Ершов С.С. Архитектура и организация ЭВМ

Подождите немного. Документ загружается.

111

лениях Pentium на кристалле процессора размещается также кэш второго уровня

(L2), теперь общий.

В схеме рис. 2.37 есть также предсказатель переходов (Branch Prediction), бу-

феры предвыбранных команд (Prefetch Buffers), два целочисленных АЛУ (Integer

ALU), регистры общего назначения (Register Set), интерфейсный блок (64-bit Bus

Interface) и устройство с плавающей точкой (FPU), также конвейеризованное (pi-

pelined). Отдельные блоки последнего устройства специализированы: сложение-

вычитание (Add), умножение (Multiply) и деление (Divide). Деление часто

совме-

щается с извлечением квадратного корня. Основные конвейеры

— 5-тактные (5Т).

Конвейеризация так или иначе представлена и в других Pentium-подобных

микропроцессорах, производимых фирмами AMD, Cirix, DEC, IBM, HP, Motorola,

Sun и т.п.

Работа параллельных конвейеров требует решения специальной проблемы их

согласования (рис. 2.38).

Как видно из рис. 2.38, выполнение команды Км2 должно быть задержано (со-

ответствующий конвейер должен тормозиться) из-за неготовности ее операндов,

являющихся результатами выполнения

Км1.

Здесь вообще-то те же ситуации, как и при кэшировании памяти: когерент-

ность и сериализованность. «В принципе» команды могут выполняться не обяза-

тельно в порядке их размещения в программе (спекулятивное выполнение). Т. е.

может быть упорядоченное и неупорядоченное завершение команд.

Рассматриваются варианты «Зп/Чт после ЗП/Чт» (Write/Read). И здесь

разли-

чают истинные и ложные взаимозависимости данных:

«Чтение после записи» (RAW, истинная взаимозависимость, случай требова-

ния когерентности);

«Запись после Записи» (WAW, ложная взаимозависимость, требование сериа-

лизованности, т.е. последовательного исполнения);

«Запись после Чтения» (WAR, тоже ложная взаимозависимость данных);

«Чтение после Чтения» (RAR, не представляет интереса).

Истинную взаимозависимость преодолеть не удастся. Ложную — можно, ис

пользуя так называемое переименование регистров. Одному логическому регист-

ру сопоставляются несколько физических регистров, и тогда обращение ориенти-

руется на незанятый физический регистр (с соответствующим запоминанием па-

раметров ситуации). Иногда здесь говорят об архитектурных или рабочих реги-

страх.

112

Code Cache

Branch

Prediction

Prefetch Buffers

Integer ALU Integer ALU

Data Cache

64-bit Bus

Interface

Pipelined

Floating-Point

Unit

Add

Multiply

Divide

5T 5T

Рис. 2.37. «Конвейерная» структура микропроцессора Pentium

Рис. 2.38. К проблеме согласования работы потоковых конвейеров

в суперскалярных процессорах

113

2.4.3. Организация прерываний

2.4.3.1. Общая характеристика системы прерываний

Существует множество понятий и обозначающих их терминов, связанных

с прерываниями.

Прежде всего, это —

прерываемая («-ем») или прерывающая («-ющ») про-

граммы. Прерывание и заключается в переходе от «-ем» программы к «-ющ» про-

грамме. Возможно, такой переход окажется вложенным, т.е. «-ющ» программа са-

ма будет прервана, переведена в статус «-ем» программы.

Другие понятия и термины:

—

запрос на прерывание;

—

процедура прерывания;

—

блок (контроллер) прерываний;

—

дисциплина обслуживания прерываний;

—

приоритет запроса на прерывание;

—

маска прерывания;

—

регистр запросов на прерывание;

—

обработчик прерываний

и т.д.

Особо важными считаем первичную обработку прерывания (ПОП) и фак-

тическую обработку прерывания (ФОП). Дело в том, что часто используется

термин «Обслуживание запроса на прерывание». Здесь неясно, что это за обслу-

живание: ведь первичный прием-регистрация запроса на прерывание — тоже

«обслуживание». ПОП означает именно первичное обслуживание,

подготовку. Ре-

альная работа совершается как ФОП.

Прерывание представляет собой необходимый элемент (атрибут) мультипро-

граммирования. Так же, как, кстати, и защита памяти.

Прерывания находятся в семействе других сходных процедур, но должны все-

таки выделяться (табл. 2.5).

Изменение состояния процессора на приостановке («(V)») несущественное: он

просто отключается от шины путем перевода своих выходных устройств

в третье

(Z-) состояние.

Прогнозируемыми являются только так называемые системные прерывания

(по командам тапа INT).

Процедура переключения задач во многом аналогична процедуре прерываний,

но значительно более медлительная.

В машинах первого поколения прерываний фактически не было. Если не счи-

тать отключения питания. Этот тип прерываний сохранился до сих пор, правда —

в более

общем виде, NMI (none maskable interrupt, немаскируемое прерывание).

Здесь два замечания: во-первых, на самом деле прерывание по входу NMI все-таки

можно замаскировать; во-вторых, теперь NMI связывается не с аварией питания,

а с ошибкой в оперативной памяти.

114

Таблица 2.5

Прерывания и другие процедуры

Процедура

Прогнози-

руемость

Работа

процессора

Сохранение и

восстановление

информации

Изменение

состояния

процессора

Приостановка

(ПДП, …)

— — —

(V)

Переход (JMP,

…)

V V

— —

Вызов (CALL,

…)

V V V

—

Прерывание

(V) V V V

Переключение

задачи

V V V V

В машинах второго поколения появились уже настоящие команды прерыва-

ний: РАЗРЕШИТЬ ПРЕРЫВАНИЕ ОТ … , ЗАПРЕТИТЬ ПРЕРЫВАНИЕ ОТ …

(парные команды). Ввод-вывод (ВВ) с прерываниями (п. 1.4) является наиболее

эффективным программным ВВ в силу большей сбалансированности системы

«Процессор-Подсистема ВВ».

В машинах третьего поколения с их многопрограммностью (в пределе дейст-

вуют две программы

— пользовательская и операционной системы, раньше го-

ворили — супервизор).

Существует множество различных классификаций прерываний. Будем вы-

делять 5 классов прерываний:

—

от схем контроля («по сбою машины»);

—

программируемые (особые случаи, исключительные ситуации и т.п.);

— системные («супервизорные»), именно они являются прогнозируемыми, так

как выполняются по командам (типа INT);

—

внешние (от таймеров, с пульта управления или клавиатуры, …);

—

вводо-выводные (в том числе, «по окончании ВВ»).

Любую другую классификацию можно отобразить на нашу, 5-классную.

Фазы процедуры прерывания:

—

прием и регистрация запросов на прерывание (1);

—

переход к прерывающей программе (2);

—

сохранение состояния прерванной программы (3);

—

выполнение собственно прерывающей программы (4);

— восстановление состояния прерванной программы и возврат к ней (5).

Фаза 2 расщепляется:

—

определение допустимого момента прерывания (2А);

—

определение начального адреса прерывающей программы (2В);

115

— учет приоритетов запросов на прерывание и, возможно, масок, т.е. реализа-

ция некоторой дисциплины обслуживания прерываний (2С).

Первые две фазы (рис. 2.39) соответствуют первичной обработке прерываний

(ПОП), остальные — фактической обработке (ФОП).

Рис. 2.39. Фазы процедуры прерывания

Характеристики системы прерываний:

—

время реакции τ

, фактически τ

= τ

ПОП

;

—

время программного обслуживания прерывания, τ

ПО

= τ

+ τ

(сумма времен

сохранения и восстановления информации, связанной с прерываемой програм-

мой);

—

количество уровней (глубина) вложений прерываний (по аналогии с вложе-

нием адресов, циклов, подпрограмм);

—

насыщаемость (любая система прерываний в конце концов насыщается

и начинает терять запросы на прерывание);

—

дисциплина обслуживания прерываний (приоритеты, маски, …).

Требования к системе прерываний:

—

всемерное снижение τ

, τ

;

— эффективное сочетание уровней реализации алгоритмов в процедуре

прерывания (аппаратного, микропрограммного и программного);

—

сохранение методов программирования (прозрачность для программиста-

пользователя).

В первой фазе (рис. 2.40) маски действуют на входе регистра прерываний. Ну-

левое значение маски М препятствует попаданию запроса в регистр. Таким обра-

зом, устанавливается статус запроса: ждущий (в регистре прерываний) и мгно-

венный.

Мгновенные запросы теряются, если они не сохраняются по месту воз-

никновения.

116

Рг Прерываний

...

Рис. 2.40. Маски на входе регистра прерываний

Конечно, не все входы регистра прерываний связаны с масками.

Определение допустимого момента прерывания (фаза 2) осуществляется од-

ним из 4 способов:

—

по окончании программного сегмента;

—

по окончании текущей команды;

—

по окончании текущего машинного такта;

—

смешанный способ.

Прерывание по окончании программного сегмента определяется границами

этого сегмента, устанавливаемыми командами типа DI (disable interrupt, «Запре-

тить прерывание») и EI (enable interrupt, «Разрешить прерывание»). Запрет преры-

вания на сегменте позволяет защитить процессор от воздействия «внешней сре-

ды», однако время реакции

здесь велико.

Прерывание по окончании текущей команды является самым распространен-

ным способом определения допустимого момента прерывания. Здесь

= τ

Км max

Этот способ используется в ПЭВМ.

Прерывание на текущем такте (по его завершении) доставляет самую быст-

рую реакцию, однако сохранять, а затем восстанавливать здесь придется боль-

шой объем информации —

так называемое «Состояние процессора», вплоть до

значений, хранимых в отдельных триггерах-регистрах.

Наконец, смешанный способ обычно связывают с условным делением всех ко-

манд на три класса: длинные, средние и короткие. Для длинных команд действует

третий способ (прерывание на такте и восстановление с этого же такта), для ко-

ротких —

второй способ (прерывание на текущей команде и затем ее повторение).

Средние команды прерываются на такте, но восстанавливаются не с него, а с са-

мого начала, т.е. полностью повторяются. Объем сохраняемой и восстанавливае-

мой информации относительно невелик, как и в способе 2 (прерывание по окон-

чании команды).

Фаза 2В фактически —

идентификация обработчика прерываний. Здесь мно-

жество разнообразных способов сочетания уровней реализации —

программного

и аппаратного (микропрограммного). Речь идет о переходе от так называемого Ко-

да Прерывания, КП (в частности —

КТП, код типа прерывания) к начальному ад-

ресу обработчика.

117

Самый простой и экономичный способ — программный последовательный оп-

рос всех потенциальных источников запроса на прерывание —

полинг. После по-

лучения обобщенного запроса на прерывание и, например, КП процессор с по-

мощью обычных команд типа «Загрузить» последовательно проверяет содержи-

мое соответствующих триггеров-регистров этих источников. По обнаружении

единичного значения сигнала запроса процедура полинга, естественно, заверша-

ется. Этот способ, к сожалению, имеет большое время реакции

Аппаратное преобразование КП в начальный адрес обработчика прерывания

может сводиться к непосредственному использованию КП в качестве, например,

младших разрядов этого адреса. Можно здесь использовать и промежуточное ПЗУ

с начальными адресами (косвенный способ). Так называемые векторные прерыва-

ния (современный вариант) по КП (КТП) адресуют некоторую системную область

оперативной памяти, где находятся

заранее приготовленные ВП (векторы преры-

ваний), в составе которых есть и искомый начальный адрес обработчика.

В старых ЭВМ использовался аппаратно-программный способ, когда по КП осу-

ществлялся вызов общей для некоторого класса прерываний прерывающей про-

граммы, внутри которой осуществляется ветвление внутри этого класса.

В фазе 2С (учет приоритетов и, возможно, масок

) реализуется одна из четырех

дисциплин обслуживания (ДО) прерываний:

—

БП (бесприоритетная ДО);

—

ОП (относительные приоритеты);

—

АП (абсолютные приоритеты);

—

СП (смешанные приоритеты).

Дисциплина БП соответствует алгоритму FIFO (first input —

first output, «Пер-

вый пришел —

первый ушел»). Здесь организуется очередь запросов на прерыва-

ние, или «Простой буфер».

Относительные приоритеты (ОП) не допускают вложения прерываний — об-

служивание ведется «до конца».

Напротив, абсолютные приоритеты (АП) предполагают при появлении более

приоритетного запроса новые (вложенные) прерывания.

Смешанные приоритеты реализуются в соответствии с так называемой при-

оритетной матрицей (рис. 2.41).

Приоритетная матрица

анализируется на предмет возможного наличия в ней

тупиковых ситуаций. В примере (рис. 2.41) запросы в соответствии

с их относительными приоритетами («больше-меньше») выстраиваются в цик-

лическую цепочку: 1<2<3<1< … .

Это и есть тупиковая ситуация. При наличии всех трех запросов будет проис-

ходить только ПОП (с заданием каждый раз нового начального адреса обработ-

чика),

а ФОП не начнется никогда. Очевидно, такая матрица должна быть забра-

кована.

118

1 2 3 …

1 — < > …

2 > — < …

3 < > — …

… … … … …

Рис. 2.41. Пример приоритетной матрицы

В системах массового обслуживания (СМО), конечно, существует множество

других ДО (например, Корбато и т.д.).

В приоритетных ДО (ОП, АП, СП) устанавливаемые приоритеты могут быть

статические (фиксированные) или динамические (программно управляемые,

в частности). Эти же приоритеты могут разниться в зависимости от фазы —

ПОП или ФОП.

Например, вводо-выводные прерывания регистрируются (ПОП) в

последнюю очередь, а обрабатываются (ФОП) раньше других (исключая, правда,

прерывания от схем контроля —

первый класс).

Уровень приоритета обычно задается путем указания для запроса определен-

ного места в некоторой цепи (аппаратной, микропрограммной или программной).

Свою роль играют также маски, устанавливаемые в этом случае на выходе реги-

стра прерываний.

При реализации дисциплины БП возникает проблема выделения запроса из

множества поступающих в очередь FIFO. Она разрешается с

использованием ГСЧ

(генератор случайных чисел) или ПСП (псевдослучайная числовая последова-

тельность). ГСЧ потребует наличия аналого-цифрового преобразователя, что

представляется излишне громоздким вариантом. Обычно БП реализуется при-

ближенно — как циклический сдвиг приоритетов. Здесь требуется распредели-

тель сигналов, например реализованный по схеме «Счетчик-дешифратор».

Аппаратная приоритетная схема для ОП и АП (рис. 2.42)

в каждом разряде (i)

содержит 2 триггера (ОБСЛ

— «обслуживание», ЗПРС — «запрос») и несколько

логических элементов.

119

Рис. 2.42. Приоритетная схема ОП/АП

В схеме 2.42 запросы, располагающиеся «выше» (i-1, i-2, … ,0), более приори-

тетные, расположенные «ниже» (i+1, …) —

менее приоритетные. Сигнал опроса

приоритетной схемы, прошедший всю схему «сверху вниз», превращается таким

образом, в осведомительный сигнал «Нет запросов».

Если запрос i принят на обслуживание (Тг1 находится в состоянии «1»), сигнал

опроса вниз не проходит и может быть только вложенное прерывание от более

приоритетного, «вышележащего» запроса. Это при АП. Если же реализуется дис

циплина ОП, сигнал обобщенного запроса (с выхода дизъюнктора «ОП») должен

полностью блокировать приоритетную схему (на рис. 2.42 это не показано) до

окончания обслуживания текущего запроса.

Приоритетная схема с маскированием запросов (рис. 2.43) содержит еще ре-

гистр масок (РгМ). В каждом разряде этой схемы есть еще несколько логических

элементов (рис. 2.43б). Запрос i на

прерывание обслуживается только при единич-

ной маске (М

= 1).

Такая схема позволяет реализовать любую из 3 приоритетных дисциплин об-

служивания прерываний (ОП, АП или СП).

В случае ОП регистр масок полностью обнуляется (РгМ:=0). Естественно,

предварительно содержимое этого регистра сохраняется (в другом, например, ре-

гистре). В результате вложенные прерывания становятся невозможными.

В случае АП регистр масок обнуляется только в «младшей» своей

части (раз-

ряды i, i+1, …). Старшие разряды РгМ устанавливаются в «1», что допускает вло-

женные прерывания от более приоритетных запросов.

При СП регистр масок устанавливается в соответствии с приоритетной матри-

цей, «1» означает более высокий приоритет запроса, чем приоритет текущего за-

проса.

Запросы на прерывание можно группировать и для каждой группы иметь еди-

ную (одноразрядную

) маску (рис. 2.44, рис. 2.45).

120

Рис. 2.43. Приоритетная схема с маскированием запросов

Если групповая маска единичная (М

=1 на рис 2.44), сигнал опроса передается

в группу и там формируется исполнительный запрос на прерывание (Прер 3,1 или

Прер 3,2) или он превращается в сигнал «Продолжение опроса». То же происхо-

дит и при М

=0.

Очевидно, межгрупповая дисциплина обслуживания прерываний может быть

ОП, АП или СП. Внутри группы реализуются абсолютные приоритеты (АП).

Фазы 3 и 5 процедуры прерывания определяются делением сохраняемой и вос-

станавливаемой информации на основную и дополнительную. К основной ин-

формации относят код прерывания КП, маски М, адрес возврата из прерываний

АВ, режим работы процессора

и т.п. К дополнительной информации — содер-

жимое индексных и базовых регистров, признак результата, сам результат, … .

Дополнительная информация сохраняется программно (по командам типа

MVC, MOV и т.п.). Основная информация —

аппаратно или микропрограммно,

фактически это происходит в некоей промежуточной фазе (2D, что ли). Восста-

новление информации, связанной с прерванной программой, осуществляется про-

граммно (по командам типа ЗАГРУЗИТЬ ССП —

LPSW, RETURN, RTI, IRET,

…).

В старых ЭВМ (типа ЕС ЭВМ) действовал механизм ССП, в котором слово

состояния программы (ССП) имело статус «Старое ССП», «Новое ССП» или «Те-

кущее ССП». Для каждого класса прерываний (в нашей классификации их пять) в

так называемой постоянно распределенной области оперативной памяти ПРО на-

ходятся пары ССП «Старое/Новое». Новые

ССП должны быть подготовлены (на-

пример, при загрузке операционной системы). Главное поле в новом ССП —

на-

чальный адрес обработчика прерываний. Текущее ССП размещается в регистре

ССП и в случае прерывания помещается в ячейку ПРО как «Старое ССП».