P - бит присутствия страницы в физической памяти,

W - бит разрешения записи в страницу,

U - бит пользователь/супервизор

A - признак того, был ли доступ к странице,

D - признак модификации содержимого страницы,

PWT и PCD - управляют механизмом кэширования страниц (введены, начиная с процессора i486),

AVL - резерв для нужд операционной системы (available for use).

Рис. 2.23. Формат дескриптора страницы

При небольшом размере страницы процессора i386 относительно размеров адресных пространств, таблица страниц должна занимать в памяти весьма значительное место - 4 байта ( 1М = 4 Мбайта. Это слишком много для нынешних моделей персональных компьютеров, поэтому в процессоре i386 используется деление всей таблицы страниц на разделы по 1024 дескриптора. Размер раздела выбран так, чтобы один раздел занимал одну физическую страницу (1024 ( 4 байта = 4 Кбайта). Всего получается 1024 раздела (1024 ( 1024 = 1М). Для того, чтобы не хранить все разделы таблицы страниц одновременно в физической памяти, используется каталог разделов таблицы страниц, который использует такие же по структуре дескрипторы страниц, что и в таблице страниц. Поэтому для хранения информации о дескрипторах 1024 разделов необходима память 4 К, т.е. одна физическая страница. Совокупность дескрипторов, описывающих состояние и характеристики виртуальных страниц разделов таблицы страниц, называется каталогом разделов или таблиц. Виртуальная страница, хранящая содержимое каталога, всегда находится в физической памяти, и номер ее физической страницы указан в специальном управляющем регистре CR3 процессора (точнее, в одном из полей этого регистра).

Преобразование линейного виртуального адреса в физический происходит следующим образом (рисунок 2.24). Поле номера виртуальной страницы (старшие 20 разрядов) делится на две равные части по 10 разрядов - поле номера раздела и поле номера страницы в разделе. С помощью номера физической страницы, хранящей каталог и смещения в этой странице, задаваемого полем номера раздела, процессор находит дескриптор виртуальной страницы раздела. В соответствии с атрибутами этого дескриптора определяются права доступа к этой странице, а также наличие ее в физической памяти. В случае ее отсутствия происходит страничное прерывание, и операционная система должна в этом случае переместить ее в память. После того, как нужная страница находится в памяти, для определения адреса элемента данных используется смещение, определяемое полем номера страницы линейного виртуального адреса.

Таким образом, при доступе к странице в процессоре используется двухуровневая схема адресации страниц, что замедляет преобразование, но позволяет использовать страничный механизм и для хранения самой таблицы страниц, и существенно уменьшить объем физической памяти для ее хранения. Для ускорения страничных преобразований в блоке управления страницами используется ассоциативная память, в которой кэшируется 32 комбинации "номер виртуальной страницы - номер физической страницы". Эта специальная кэш-память (дополнительная по отношению к 8 Кбайтному кэшу данных процессоров i486 и

Pentium ) значительно ускоряет преобразование адресов, так как в случае попадания в кэш длительный процесс, описанный выше, исключается.

Организация виртуальной памяти в процессоре i386 позволяет защитить адресные пространства различных процессов за счет двух механизмов:

1. Изоляция адресных пространств процессов в физической памяти путем назначения им различных физических страниц или сегментов (если страничный механизм отключен).

2. Защита сегментов от несанкционированного доступа с помощью привилегий четырех уровней.

Средства вызова подпрограмм и задач

Операционная система, как однозадачная, так и многозадачная, должна предоставлять задачам средства вызова подпрограмм операционной системы, библиотечных подпрограмм, а также иметь средства для запуска задач, а при многозадачной работе средства быстрого переключения с задачи на задачу. Вызов подпрограммы отличается от запуска задачи тем, что в первом случае адресное пространство остается тем же (таблица LDT остается прежней), а при вызове задачи адресное пространство полностью меняется.

Вызов подпрограмм без смены кодового сегмента в защищенном режиме процессора i386 производится аналогично вызову в реальном режиме с помощью команд JMP и CALL.

Для вызова подпрограммы, код которой находится в другом сегменте (который может принадлежать библиотеке, другой задаче или операционной системе), процессор i386 предоставляет 2 варианта вызова, причем оба используют защиту с помощью прав доступа.

Первый способ состоит в непосредственном указании в поле команды JMP или CALL селектора сегмента, содержащего код вызываемой подпрограммы, а также смещение в этом сегменте адреса начала подпрограммы.

Схема такого вызова приведена на рисунке 2.25. Здесь и далее показан только этап получения линейного адреса в виртуальном пространстве, а следующий этап (подразумевается, что механизм поддержки страниц включен) преобразования этого адреса в номер физической страницы опущен, так как он не содержит ничего специфического по сравнению с доступом к сегменту данных, рассмотренному выше. Разрешение вызова происходит в зависимости от значения поля C в дескрипторе сегмента вызываемого кода. При C=0 вызываемый сегмент не считается подчиненным, и вызов разрешается, только если уровень прав вызывающего кода не меньше уровня прав вызываемого сегмента. При C=1 вызываемый сегмент считается подчиненным и допускает вызов из кода с любым уровнем прав доступа, но при выполнении подпрограмма наделяется уровнем прав вызвавшего кода.

Очевидно, что первый способ непригоден для вызова функций операционной системы, имеющей обычно нулевой уровень прав, из пользовательской программы, работающей, как правило, на третьем уровне. Поэтому процессор i386 предоставляет другой способ вызова подпрограмм, основанный на том, что заранее определяется набор точек входа в привилегированные кодовые сегменты, и эти точки входа описываются с помощью специальных дескрипторов - дескрипторов шлюзов вызова подпрограмм. Этот дескриптор принадлежит к системным дескрипторам, и его структура отличается от структуры дескрипторов сегментов кода и данных (рисунок 2.26). Схема его использования приведена на рисунке 2.27. Селектор из поля команды CALL используется для указания на дескриптор шлюза вызова подпрограммы в таблицах GDT или LDT. Для использования этого дескриптора вызывающий код должен иметь не меньший уровень прав, чем дескриптор, но если дескриптор шлюза доступен, то он может указывать на дескриптор сегмента вызываемого кода, имеющий более высокий уровень, чем имеет шлюз, и вызов при этом произойдет. При определении адреса входа в вызываемом сегменте смещение из поля команды CALL не используется, а используется смещение из дескриптора шлюза, что не дает возможности задаче самой определять точку входа в защищенный кодовый сегмент.

При вызове кодов, обладающих различными уровнями привилегий, возникает проблема передачи параметров между различными стеками, так как для надежной защиты задачи различного уровня привилегий имеют различные сегменты стеков. Селекторы этих сегментов хранятся в контексте задачи - сегменте TSS (Task State Segment). Если вызывается подпрограмма, имеющая другой уровень привилегий, то из текущего стека в стек уровня доступа вызываемого сегмента копируется столько 32-разрядных слов, сколько указано в поле счетчика слов дескриптора шлюза.

Структура сегмента TSS задачи приведена на рисунке 2.28. Контекст задачи должен содержать все данные для того, чтобы можно было восстановить выполнение прерванной в произвольный момент времени задачи, то есть значения регистров процессора, указатели на открытые файлы и некоторые другие, зависящие от операционной системы, переменные. Скорость переключения контекста в значительной степени влияет на скоростные качества многозадачной операционной системы. Процессор i386 производит аппаратное переключение контекста задачи, хранящегося в сегменте TSS. Как видно из рисунка, сегмент TSS имеет фиксированные поля, отведенные для значений регистров процессора, как универсальных, так и некоторых управляющих (например LDTR и CR3). Для описания возможностей доступа задачи к портам ввода-вывода процессор использует в защищенном режиме поле IOPL (Input/Output Privilege Level) в своем регистре EFLAGS и карту битовых полей доступа к портам. Для получения возможности выполнять команды ввода-вывода выполняемый код должен иметь уровень прав не ниже значения поля IOPL. Если же это условие соблюдается, то возможность доступа к порту с конкретным адресом определяется значением соответствующего бита в карте ввода-вывода сегмента TSS (карта состоит из 64 Кбит для описания доступа к 65536 портам).

Кроме этого, сегмент TSS может включать дополнительную информацию, необходимую для работы задачи и зависящую от конкретной операционной системы (например, указатели открытых файлов или указатели на именованные конвейеры сетевого обмена). Включенная в этот сегмент информация автоматически заменяется процессором при выполнении команды CALL, селектор которой указывает на дескриптор сегмента TSS в таблице GDT (дескрипторы этого типа могут быть расположены только в этой таблице). Формат дескриптора сегмента TSS аналогичен формату дескриптора сегмента данных.

Как и в случае вызова подпрограмм, имеется две возможности вызова задачи - непосредственный вызов через указание селектора сегмента TSS нужной задачи в поле команды CALL и косвенный вызов через шлюз вызова задачи. Как и при вызове подпрограмм, непосредственный вызов возможен только в случае, если вызывающий код обладает уровнем привилегий, не меньшим, чем вызываемая задача. При вызове через шлюз (который может располагаться и в таблице LDT) достаточно иметь права доступа к шлюзу. Непосредственный вызов задачи показан на рисунке 2.29. При переключении задач процессор выполняет следующие действия:

1) Выполняется команда CALL, селектор которой указывает на дескриптор сегмента типа TSS.

2) В TSS текущей задачи сохраняются значения регистров процессора. На текущий сегмент TSS указывает регистр процессора TR, содержащий селектор сегмента.

3) В TR загружается селектор сегмента TSS задачи, на которую переключается процессор.

4) Из нового TSS в регистр LDTR переносится значение селектора таблицы LDT в таблице GDT задачи.

5) Восстанавливаются значения регистров процессора (из соответствующих полей нового сегмента TSS).

6) В поле селектора возврата заносится селектор сегмента TSS снимаемой с выполнения задачи для организации возврата к прерванной задаче в будущем.

Вызов задачи через шлюз происходит аналогично, добавляется только этап поиска дескриптора сегмента TSS по значению селектора дескриптора шлюза вызова.

Использование всех возможностей, предоставляемых процессорами Intel 80386, 80486 и Pentium , позволяет организовать операционной системе высоконадежную многозадачную среду.

Всем было понятно, что Intel необходимо выпустить новый CPU. Конкуренты буквально "наступают на пятки", ядро Coppermine практически достигло своего предела частот, требования к производительности процессоров растут не по дням, а по часам, стремительно набирает обороты рынок домашней мультимедиа... Пользователь уже не довольствовался простым повышением частоты, его душа томилась по чему-то принципиально новому, свежему, неизведанному. И вот -- вышел Pentium 4. Революция свершилась. Но революция не бывает "мягкой"...

Новая архитектура Pentium 4

Проще перечислить, что в новом процессоре Intel не изменилось: он все еще 64-битовый и все еще поддерживает систему команд x86. Собственно, если перечислять именно то, чего изменения совсем не коснулись, то на этом список заканчивается. Группа разработчиков Pentium 4 "отряхнула с колен прах Pentium III" и создала архитектуру нового CPU практически "с нуля".

Но старую аксиому "не сломалось -- не чини" в R&D-отделе Intel знают наверняка. Поэтому сперва попробуем понять, почему понадобилось настолько сильно переделывать (а кое-где и создавать заново) архитектуру Pentium 4 вместо того, чтобы подвергать дальнейшим усовершенствованиям ядро Pentium Pro (а мы уже писали ранее, что фактически именно этот процессор служит родоначальником серии Pentium II/III).

Как работают современные процессоры

Для начала -- небольшая, но совершенно необходимая теоретическая часть. Во первых, все современные CPU используют конвейерную (pipelined) архитектуру в различных ее вариантах. Это означает, что любая команда выполняется не одним, а несколькими блоками, объединенными в конвейер. Первым процессором, в котором было применено такое решение, стал Intel 486, он имел конвейер из пяти ступеней.

Страницы: 1, 2, 3