Лорин Г., Дейтел Х.М. Операционные системы. Главы 1-3

Подождите немного. Документ загружается.

распределения памяти? Следует ли помещать данные в один блок, а программы — в

другой с тем, чтобы совместить выборку команд и данных, или не следует,

поскольку это приведет к заметному усложнению отдельных механизмов

операционной системы?

Другой этап разработки предусматривает изучение атрибутов всех блоков

системы. Блок, называемый ЦП (центральный процессор), и сегодня остается

наиболее важным. Несмотря на то, что при создании систем относительная

стоимость вычислительной мощности в терминах средней скорости выполнения

одной команды становится все меньше, свойства используемых процессоров по-

прежнему определяют основные черты идеологии системы в целом.

Характеристиками ЦП с точки зрения разработчика операционных систем

являются структура адресации, структура прерываний, система команд и

механизмы защиты.

1.2.1.1. Структура адресации

Разработчику операционной системы необходимо хорошо представлять себе

и даже частично определять способ размещения программ в памяти,

последовательность формирования физических адресов, а также структуру

прикладных программ, предназначенных для выполнения данной машиной.

Разработчик должен до тонкостей разбираться в механизме адресации, заложенном

в аппаратуре. Он обязан знать, существуют ли базовые регистры, позволяющие

изменить адрес начала программы. В его обязанности входит установление степени

использования общих кодов программами, выполняющимися логически

одновременно в мультипрограммном режиме. В этом случае ЦП, быстро

переключаясь, выполняет то одну программу, то другую. Ему приходится решать

вопрос и о том, что предпочтительнее — нахождение в памяти только частей

выполняющихся программ или полная загрузка программы перед обращением к ЦП.

Существуют машины с простой схемой адресации, где для формирования

адреса требуются лишь адресная часть команды и индексный регистр, машины,

работающие с двойной индексацией, а также машины, разрешающие косвенную

адресацию. Иногда применяется аппаратура, поддерживающая сегментную

двумерную адресацию), в условиях которой программы представляют собой систему

логических сегментов, связанных друг с другом в процессе выполнения с помощью

ссылок. Есть машины, образующие из блоков, содержащих последовательные

адресные участки, рамочные структуры. В таких машинах любой блок может

динамически связываться с различными физическими адресами, не требуя

изменения адресации непосредственно в программах. Каждый из перечисленных

механизмов предполагает свою стратегию управления памятью со стороны

операционной системы.

В таких известных системах, как OS/МVS (с несколькими адресными

пространствами виртуальной памяти для машин серии IВМ 370), OS/МVТ (для

машин серии IВМ 360, которую можно использовать в качестве системы без

виртуализации для машин IВМ 370), MULTICS (для машин фирмы Ноnеуwеll) и,

наконец, OS 1100 (для машин UNIVAС), заметно отражается реакция разработчиков

на своеобразие механизмов управления памятью, применяемых в каждой из

соответствующих машин. Мы еще не раз вернемся к проблеме взаимосвязи

аппаратуры и программного обеспечения и, в частности, к влиянию способа

адресации на стратегию управления памятью, принятую в операционной системе.

1.2.1.2. Структура прерываний

Прерывания представляют собой механизм, позволяющий координировать параллельное

функционирование отдельных устройств вычислительной системы и реагировать на особые состояния, возникающие

при работе процессора. Структуры прерываний в зависимости от аппаратной архитектуры могут быть самыми

разными, но все они имеют одну общую особенность — прерывание непременно влечет за собой изменение порядка

выполнения команд процессором.

На рис. 1.3 изображен некоторый гипотетический механизм прерываний.

Блок S.V., так называемый вектор состояния (state vector), отражает состояние

программы, выполняющейся процессором. Понятие состояния программы

представляется довольно общим и служит для определения той информации,

которая должна быть помещена в регистры процессора и отдельные ячейки памяти в

момент прерывания для обеспечения возможности возобновления выполнения

приостановленной программы. Полная характеристика вектора состояний

складывается из элементов, относящихся как к аппаратной, так и к программной

частям вычислительной системы юстиции. Простейший вектор состояния,

показанный на рис. 1.3, включает содержимое регистров процессора, где хранятся

результаты выполнения арифметических операций (АС, МQ). К рассматриваемому

вектору также относятся содержимое единственного индексного регистра (IX) и

содержимое базового регистра, т. е. наименьшее значение адреса физической

памяти, используемое в программе. При выполнении очередной команды (Load АС,

1000, I) формируется адрес, равный 1000 плюс содержимое индексного регистра.

Если в IX находится число 23, то индексированное значение адреса составит 1023.

Однако истинное значение адреса мы получим лишь после прибавления к значению

индексированного адреса значения, хранящегося в базовом регистре. Если оно

равно 10 000, то в результате истинным значением адреса, по которому произойдет

ссылка, будет 11 023.

Наконец, последний элемент вектора состояния — это содержимое счетчика

команд, определяющее адрес очередной команды, подлежащей выполнению.

Состояние программы, таким образом, представляется набором из АС, МQ, IX, ВR

и IС, полностью фиксирующим точку, до которой дошло выполнение программы.

Заметим, что вектор состояния не содержит информации о том, какими

устройствами и наборми данных может пользоваться программа и каково состояние

этих устройств и наборов. Это значит, что предполагается существование

расширенного программно поддерживаемого вектора состояния, хранящегося в

определенном месте памяти. Более подробно расширенный вектор состояния

рассматривается в следующих главах.

Блок IDВ (Interrupt Definition Block) — блок прерываний) — наиболее

существенный элемент механизма прерываний. Его содержимое различно для

разных схем прерываний.

Блок прерываний представляет собой аппаратно поддерживаемую структуру,

занимающую всегда первые 28 ячеек памяти. Первые 12 ячеек содержат четыре

элемента, каждый из которых включает но три поля. Каждому элементу

соответствует определенный тип прерывания. Предполагается, что существуют

прерывания четырех типов: из-за ошибки процессора, из-за ошибки адресации, от

первого канала) ввода-вывода и от второго канала ввода-вывода.

Прерывание из-за ошибки процессора возникает в тех случаях, когда

отмечается несовпадение четности, производится попытка деления на нуль,

происходит переполнение в результате выполнения арифметической операции и т.

д. Ошибка адресации фиксируется, если при обращении к памяти используется

недопустимый адрес. Недопустимым считается либо вообще не существующий в

данной конфигурации адрес, либо адрес, меньший минимально допустимого для

данной программы значения, хранящегося в базовом регистре. Прерывание от

первого канала ввода-вывода осуществляется всякий раз, когда этот канал

завершает выполнение операции ввода-вывода. В аналогичной ситуации происходит

и прерывание от второго канала ввода-вывода.

Каждый из четырех элементов, располагающихся в первых 12 ячейках,

состоит из полей JМР, ID и поля базового регистра (ВR). Поле базового регистра

содержит минимальное значение адреса, которое может потребоваться программе

обработки данного прерывания. Поле ID (Interrupt Definition — идентификатор

прерывания) фиксирует причину прерывания. Например, в случае прерывания от

канала оно включает идентификатор устройства, а также информацию о том,

завершилась ли операция ввода или вывода, успешно ли она завершилась, и если

нет, то почему это произошло. Область ID заполняется устройством, вызвавшим

прерывание.

Поле JМР содержит команду перехода, определяющую, куда следует

передать управление для обработки прерывания. Кроме того, оно задает статус

обработки прерывания. Статус прерывания указывает, должны ли фиксироваться

другие прерывания в процессе обработки данного. В JМР имеется поле, в котором

специфицируется, допускаются ли прерывания, а если допускаются не все, то какие

из них возможны. Прерывания связаны между собой системой приоритетов.

Согласно этой системе при одновременном возникновении нескольких прерываний

сначала должны обрабатываться прерывания из-за ошибок процессора, затем

прерывания из-за ошибок адресации, прерывания от канала 1 и т. д. Однако какие

последующие прерывания возможны при обработке каждого из них, определяется

содержимым поля JМР элемента, соответствующего прерываниям данного типа.

Когда происходит прерывание, адрес соответствующего поля JМР

помещается в IС, содержимое поля ID записывается в МQ, а содержимое поля ВR

вносится в базовый регистр. При возникновении ошибок процессора и ошибок

адресации регистры процессора сразу загружаются информацией из блока

прерываний. Обработка прерываний от каналов производится по завершении

выполнения текущей команды. После загрузки регистров процессора информацией

из блока прерываний осуществляется переход по адресу, указанному и поле JМР, и

начинает выполняться непосредственно программа обработки данного прерывания.

Однако еще до окончания загрузки процессорных регистров вектор

состояния прерванного процесса должен быть помещен в область сохранения. Адрес

начала этой области находится в поле SРК (Stасk Pointer Register —регистр

указателя стека), занимающем ячейку памяти с номером 12.SРR всегда содержит

ссылку на очередную группу свободных ячеек, которые можно задействовать как

область сохранения. Аппаратно предусмотрено циклическое использование трех

областей сохранения. Одна из задач, стоящих перед разработчиком операционной

системы, — принять меры для того, чтобы сохраненный вектор состояния случайно

не затирался. Эта проблема в той или иной форме возникает при любой структуре

прерываний.

Теперь можно полностью оценить последовательность аппаратно

предусмотренных действий при возникновении прерывания. Начнем с прерывания,

связанного с завершением операции ввода-вывода. В какой-то предшествующий

момент времени выполнявшаяся программа сделала запрос на чтение информации с

некоторого устройства по второму каналу. Предположим, что это произошло в

результате выполнения команды «RЕАD 2n, m», которая означает чтение записи, по

размеру совпадающей с физическим блоком данного устройства (устройства с

номером п по второму каналу), в область памяти, начинающуюся по адресу m.

Будем считать, что аппаратура разрешает параллельное выполнение команды RЕАD

каналом ввода-вывода и выполнение следующих команд программы процессором.

Предположим также, что существует программа операционной системы,

ответственная за координацию одновременно протекающих процессов вычислений

и ввода-вывода, и что информация считывается непосредственно в память

независимо от работы процессора. И наконец, допустим, что аппаратно

поддерживается синхронизация выполнения основной программы и операций

ввода-вывода, причем эта синхронизация означает временную задержку процессора,

если он пытается осуществить запись информации в память одновременно с

каналом. Все эти предположения ситуацию, в которой наличие механизма

прерываний имеет вполне определенный смысл, а именно обеспечение возможности

одновременного выполнения вычислительных операций и операций обмена.

По окончании обмена аппаратура ввода-вывода посылает соответствующий

сигнал через интерфейс канала и процессора, а также записывает необходимую

информацию в поле ID прерывания от второго канала. В результате нормальная

последовательность работы процессора нарушается. В принципе можно создать

машину, в которой при завершении выполнения ввода-вывода будет изменяться

всего один бит. В такой машине процессору пришлось бы время от времени

проверять содержимое контрольных разрядов для выяснения необходимости

реакции на произошедшие события. В нашем примере (рис. 1.3) поступление

сигнала о завершении обмена| влечет за собой последовательность действий,

связанных с прерыванием. Вектор состояния запоминается в очередной свободной

области сохранения, адрес начала которой указан в SРR, а информация из части

блока прерывания, соответствующей второму каналу, помещается поле МQ. счетчик

команд и базовый регистр. Затем осуществляется переход (JМР) к выполнению

программы обработки данного прерывания. Эта программа определяет устройство,

вызвавшее прерывание, причину прерывания (успешное завершение обмена,

занятость устройства, сбой в работе устройства), а также выполняет некоторые

другие функции, связанные с завершением обмена в системе. Заметим, что при

выполнении программы обработки все прерывания запрещаются. Однако

прерывания из-за ошибок процессора и ошибок адресации могут быть разрешены.

Это значит, что при фиксации соответствующих прерываний вектор состояния

программы-обработчика прерываний от второго канала будет тоже помещен в

область сохранения.

Прерывания от первого канала также могут быть разрешены, что не повлечет

за собой существенного усложнения обработчика прерываний от второго канала,

поскольку этим каналам соответствуют два различных поля ID. Рассматриваемый

гипотетический механизм имеет одну особенность — в процессе обработки

прерываний от второго канала без существенного повышения сложности программ

допустима фиксация прерываний такого же типа. Это объясняется аппаратной

записью содержимого поля ID в поле МQ при очередном прерывании. Обычная

причина временного запрещения прерываний при выполнении программ обработки

заключается в том, что на сохранение информации о состоянии, примером которой

служит содержимое поля ID, требуется некоторое время.

В простейшем случае, когда в процессе обработки прерывания от второго

канала других прерываний не происходит, программа, информация о которой

записана в области сохранения, снова получает управление после выполнения

команды JМР SТАСК. Эта команда переписывает информацию из области

сохранения на регистры. Адрес области сохранения известен — он находится в SРR.

После переноса сохраненной информации на регистры процессора выполнение

прерванной программы возобновляется с нужной точки.

Механизм прерываний является предметом ожесточенных споров между

разработчиками аппаратуры и программного обеспечения. Проблема состоит в том,

как следует распределять системные затраты. Разработчики операционных систем

настаивают на минимизации общего времени обработки прерывания, а также

времени, в течение которого другие прерывания запрещаются. В связи с этим они

предлагают сложные структуры прерываний, позволяющие уменьшить число

команд, выполняющих сохранение и восстановление регистров, а также

определяющих причину прерывания. Разработчики аппаратуры из-за трудностей

изготовления и высокой стоимости сложных схем предпочитают более простые

структуры, требующие, конечно, более сложного процесса программной обработки

прерываний. В результате этих споров было создано несколько оригинальных

структур прерываний. Некоторые из них перечислены ниже.

• Вместо области сохранения, изображенной на рис. 1.3, предусматриваются

группы регистров для хранения сразу нескольких векторов состояния. При этом

отпадает необходимость в сохранении и восстановления содержимого регистров

соответственно при прерывании и возобновлении выполнения программ.

Существуют процессоры с двумя, тремя и более группами регистров.

• Используется лишь одна область для хранения информации о прерываниях

от каналов ввода-вывода, и можно целиком полагаться на программную работу со

стеками, содержащими информацию типа ID, которая допускает фиксацию новых

прерываний ввода-вывода в процессе обработки прерываний этого же типа.

• Каждому типу прерываний присваивается определенный приоритет, и

группе регистров векторов состояния, ставится в соответствие множество областей

сохранения. При возникновении прерывания, имеющего конкретный приоритет,

информация будет помещаться только в отвечающую данному приоритету область

сохранения.

• При возникновении прерывания в памяти сохраняется только значение

счетчика команд (IС), и в этот счетчик записывается новое значение. При этом

отпадает необходимость в команде JМР.

• Применяется система масок прерываний, обрабатываемых некоторыми

специальными командами.

• Рассматривается большее число классов прерываний, например прерывания

из-за несовпадения четности, прерывания из-за переполнения, прерывания из-за

попытки выполнения недопустимой операции.

Теперь читатель может с полным основанием считать, что получил общее

представление о прерываниях и их механизмах. Однако механизм прерываний в

принципе может играть в вычислительной системе гораздо более важную роль, чем

та, с которой мы познакомились. Так, в машинах со сложной системой адресации

некоторые прерывания, например особые случаи использования сегментов и

страниц, могут фиксироваться при попытке программы обратиться к части данных,

не находящихся в текущий момент в основной памяти. Аналогично в

многопроцессорной системе каждый процессор может иметь специальные регистры

прерываний, соответствующие другим процессорам и служащие для установления

межпроцессорных связей.

И наконец, следует отметить, что прерывания нельзя рассматривать в отрыве

от таких важных понятий, как система приоритетов и система защиты, описываемых

ниже.

1.2.1.3. Система команд

Система команд представляет интерес для разработчиков операционной

системы по ряду причин. Прежде всего она пишется с помощью именно этих

команд. Несмотря на то что в последнее время (и не случайно) популярность языка

Ассемблера заметно снизилась, разработчики программного обеспечения,

несомненно, должны лучше знать средства машинного языка, чем прикладные

программисты. Поэтому и языки высокого уровня, предназначенные для написания

операционных систем, обычно допускают более тесное взаимодействие с

аппаратурой, чем проблемно-ориентированные языки высокого уровня. Системный

программист должен быть хорошо знаком с командами ЭВМ, чтобы без труда

оценивать реальные размеры программ и время, требующееся для их выполнения.

Это позволит значительно расширить функциональные возможности

соответствующей проекции.

Система команд интересна еще и тем, что при ее рассмотрении можно

получить достаточно полную информацию относительно структуры ввода-вывода

данной вычислительной системы. Любое программное обеспечение в большой

степени зависит от специфики организации ввода-вывода на аппаратном уровне.

Разработчик операционной системы, безусловно, должен четко представлять себе

весь спектр возможностей организации операций ввода-вывода. Кроме того,

разработчику небезразлично распределение функций между процессором и другими

активными устройствами. Хорошее знание структуры и функциональных

характеристик механизмов ввода-вывода позволяет наилучшим образом определить

интерфейсы, которыми следует обеспечить прикладных программистов, а также

способы реализации соответствующих функций на более низком уровне.

При изучении взаимосвязей аппаратуры и операционной системы

необходимо ввести такие понятия, как привилегированные команды и режим

управления. Традиционно существуют два режима работы процессора: режим

задачи, в котором могут выполняться только некоторые команды, допустимые в

данной архитектуре, и режим управления, в котором могут выполняться все

команды. Режим управления иногда называют режимом супервизора (IВМ 370),

ведущим режимом (Ноnеуwell 6800) или как-нибудь иначе. В одних системах

предусматривается автоматический переход в режим управления при прерывании, в

других прерывание может вызывать, а может и не вызывать переход в этот режим. В

режиме управления разрешено использование привилегированных команд.

Переход в режим управления обычно осуществляется в результате

выполнения некоторой специальной команды, инициирующей прерывание. Первая

же команда после прерывания выполняется в режиме управления. В системе IВМ

370 такая специальная команда называется SVС (Supervisor Саll — вызов

супервизора).

В режиме управления обычно выполняются команды ввода-вывода,

команды, позволяющие изменить режим, не вызывая при этом прерывания, и

команды, запрещающие или разрешающие определенные прерывания.

1.2.1.4. Механизмы защиты

Назначение механизма защиты, встроенного в процессор, — запретить

какой-либо программе обращение к не принадлежащему ей участку памяти. Этот

механизм служит как для защиты операционной системы от непредусмотренного

влияния прикладной программы, так и для защиты одновременно выполняющихся

прикладных программ друг от друга. Попытка обращения к информации,

расположенной вне отведенного программе участка памяти, влечет за собой

прерывание и передачу управления операционной системе.

Существуют различные механизмы защиты. Один из них предусматривает

запись в два специальных регистра-ограничителя соответственно минимального и

максимального значений адресов, которые допустимо использовать в программе. В

дальнейшем при любом формировании адреса проверяется, не выходит ли он за

указанные пределы. Другой способ состоит в присваивании каждой программе так

называемого ключа защиты. Области памяти, доступные данной программе,

помечаются тем же ключом. Ключ представляет собой несколько битов информации

и помещается в регистры или ячейки, не доступные программам, работающим в

режиме задачи. По завершении формирования адреса ключ выполняющейся

программы сравнивается с ключом адресуемой области.

В тех машинах, где осуществляется дополнительное преобразование

сформированного логического значения адреса в физический адрес, механизм

адресации может быть совмещен с механизмом защиты. Подробнее понятия

переместимости, страничной организации и сегментации обсуждаются ниже.

Здесь же мы остановимся лишь на отдельных вопросах перемещения программ,

необходимых для совмещения адресации и защиты.

Обратимся к рис. 1.4. Команда, содержащая значение адреса, равное 1036,

использует индексный регистр IX. После индексации значение адреса изменяется на

1058. Однако далее не происходит обращение к ячейке намят с номером 1058.

Вместо этого по ассоциативной таблице МАР определяется соответствующее числу

1058 значение. МАР задает соответствие адресов программы, расположенных в

диапазоне 0000 — 4999, ячейкам физической памяти. Из таблицы МАР следует, что

адресам с 1000 до 1999 соответствуют ячейки памяти с номерами 3000 — 3999.

Значит, на самом деле нам нужна ячейка 3058. Вхождению в МАР значения 1

(старший разряд числа 1000) соответствует тройка, к которой приписывается 058, и

процесс переадресации завершается.

Не одна программа не может обращаться к ячейкам памяти с адресами,

выходящими за пределы диапазона, задаваемого таблицей МАР. Любому

используемому логическому значению адреса должен соответствовать элемент в

МАР. Эта же таблица определяет и все возможные физические адреса.

Каждая строка таблицы МАР содержит трехбитовое поле RWЕ. Информация,

находящаяся в этом поле, определяет тип доступ к соответствующей области

памяти. В зависимости от содержимого RWЕ данная программа может либо читать

(RЕАD) данные, либо их записывать (WRITЕ), либо выполнять (EXECUTE)

команды, хранящиеся в адресуемом месте памяти.

Кроме защиты МАР может и другие функции. С помощью МAР легко

установить соответствие между короткими логическими зчениями адресов и более

длинными физическими.

Например, каждая конкретная программа может использовать 16-битовые

адреса, в то время как работать придется с физической памятью значительно

больших размеров. При этом допустимо одновременное выполнение нескольких

программ, эффективно осуществляющих обращения к памяти с помощью таблицы

МАР. При необходимости длина 16-разрядного двоичного адреса может быть

увеличена путем присоединения к нему недостающих битов из таблиц МAР.

Обычно в режиме управления выполняющейся программе (чаще всего

одному из компонентов операционной системы) предоставляется вся память.

Однако в последнее время возрос интерес к способам ограничения участков памяти,

используемых программами при работе в режиме управления.

1.2.2. Аппаратные структуры

К числу особенностей аппаратуры, влияющих на общую структуру системы,

относятся не только связи между различными устройствами н характеристики

процессора. Интерфейс между аппаратурой и программными средствами заметно

усложнился с развитием методологии программно-аппаратного обеспечения.

Эта методология позволила по-новому поставить вопрос о распределении

функций между аппаратурой и операционными системами, поскольку появилась

возможность микропрограммной поддержки традиционно жесткой архитектуры

вычислительных машин. Разработка микропрограмм и усложнение иерархической

cтруктуры памяти оказали почти революционное влияние на принцип

проектирования внутренней организации самих машин и их программного

обеспечения.

1.2.2.1. Микропрограммирование

Понятие микропрограммирование имеет несколько определений, что

зачастую приводит к путанице. Иногда под микропрограммированием понимают

программирование с использованием команд, не доступных не только прикладным

программистам, но и разработчикам операционных систем. В этом случае

микропрограммные средства недосягаемы для всех работающих на уровне выше

аппаратного. Иллюстрацией изложенного служит рис. 1.5.