от 16-разрядного (

данные) R-режима здесь может использоваться

дополнительный байт адресации SIB («шкала-индекс-база», scale-index-base). Он

имеет структуру, аналогичную показанной на рис. 2.29. Поля I и B отменяют на-

значение индексного и базисного регистров, установленное байтом mod.r/m. Поле

S — это и есть «масштаб» (рис. 2.30). Масштабный коэффициент (фактически —

множитель) имеет значение 1 (поле равно 00), 2 (01), 4 (10

) или 8 (11

). Таким

образом, можно учесть длину элементов массива : 1, 2, 4 или 8 байтов.

В Р-режиме используются так называемые дескрипторы, размещенные в спе-

циальных дескрипторных таблицах: GDT (глобальная дескрипторная таблица; она

единственная); LDT (локальные дескрипторные таблицы; их — множество, каж-

дая задача имеет свою LDT); IDT (дескрипторная таблица прерываний; единст-

венная).

Всего имеется 8 типов дескрипторов:

— дескриптор сегмента кода (

т.е. программного сегмента);

— дескриптор сегмента данных;

— дескриптор сегмента LDT;

— дескриптор TSS (сегмента состояния задачи; используется при переключе-

нии задач в мультизадачном режиме);

— шлюз вызова;

— шлюз задачи;

— шлюз прерываний;

— шлюз специальных прерываний.

Термин «шлюз» (аналогия с гидротехническим сооружением) символизирует

наличие возможного обхода некоего препятствия, а именно создаваемого средст-

вами

защиты памяти.

Действуя через шлюз можно, таким образом, преодолеть на некоторое время

эту защиту. Ответственность за последствия такого снятия защиты — на пользова-

теле-программисте.