|
Часть 1
ВВЕДЕНИЕ В МИКРОПРОЦЕССОР 80386
И Н Э У М
ЛИСТОВ 73
ПЕРВ. ПРИМЕН.
ЛИТЕРА O
И Н Э У M
1988
____________________________________________________________
____________
! ! ! ! !
!
!___________!________________!___________!____________!_____
___________!
!ИНВ.N ПОДП.! ПОДП. И ДАТА ! ВЗАМ.ИНВ.N! ИНВ.N ДУБЛ.! ПОД
П. И ДАТА !
!-----------!----------------!-----------!------------!-----
-----------!
2
АННОТАЦИЯ
ДАННЫЙ ДОКУМЕНТ ЯВЛЯЕТСЯ ВВЕДЕНИЕМ В МИКРОПРОЦЕССОР 80386
И ПРЕДНАЗНАЧЕН
ДЛЯ ПРОГРАММИСТОВ, РАЗРАБОТЧИКОВ АППАРАТУРЫ И СИСТЕМНОГ
О ПРОГРАММНОГО
ОБЕСПЕЧЕНИЯ.
3
С О Д Е Р Ж А Н И Е
1. ОСНОВНЫЕ ХАРАКТЕРИСТИКИ ......................................
......... 5
1.1. 32- БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА .................................
......... 6
1.2. ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНАЯ ТЕХНОЛОГИЯ ......................
......... 7
1.3. ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ ...............
......... 9
1.4. МЕХАНИЗМЫ ЗАЩИТЫ .......................................
......... 10
1.5. РАСШИРЕННЫЕ ВОЗМОЖНОСТИ ОТЛАДКИ ........................
......... 11
1.6. СОВМЕСТИМОСТЬ С МИКРОПРОЦЕССОРАМИ 8086/80286 ...........
......... 12
1.7. ЗАКЛЮЧЕНИЕ .............................................
......... 12
2. ПРИКЛАДНАЯ АРХИТЕКТУРА .......................................
......... 13
2.1. РЕГИСТРЫ ...............................................
......... 13
2.1.1. ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ ...................................
......... 14
2.1.2. ФЛАГИ И СЧЕТЧИК КОМАНД ...........................
......... 14
2.1.3. РЕГИСТРЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА ............
......... 16
2.2. ПАМЯТЬ И ЛОГИЧЕСКАЯ АДРЕСАЦИЯ ..........................
......... 17
2.2.1. СЕГМЕНТЫ .........................................
......... 17
2.2.2. ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА ................................
......... 18
2.2.3. РЕГИСТРЫ СЕГМЕНТОВ И ДЕСКРИПТОРОВ ................
......... 19
2.2.4. СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ ................................
......... 22
2.3. ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ ..................................
......... 23
2.3.1. ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ ..............................
......... 23
2.3.2. ТИПЫ ДАННЫХ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА .........
......... 27
2.3.3. ДРУГИЕ КОМАНДЫ ...................................
......... 30
2.3.3.1. КОМАНДЫ ОПЕРАЦИЙ СО СТЕКОМ .................
......... 30
2.3.3.2. КОМАНДЫ ПЕРЕДАЧИ УПРАВЛЕНИЯ ................
......... 30
2.3.3.3. ДОПОЛНИТЕЛЬНЫЕ КОМАНДЫ .....................
......... 31
3. СИСТЕМНАЯ АРХИТЕКТУРА ........................................
......... 32
3.1 СИСТЕМНЫЕ РЕГИСТРЫ ..........................................
......... 32
3.2. ОБЕСПЕЧЕНИЕ МНОГОЗАДАЧНЫХ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ ..........
......... 33
3.2.1. СЕГМЕНТ СОСТОЯНИЯ ЗАДАЧИ .........................
......... 34
4
3.2.2. СМЕНА ЗАДАЧИ .....................................
......... 35
3.3. АДРЕСАЦИЯ ..............................................
......... 36
3.3.1. ПРИНЦИП ТАРНСЛЯЦИИ АДРСА .........................
......... 37
3.3.2. СЕГМЕНТЫ .........................................
......... 39
3.3.3. СТРАНИЦЫ .........................................
......... 42
3.3.4. ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ ...............................
......... 45
3.4. ЗАЩИТА .................................................
......... 48
3.4.1. ПРИВИЛЕГИИ .......................................
......... 48
3.4.2. ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ ........................
......... 50
3.4.3. ЗАЩИТА СЕГМЕНТОВ .................................
......... 50
3.4.4. ЗАЩИТА СТРАНИЦ ...................................
......... 52
3.5. СИСТЕМНЫЕ ВЫЗОВЫ .......................................
......... 52
3.6. ПРЕРЫВАНИЯ И ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ ...........................
......... 55
3.6.1. ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ .............................
......... 56
3.6.2. ОСОБЫЕ СЛУЧАИ И РЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ .................
......... 58
3.7. ВВОД/ВЫВОД .............................................
......... 59
4. АРХИТЕКТУРНАЯ СОВМЕСТИМОСТЬ ..................................
......... 60
4.1. СОВМЕСТИМОСТЬ С 80286 ..................................
......... 61
4.2. РЕЖИМЫ РЕАЛЬНОГО И ВИРТУАЛЬНОГО 8086 ...................
......... 61
5. АППАРАТУРНАЯ РЕАЛИЗАЦИЯ ......................................
......... 64
5.1. ВНУТРЕННЯЯ СТРУКТУРА ...................................
......... 65
5.2. ВНЕШНИЙ ИНТЕРФЕЙС ......................................
......... 67
5.2.1. СИНХРОСИГНАЛ .....................................
......... 68
5.2.2. ШИНЫ ДАННЫХ И АДРЕСА .............................
......... 68
5.2.3. ОПРЕДЕЛЕНИЕ ЦИКЛОВ ШИНЫ ..........................
......... 69
5.2.4. УПРАВЛЕНИЕ ЦИКЛОМ ШИНЫ ...........................
......... 70
5.2.5. ДИНАМИЧЕСКОЕ УПРАВЛЕНИЕ РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ .........
......... 71
5.2.6. СТАТУС ПРОЦЕССОРА И УПРАВЛЕНИЕ ...................
......... 72
5.2.7. УПРАВЛЕНИЕ СОПРОЦЕССОРОМ .........................
......... 73
5
1. ОСНОВНЫЕ ХАРАКТЕРИСТИКИ
1. ОСНОВНЫЕ ХАРАКТЕРИСТИКИ
1. ОСНОВНЫЕ ХАРАКТЕРИСТИКИ
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ЯВЛЯЕТСЯ ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНЫМ 32-БИТН
ЫМ ПРОЦЕССОРОМ,
ПРЕДНАЗНАЧЕННЫМ ДЛЯ ПОСТРОЕНИЯ НАИБОЛЕЕ СОВЕРШЕННЫХ ВЫЧИСЛИ
ТЕЛЬНЫХ СИСТЕМ
СЕГОДНЯШНЕГО И ЗАВТРАШНЕГО ДНЯ. СТАНЦИИ САПР, ГРАФИЧЕСКИЕ СИСТ
ЕМЫ С ВЫСОКОЙ
РАЗРЕШАЮЩЕЙ СПОСОБНОСТЬЮ, ИЗДАТЕЛЬСКОЕ ДЕЛО, АВТОМАТИЗАЦИЯ КОНТОР
И ПРОИЗВОДСТВА
- ВОТ ТЕ ОБЛАСТИ, ГДЕ СЕГОДНЯ МОЖЕТ БЫТЬ ПРИМЕНЕН 80386. ПРИМЕНЕ
НИЯ ЗАВТРАШНЕГО
ДНЯ СКОРЕЕ БУДУТ ОГРАНИЧЕНЫ ВООБРАЖЕНИЕМ РАЗРАБОТЧИКОВ
СИСТЕМ, ЧЕМ
ВЫЧИСЛИТЕЛЬНОЙ МОЩНОСТЬЮ И ВОЗМОЖНОСТЯМИ 80386.
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ДАЕТ РАЗРАБОТЧИКУ СИСТЕМ БОЛЬШОЕ
ЧИСЛО НОВЫХ И
ЭФФЕКТИВНЫХ ВОЗМОЖНОСТЕЙ, ВКЛЮЧАЯ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ ОТ 3 ДО 4 МИ
ЛЛИОН
ОПЕРАЦИЙ В СЕКУНДУ, ПОЛНУЮ 32-БИТНУЮ АРХИТЕКТУРУ, 4 ГИГАБИ
ТНОЕ (2 БАЙТ)
ФИЗИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО И ВНУТРЕННЕЕ ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ
СО СТРАНИЧНОЙ
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ.
НЕСМОТРЯ НА ВВЕДЕНИЕ В НЕГО ПОСЛЕДНИХ ДОСТИЖЕНИЙ МИКРОПРОЦЕС
СОРНОЙ ТЕХНИКИ,
80386 СОХРАНЯЕТ СОВМЕСТИМОСТЬ ПО ОБ'ЕКТНОМУ КОДУ С ПРОГРАММНЫМ
ОБЕСПЕЧЕНИЕМ, В
БОЛЬШОМ КОЛИЧЕСТВЕ НАПИСАННЫМ ДЛЯ ЕГО ПРЕДШЕСТВЕННИКОВ, 8086 И
80286. ОСОБЫЙ
ИНТЕРЕС ПРЕДСТАВЛЯЕТ ТАКОЕ СВОЙСТВО 80386, КАК ВИРТУАЛЬНАЯ М
АШИНА, КОТОРОЕ
ПОЗВОЛЯЕТ 80386 ПЕРЕКЛЮЧАТЬСЯ В ВЫПОЛНЕНИИ ПРОГРАММ, УПРАВЛЯ
ЕМЫХ РАЗЛИЧНЫМИ
ОПЕРАЦИОННЫМИ СИСТЕМАМИ, НАПРИМЕР, UNIX И MS-DOS. ЭТО СВОЙ
СТВО ПОЗВОЛЯЕТ
ПРОИЗВОДИТЕЛЯМ ОРИГИНАЛЬНЫХ СИСТЕМ НЕПОСРЕДСТВЕННО ВВОДИ
ТЬ ПРИКЛАДНОЕ
ПРОГРАММНОЕ ОБЕСПЕЧЕНИЕ ДЛЯ 16-БИТНЫХ МАШИН В СИСТЕМЕ НА
БАЗЕ 32-БИТНЫХ
МИКРОПРОЦЕССОРОВ.
ОБ'ЕДИНЯЯ В СЕБЕ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ СУПЕРМИНИ ЭВМ И НИЗКУ
Ю СТОИМОСТЬ И
ФУНКЦИОНАЛЬНУЮ ГИБКОСТЬ МИКРОПРОЦЕССОРА, 80386 МОЖЕТ ОТКРЫТЬ Н
ОВЫЕ РЫНКИ ДЛЯ
МИКРОПРОЦЕССОРНЫХ СИСТЕМ. ПРИМЕНЕНИЯ, НЕДОПУСТИМЫЕ ПРЕЖДЕ ИЗ
-ЗА НЕВЫСОКОГО
БЫСТРОДЕЙСТВИЯ МИКРОПРОЦЕССОРОВ ИЛИ НЕ ЭКОНОМНОСТИ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ
СУПЕРМИНИ ЭВМ,
СТАЛИ ТЕПЕРЬ ПРАКТИЧЕСКИ ОСУЩЕСТВИМЫ БЛАГОДАРЯ 80386. ТАКИЕ НОВЕЙ
ШИЕ ПРИМЕНЕНИЯ,
КАК МАШИННОЕ ЗРЕНИЕ, РАСПОЗНАВАНИЕ РЕЧИ, ИНТЕЛЛЕКТУАЛЬНЫЕ РАБОТ
Ы И ЭКСПЕРТНЫЕ
СИСТЕМЫ, БЫВШИЕ ДО НЕДАВНЕГО ВРЕМЕНИ В ОСНОВНОМ НА СТАДИИ ЭКСПЕР
ЕМЕНТА, ТЕПЕРЬ
6
МОГУТ БЫТЬ ПРЕДЛОЖЕНЫ НА РЫНКЕ.
ДЛЯ ТГО, ЧТОБЫ УДОВЛЕТВОРИТЬ ТРЕБОВАНИЯМ БУДУЩИХ ПРИМЕНЕН
ИЙ, МАЛО ИМЕТЬ
32-БИТНЫЕ РЕГИСТРЫ, КОМАНДЫ И ШИНЫ. ЭТИ ОСНОВНЫЕ СВОЙСТВА
ЯВЛЯЮТСЯ ЛИШЬ
ОТПРАВНОЙ ТОЧКОЙ ДЛЯ 80386. В НИЖЕСЛЕДУЮЩИХ РАЗДЕЛАХ В ОБЩИХ
ЧЕРТАХ БУДЕТ
РАССМОТРЕНА 32-БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА 80386, ОБЛАДАЮЩАЯ
ТАКИМИ НОВЫМИ
ДОПОЛНИТЕЛЬНЫМИ СВОЙСТВАМИ, КАК:
- ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНАЯ ТЕХНОЛОГИЯ,
- ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ,
- МЕХАНИЗМЫ ЗАЩИТЫ,
- РАСШИРЕННОЕ ОТЛАДОЧНОЕ ОБЕСПЕЧЕНИЕ,
- СОВМЕСТИМОСТЬ ПО ОБ'ЕКТНОМУ КОДУ С 8086/80286.
1.1. 32- БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА 1.1. 32- БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА
1.1. 32- БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА
32-БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ ПРОГРАММНЫЕ РЕСУР
СЫ, НЕОБХОДИМЫЕ
ДЛЯ ПОДДЕРЖКИ "БОЛЬШИХ " СИСТЕМ, ХАРАКТЕРИЗУЕМЫХ ОПЕРАЦИЯМИ С БО
ЛЬШИМИ ЧИСЛАМИ,
БОЛЬШИМИ СТРУКТУРАМИ ДАННЫХ, БОЛЬШИМИ ПРОГРАММАМИ (ИЛИ БОЛЬШИМ ЧИ
СЛОМ ПРОГРАММ)
И Т.П. ФИЗИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО 80386 СОСТОИТ ИЗ 2 БАЙТ И
ЛИ 4 ГБАЙТ;
ЕГО ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО СОСТОИТ ИЗ 2 БАЙТ ИЛИ 64 ТЕ
РАБАЙТ (ТБАЙТ).
ВОСЕМЬ 32-БИТНЫХ ОБЩИХ РЕГИСТРОВ 80386 МОГУТ БЫТЬ ВЗАИМОЗАМЕНЯЕ
МО ИСПОЛЬЗОВАНЫ
КАК ОПЕРАНДЫ КОМАНД И КАК ПЕРЕМЕННЫЕ РАЗЛИЧНЫХ СПОСОБОВ АДРЕСАЦ
ИИ. ТИПЫ ДАННЫХ
ВКЛЮЧАЮТ В СЕБЯ 8-, 16- ИЛИ 32-БИТНЫЕ ЦЕЛЫЕ И ПОРЯДКОВЫЕ,
УПАКОВАННЫЕ И
НЕУПАКОВАННЫЕ ДЕСЯТИЧНЫЕ, УКАЗАТЕЛИ, СТРОКИ БИТ, БАЙТОВ, СЛОВ
И ДВОЙНЫХ СЛОВ.
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ИМЕЕТ ПОЛНУЮ СИСТЕМУ КОМАНД ДЛЯ ОПЕРАЦИЙ Н
АД ЭТИМИ ТИПАМИ
ДАННЫХ, А ТАКЖЕ ДЛЯ УПРАВЛЕНИЯ ВЫПОЛНЕНИЕМ ПРОГРАММ. СПОСОБЫ
АДРЕСАЦИИ 80386
ОБЕСПЕЧИВАЮТ ЭФФЕКТИВНЫЙ ДОСТУП К ЭЛЕМЕНТАМ СТАНДАРТНЫХ СТ
РУКТУР ДАННЫХ:
МАССИВОВ, ЗАПИСЕЙ, МАССИВОВ ЗАПИСЕЙ И ЗАПИСЕЙ, СОДЕРЖАЩИХ МАССИВЫ
.
7
1.2. ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНАЯ ТЕХНОЛОГИЯ 1.2. ВЫСОКОПРОИЗ
ВОДИТЕЛЬНАЯ ТЕХНОЛОГИЯ 1.2. ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНАЯ ТЕХНОЛОГИ
Я
32-БИТНАЯ АРХИТЕКТУРА НЕ ГАРАНТИРУЕТ ВЫСОКОЙ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНО
СТИ. РЕАЛИЗАЦИЯ
ПОТЕНЦИАЛА АРХИТЕКТУРЫ ТРЕБУЕТ НОВЕЙШЕЙ МИКРОЭЛЕКТРОННОЙ ТЕХН
ОЛОГИИ, ТОЧНОГО
РАЗДЕЛЕНИЯ ФУНКЦИЙ И ВНИМАНИЯ К ВНЕШНИМ ОПЕРАЦИЯМ КРИСТАЛЛА, В
ОСОБЕННОСТИ К
ВЗАИМОДЕЙСТВИЮ ПРОЦЕССОРА С ПАМЯТЬЮ. ВКЛЮЧЕНИЕ ЭТИХ СВОЙСТВ ОБЕ
СПЕЧИВАЕТ 80386
САМУЮ ВЫСОКУЮ ПРОИЗВИДИТЕЛЬНОСТЬ ПО СРАВНЕНИЮ С ЛЮБЫМ ДРУГ
ИМ СУЩЕСТВУЮЩИМ
МИКРОПРОЦЕССОРОМ.
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 РЕАЛИЗОВАН С ПОМОЩЬЮ ТЕХНОЛОГИИ ФИРМЫ
ИНТЕЛ CH MOSIII
- ТЕХНОЛОГИЧЕСКОГО ПРОЦЕССА, ОБ'ЕДИНЯЮЩЕГО В СЕБЕ ВОЗМОЖ
НОСТИ ВЫСОКОГО
БЫСТРОДЕЙСТВИЯ ТЕХНОЛОГИИ HMOS С МАЛЫМ ПОТРЕБЛЕНИЕМ ТЕХ
НОЛОГИИ КМОП.
ИСПОЛЬЗОВАНИЕ ГЕОМЕТРИИ 1,5 МКМ И СЛОЕВ МЕТАЛЛИЗАЦИИ ДАЕТ 8038
6 БОЛЕЕ 275000
ТРАНЗИСТОРОВ НА КРИСТАЛЛЛЕ. СЕЙЧАС ВЫПУСКАЮТСЯ ОБА ВАРИАНТА 80386
, РАБОТАЮЩИХ НА
ЧАСТОТЕ I2 И I6 МГЦ БЕЗ СОСТОЯНИЙ ОЖИДАНИЯ, ПРИЧЕМ ВАРИАНТ 8
0386 НА 16 МГЦ
ОБЕСПЕЧИВАЕТ СКОРОСТЬ РАБОТЫ 3-4 МИЛЛИОНА ОПЕРАЦИЙ В СЕКУНДУ.
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 РАЗДЕЛЕН ВНУТРИ НА 6 АВТОНОМНО
И ПАРАЛЛЕЛЬНО
РАБОТАЮЩИХ БЛОКОВ С СООТВЕТСТВУЮЩЕЙ СИНХРОНИЗАЦИЕЙ. ВСЕ ВНУ
ТРЕННИЕ ШИНЫ,
СОЕДИНЯЮЩИЕ ЭТИ БЛОКИ, ИМЕЮТ РАЗРЯДНОСТЬ 32 БИТ. КОНВЕЙЕРН
АЯ ОРГАНИЗАЦИЯ
ФУНКЦИОНАЛЬНЫХ БЛОКОВ В 80386 ДОПУСКАЕТ ВРЕМЕННОЕ НАЛОЖЕНИЕ ВЫПОЛ
НЕНИЯ РАЗЛИЧНЫХ
СТАДИЙ КОМАНДЫ И ПОЗВОЛЯЕТ ОДНОВРЕМЕННО ВЫПОЛНЯТЬ НЕСКОЛЬКО О
ПЕРАЦИЙ. КРОМЕ
КОНВЕЙЕРНОЙ ОБРАБОТКИ ВСЕХ КОМАНД, В 80386 ВЫПОЛНЕНИЕ РЯДА
ВАЖНЫХ ОПЕРАЦИЙ
ОСУЩЕСТВЛЯЕТСЯ СПЕЦИАЛЬНЫМИ АППАРАТНЫМИ УЗЛАМИ. БЛОК УМНОЖЕНИ
Я/ДЕЛЕНИЯ 80386
МОЖЕТ ВЫПОНЯТЬ 32-БИТНОЕ УМНОЖЕНИЕ ЗА 9-41 ТАКТ СИНХРОНИЗАЦИИ, В
ЗАВИСИМОСТИ ОТ
ЧИСЛА ЗНАЧАЩИХ ЦИФР; ОН МОЖЕТ РАЗДЕЛИТЬ 32-БИТНЫЕ ОПЕРАНДЫ ЗА
38 ТАКТОВ (В
СЛУЧАЕ ЧИСЕЛ БЕЗ ЗНАКОВ) ИЛИ ЗА 43 ТАКТА (В СЛУЧАЕ ЧИСЕЛ СО ЗН
АКАМИ). РЕГИСТР
ГРУППОВОГО СДВИГА 80386 МОЖЕТ ЗА ОДИН ТАКТ СДВИГАТЬ ОТ 1 ДО 64 БИ
Т.
ВО МНОГИХ 32-БИТНЫХ ПРИМЕНЕНИЯХ, В ТАКИХ КАК, НАПРИМЕР, ПЕРЕ
ПРОГРАММИРУЕМЫЕ
ЭВМ КОЛЛЕКТИВНОГО ПОЛЬЗОВАНИЯ, ТРЕБУЕТСЯ ПРЕОБРАЗОВАНИЕ ЛОГИЧЕС
КИХ АДРЕСОВ В
ФИЗИЧЕСКИЕ И ЗАЩИТА ПАМЯТИ С ПОМОЩЬЮ БЛОКА УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ,
БУП. В ДРУГИХ
ПРИМЕНЕНИЯХ, НАПРИМЕР, В СИСТЕМАХ УПРАВЛЕНИЯ В РЕАЛЬНОМ ВР
ЕМЕНИ, ЭТО НЕ
8
ТРЕБУЕТСЯ. ДЛЯ БОЛЬШИНСТВА МИКРОПРОЦЕССОРНЫХ СИСТЕМ С 32-БИТН
ОЙ АРХИТЕКТУРОЙ
ТАКОЕ РАЗДЕЛЕНИЕ ФУНКЦИЙ РЕАЛИЗУЕТСЯ ПУТЕМ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ДОПОЛНИТ
ЕЛЬНОГО КОРПУСА
БЛОКА УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ. В ОТЛИЧИЕ ОТ НИХ БУП 80386 ВХОДИТ В СО
СТАВ ПРОЦЕССОРА
КАК ОДИН ИЗ ДВУХ ФУНКЦИОНАЛЬНЫХ БЛОКОВ КОНВЕЙЕРНОЙ СТРУКТУР
Ы. ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА, УПРАВЛЯЮЩАЯ РАБОТОЙ БУП, ПОЗВОЛЯЕТ, НАПРИМЕР, СИСТЕМЕ РЕ
АЛЬНОГО ВРЕМЕНИ
ОБХОДИТЬ СТРАНИЧНОЕ ПРЕОБРАЗОВАНИЕ. ВВЕДЕНИЕ УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ В
НУТРЬ КРИСТАЛЛА
ДАЕТ ПОВЫШЕННУЮ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ В СИСТЕМАХ, ИСПОЛЬЗУЮЩИХ БУП
И НЕ ПРИВОДИТ К
ЕЕ СНИЖЕНИЮ В ТЕХ СИСТМАХ, КОТОРЫЕ БУП НЕ ИСПОЛЬЗУЮТ. ТАКИЕ ХАРАК
ТЕРИСТИКИ СТАЛИ
ВОЗМОЖНЫ БЛАГОДАРЯ СНИЖЕНИЮ ЗАДЕРЖЕК РАСПРОСТРАНЕНИЯ, ИСПОЛЬЗОВАН
ИЮ ВНУТРЕННЕГО
ПОЛУПЕРИОДНОГО ТАКТИРОВАНИЯ И ПАРАЛЛЕЛЬНОЙ РАБОТЫ.
ЕЩЕ ОДНО СВОЙСТВО, НЕОБХОДИМОЕ В ОДНИХ ПРИМЕНЕНИЯХ И НЕ
ТРЕБУЮЩЕЕСЯ В
ДРУГИХ, ЭТО ОБРАБОТКА БОЛЬШИХ ЧИСЕЛ, В ОСОБЕННОСТИ В АРИФМЕТИЧЕСК
ИХ ОПЕРАЦИЯХ С
ПЛАВАЮЩЕЙ ЗАПЯТОЙ С ОДИНАРНОЙ И ДВОЙНОЙ ТОЧНОСТЬЮ. ОПЕРАНДЫ С ПЛА
ВАЮЩЕЙ ЗАПЯТОЙ
ИМЕЮТ БОЛЬШУЮ ДЛИНУ, А НЕОБХОДИМЫЙ НАБОР КОМАНД ДЛЯ ОПЕРАЦИЙ НАД
НИМИ ЯВЛЯЕТСЯ
ДОВОЛЬНО СЛОЖНЫМ; ДЛЯ РЕАЛИЗАЦИИ СТАНДАРТНОГО НАБОРА ОПЕРАЦ
ИЙ С ПЛАВАЮЩЕЙ
ЗАПЯТОЙ В СООТВЕТСТВИИ СО СТАНДАРТОМ IEEE754 ТРЕБУЕТСЯ Н
ЕСКОЛЬКО ТЫСЯЧ
ТРАНЗИСТОРОВ. В ЭТИХ ЦЕЛЯХ В 80386 ИМЕЕТСЯ АППАРАТНОЕ ОБЕСПЕЧ
ЕНИЕ СОВМЕСТНОЙ
РАБОТЫ С ОТДЕЛЬНЫМ МАТЕМАТИЧЕСКИМ СОПРОЦЕССОРОМ. К 80386 МОЖЕТ
БЫТЬ ПОДКЛЮЧЕН
МАТЕМАТИЧЕСКИЙ СОПРОЦЕССОР ЛИБО 80287, ЛИБО БОЛЕЕ ПРОИЗВОДИТЕЛ
ЬНЫЙ 80387. ДЛЯ
ПРИКЛАДНОГО ПРОГРАММНОГО ОБЕСПЕЧЕНИЯ СОПРОЦЕССОРЫ ПРОЗРАЧНЫ; ОНИ
ЛИШЬ РАСШИРЯЮТ
АРХИТЕКТУРУ 80386 С ПОМОЩЬЮ РЕГИСТРОВ, ТИПОВ ДАННЫХ И ОПЕРА
ЦИЙ, ТРЕБУЕМЫХ
СТАНДАРТОМ IEEE754. КОМБИНАЦИЯ 80386 И 80387 МОЖЕТ ИСПОЛНЯ
ТЬ 1,8 МИЛЛИОН
ОПЕРАЦИЙ.
32-БИТНЫЙ ПРОЦЕССОР, РАБОТАЮЩИЙ С ЧАСТОТОЙ 16 МГЦ,
ИМЕЕТ БОЛЬШЕЕ
БЫСТРОДЕЙСТВИЕ, ЧЕМ БОЛЬШИНСТВО БЫСТРОДЕЙСТВУЮЩИХ ПАМЯТЕЙ, ВСЛЕДС
ТВИИ ЧЕГО ЕГО
ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ МОЖЕТ БЫТЬ ОГРАНИЧЕНА ВРЕМЕНАМИ ДОСТУПА К ПАМ
ЯТИ. 80386 БЫЛ
СПРОЕКТИРОВАН ТАК, ЧТОБЫ С МАКСИМАЛЬНОЙ ЭФФЕКТИВНОСТЬЮ ИСПОЛЬЗОВА
ТЬ КАК НАИБОЛЕЕ
БЫСТРОДЕЙСТВУЮЩИЕ СТАТИСТИЧЕСКИЕ ОЗУ, ТАК И НЕДОРОГИЕ ДИНАМИЧЕ
СКИЕ ОЗУ. ДЛЯ
ОБРАЩЕНИЯ К БЫСТРОЙ ПАМЯТИ, НАПРИМЕР ТИПА КЭШ, 80386 ВЫРАБАТЫВ
АЕТ ДВУХТАКТНЫЙ
МАГИСТРАЛЬНЫЙ ЦИКЛ ДЛЯ АДРЕСА/ДАННЫХ. (ПАМЯТИ ТИПА КЭШ 80386 МОГ
УТ ИМЕТЬ ЛЮБОЙ
9
ОБ'ЕМ ОТ МИНИМАЛЬНОГО ПОЛЕЗНОГО 4 КБАЙТ ДО МАКСИМАЛЬНОГО, ОХВ
АТЫВАЮЩЕГО ВСЕ
ФИЗИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО). ОБРАЩЕНИЕ К БОЛЕЕ МЕДЛЕННОЙ
ПАМЯТИ (ИЛИ К
УСТРОЙСТВАМ ВВОДА/ВЫВОДА) МОЖЕТ ПРОИЗВОДИТЬСЯ С ИСПОЛЬЗОВАНИЕ
М КОНВЕЙЕРНОГО
ФОРМИРОВАНИЯ АДРЕСА ДЛЯ УВЕЛИЧЕНИЯ ВРЕМЕНИ УСТАНОВКИ ДАННЫХ ПОС
ЛЕ АДРЕСА ДО 3
ТАКТОВ ПРИ СОХРАНЕНИИ ДВУХТАКТНЫХ ЦИКЛОВ В ПРОЦЕССОРЕ. ВСЛЕДСТВ
ИЕ ВНУТРЕННЕГО
КОНВЕЙЕРНОГО ФОРМОРОВАНИЯ АДРЕСА ПРИ ИСПОЛНЕНИИ КОМАНДЫ, 80386
, КАК ПРАВИЛО,
ВЫЧИСЛЯЕТ АДРЕС И ОПРЕДЕЛЯЕТ СЛЕДУЮЩИЙ МАГИСТРАЛЬНЫЙ ЦИКЛ ВО
ВРЕМЯ ТЕКУЩЕГО
МАГИСТРАЛЬНОГО ЦИКЛА. УЗЕЛ КОНВЕЙЕРНОГО ФОРМИРОВАНИЯ АДРЕСА
ПЕРЕДАЕТ ЭТУ
ОПЕРЕЖАЮЩУЮ ИНФОРМАЦИЮ В ПОДСИСТЕМУ ПАМЯТИ, ПОЗВОЛЯЯ, ТЕМ САМЫМ
, ОДНОМУ БАНКУ
ПАМЯТИ ДЕШИФРИРОВАТЬ СЛЕДУЮЩИЙ МАГИСТРАЛЬНЫЙ ЦИКЛ, В ТО ВРЕМЯ К
АК ДРУГОЙ БАНК
РЕАГИРУЕТ НА ТЕКУЩИЙ МАГИСТРАЛЬНЫЙ ЦИКЛ.
1.3. ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ 1.3. ОБЕС
ПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ 1.3. ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ
С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ
ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ ПОЗВОЛЯЕТ СТАВИТЬ МАКСИМАЛЬНЫЙ ОБ'ЕМ
ПРОГРАММЫ ИЛИ
ГРУППЫ ПРОГРАММ В ЗАВИСИМОСТЬ ОТ ИМЕЮЩЕГОСЯ АДРЕСНОГО ПРОСТРАНСТ
ВА НА ДИСКЕ, А
НЕ ОТ ОБ'ЕМА ФИЗИЧЕСКОЙ ПАМЯТИ (ОЗУ), КОТОРАЯ В НАСТОЯЩЕЕ ВРЕМЯ П
РИБЛИЗИТЕЛЬНО В
400 РАЗ ДОРОЖЕ. ИЗ ВЫТЕКАЮЩЕЙ ОТСЮДА ГИБКОСТИ ВЫИГРЫВАЮТ
ИЗГОТОВИТЕЛИ
ОБОРУДОВАНИЯ (КОТОРЫЕ МОГУТ ПОСТАВЛЯТЬ ИЗДЕЛИЯ, ОТЛИЧАЮ
ЩИЕСЯ ЛИШЬ В
КОНФИГУРАЦИЯХ ПАМЯТИ И В УРОВНЕ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТИ), ПРОГРАММИСТЫ
(КОТОРЫЕ МОГУТ
ПРЕДОСТАВЛЯТЬ УПРАВЛЕНИЕ ХРАНЕНИЕМ ПРОГРАММ ОПЕРАЦИОННЫМ СИСТЕМ
АМ И ИЗБЕГАТЬ
НАПИСАНИЯ ПРОГРАММ С ПЕРЕКРЫВАЮЩИМИСЯ СТРУКТУРАМИ) И КОНЕЧНЫ
Е ПОЛЬЗОВАТЕЛИ
(КОТОРЫЕ МОГУТ ВВОДИТЬ НОВЫЕ И БОЛЬШИЕ ПО ОБ'ЕМУ ПРИКЛАДНЫЕ
ПРОГРАММЫ, НЕ
ОПАСАЯСЬ НЕХВАТКИ ПАМЯТИ).
ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ РЕАЛИЗУЕТСЯ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ С
СООТВЕТСТВУЮЩЕЙ
АППАРАТУРНОЙ ПОДДЕРЖКОЙ. МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ РАБО
ТУ С СИСТЕМАМИ
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТИ С СЕГМЕНТНОЙ ИЛИ СТРАНИЧНОЙ ОРГАНИЗАЦИ
ЕЙ. СЕГМЕНТНАЯ
ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ БОЛЬШЕ ПОДХОДИТ ДЛЯ НЕБОЛЬШИХ 16-БИТНЫХ СИС
ТЕМ, В КОТОРЫХ
ОБ'ЕМ СЕГМЕНТА НЕ ПРЕВЫШАЕТ 64 КБАЙТ. 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ РАБОТ
У С СЕГМЕНТАМИ
ОБ'ЕМОМ ДО 4 ГБАЙТ; ПОЭТОМУ В БОЛЬШИНСТВЕ БОЛЬШИХ СИСТЕМ НА БАЗЕ
80386 СИСТЕМЫ
10
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТИ БУДУТ ИСПОЛЬЗОВАТЬ ВОЗМОЖНОСТЬ СТРАНИЧНОГ
О ЗАПРОСА. ДЛЯ
КАЖДОЙ СТРАНИЦЫ 80386 ВЫРАБАТЫВАЕТ БИТЫ ПРИСУТСТВИЯ, ЗАНЯТОСТИ И
ЛИ РЕГИСТРАЦИИ
ОБРАЩЕНИЯ, КОТОРЫЕ НЕОБХОДИМЫ ДЛЯ ЭФФЕКТИВНОЙ РЕАЛИЗАЦИИ ВИРТУАЛ
ЬНОЙ ПАМЯТИ СО
СТРАНИЧНЫМИ ЗАПРОСАМИ. В СЛУЧАЕ ОБРАЩЕНИЯ К НЕСУЩЕСТВУЮЩЕЙ
СТРАНИЦЕ 80386
АВТОМАТИЧЕСКИ ДЕЛАЕТ ПЕРЕХОД К ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ, ЕСЛИ ОПЕРА
ЦИОННАЯ СИСТЕМА
СЧИТАЛА С ДИСКА ОТСУТСТВУЮЩУЮ СТРАНИЦУ, 80386 ВЫПОЛНЯЕТ КОМ
АНДУ ПОВТОРНО.
ВЫСОКАЯ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ В РАБОТЕ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ ОБЕСПЕЧ
ИВАЕТСЯ В 80386
ИСПОЛЬЗОВАНИЕМ ВНУТРЕННЕЙ КЭШ-ПАМЯТИ ДЛЯ ХРАНЕНИЯ СТРАНИЧНОЙ
ИНФОРМАЦИИ. ЭТА
КЭШ-ПАМЯТЬ (НАЗЫВАЕМАЯ БУФЕРОМ ПРОСМОТРА ТРАНСЛЯЦИИ, TLB) СОДЕРЖ
ИТ ИНФОРМАЦИЮ О
РАСПРЕДЕЛЕНИИ АДРЕСОВ 32 СТРАНИЦ, ИСПОЛЬЗОВАВШИХСЯ ПОСЛЕДН
ИМИ. СТРАНИЦЫ
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТИ 80386 ИМЕЮТ ОБ'ЕМ 4 КБАЙТ, ХРАНЯ ОДНОВРЕМЕНН
О РАСПРЕДЕЛЕНИЕ
128 КБАЙТ ПАМЯТИ, БУФЕР TLB ПОЗВОЛЯЕТ 80386 ПРЕОБРАЗОВАТЬ
АДРЕСА ВНУТРИ
КРИСТАЛЛА, НЕ ОБРАЩАЯСЬ К ХРАНЯЩЕЙСЯ В ПАМЯТИ ТАБЛИЦЕ СТРАНИ
Ц. В ТИПИЧНЫХ
СИСТЕМАХ 98-99% ПОИСКА АДРЕСОВ БУДЕТ ОСУЩЕСТВЛЯТЬСЯ ЧЕРЕЗ БУФЕР T
LB.
1.4. МЕХАНИЗМЫ ЗАЩИТЫ 1.4. МЕХАНИЗМЫ ЗАЩИТЫ 1.4. М
ЕХАНИЗМЫ ЗАЩИТЫ
ВЫПОЛНЯЯ 3-4 МИЛЛИОНА ОПЕРАЦИЙ В СЕКУНДУ, 80386 ИМЕ
ЕТ ДОСТАТОЧНО
ВЫЧИСЛИТЕЛЬНОЙ МОЩНОСТИ ДЛЯ ОБЕСПЕЧЕНИЯ САМЫХ СЛОЖНЫХ СИСТЕМ, СОС
ТОЯЩИХ ИЗ СОТЕН
ИЛИ ТЫСЯЧ ПРОГРАММНЫХ МОДУЛЕЙ. В ТАКИХ СИСТЕМАХ ВОПРОС ЗАКЛЮЧАЕ
ТСЯ НЕ В ТОМ,
БУДУТ ЛИ ОШИБКИ, А В ТОМ КАК ИХ НАКТИ И ПОВОЗМОЖНОСТИ БЫСТР
О УСТРАНИТЬ И
НАСКОЛЬКО ИХ ДЕЙСТВИЕ МОЖЕТ БЫТЬ ОГРАНИЧЕНО. ТАКИЕ СИСТЕМЫ МО
ГУТ БЫТЬ БЫСТРО
ОТЛАЖЕНЫ И СДЕЛАНЫ БОЛЕЕ НАДЕЖНЫМИ ПРИ СЕРИЙНОМ ОСВОЕНИИ, ЕСЛИ
ПРОЦЕССОР БУДЕТ
ПРОВЕРЯТЬ КАЖДУЮ КОМАНДУ ПО КРИТЕРИЮ ЗАЩИТЫ. ПРИ ЭТОМ СТЕПЕНЬ И Т
ИП ИСПОЛЬЗУЕМОЙ
ЗАЩИТЫ ЗАВИСИТ ОТ КОНКРЕТНОГО ПРИМЕНЕНИЯ. ОБЫЧНО ПРОСТЫЕ СИС
ТЕМЫ РЕАЛЬНОГО
ВРЕМЕНИ РАБОТАЮТ ДОСТАТОЧНО ХОРОШО БЕЗ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ЗАЩ
ИТЫ. РАЗЛИЧНЫЕ
ТРЕБОВАНИЯ К ЗАЩИТЕ МОГУТ БЫТЬ НАИБОЛЕЕ ПОЛНО УДОВЛЕТВОРЕНЫ С
ПОМОЩЬЮ НАБОРА
ВЫБОРОЧНО ИСПОЛЬЗУЕМЫХ ФУНКЦИЙ ЗАЩИТЫ, ВВЕДЕННЫХ В 80386:
- РАЗДЕЛЕНИЕ АДРЕСНЫХ ПРОСТРАНСТВ ЗАДАЧ;
11
- ВВЕДЕНИЕ 0-4 УРОВНЕЙ ПРИВИЛЕГИЙ ;
- ИСПОЛЬЗОВАНИЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫХ КОМАНД (НАПРИМЕР, HALT);
- РАЗДЕЛЕНИЕ СЕГМЕНТОВ ПО ТИПАМ (НАПРИМЕР, КОДОВЫЙ СЕГМЕ
НТ ИЛИ СЕГМЕНТ
ДАННЫХ);
- ВВЕДЕНИЕ ПРАВ ДОСТУПА К СЕГМЕНТАМ И СТРАНИЦАМ (НАПРИМЕ
Р, ПРАВО ТОЛЬКО
ЧТЕНИЯ ИЛИ ТОЛЬКО ИСПОЛНЕНИЯ);
- ПРОВЕРКА ГРАНИЦ СЕГМЕНТА.
ДЛЯ СОХРАНЕНИЯ МАКСИМЕЛЬНОЙ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТИ ВСЕ ПРОВЕРКИ
ЗАЩИТЫ В 80386
ВЫПОЛНЯЮТСЯ ОДНОВРЕМЕННО С ВЫПОЛНЕНИЕМ КОМАНДЫ.
1.5. РАСШИРЕННЫЕ ВОЗМОЖНОСТИ ОТЛАДКИ 1.5. РАСШИРЕННЫЕ В
ОЗМОЖНОСТИ ОТЛАДКИ 1.5. РАСШИРЕННЫЕ ВОЗМОЖНОСТИ ОТЛАДКИ
ЧЕТЫРЕ ВНУТРЕННИХ ОТЛАДОЧНЫХ РЕГИСТРА 80386 ПОМОГАЮТ ЗНАЧИТ
ЕЛЬНО СОКРАТИТЬ
ВРЕМЯ ОТЛАДКИ ПРОГРАММЫ. ЭТИ РЕГИСТРЫ РАБОТАЮТ НЕЗАВИСИМО ОТ СИ
СТЕМЫ ЗАЩИТЫ И
ПОЭТОМУ МОГУТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНЫ В ЛЮБЫХ СИСТЕМАХ, ВКЛЮЧАЯ ТЕ,
КОТОРЫЕ БУДУТ
РАБОТАТЬ БЕЗ ЗАЩИТЫ. НЕ МЕНЕЕ ВАЖНО И ТО, ЧТО ОНИ ДАЮТ ВОЗМОЖНОСТ
Ь УСТАНАВЛИВАТЬ
КОНТРОЛЬНЫЕ ТОЧКИ ДАННЫХ, ПОМИМО КОНТРОЛЬНЫХ ТОЧЕК КОМАНД. 80386
ОТСЛЕЖИВАЕТ ВСЕ
ЧЕТЫРЕ ТЕКУЩИХ АДРЕСНЫХ КОНТРОЛЬНЫХ ТОЧКИ ОДНОВРЕМЕННО, НЕ
СНИЖАЯ СКОРОСТИ
ВЫПОЛНЕНИЯ ПРОГАРММЫ.
КОНТРОЛЬНЫЕ ТОЧКИ КОМАНД ВЫЗЫВАЮТ ПЕРЕХОД (ОБЫЧНО В ПРОГРАММ
У-ОТЛАДЧИК) ПРИ
ВЫПОЛНЕНИИ КОМАНДЫ, В БОЛЬШИНСТВЕ ПРОЦЕССОРОВ ЭТО ОСУЩЕСТВЛЯ
ЕТСЯ С ПОМОЩЬЮ
СПЕЦИАЛЬНОЙ КОМАНДЫ, КОТОРУЮ ОТЛАДЧИК ЗАПИСЫВАЕТ ПОСЛЕ КОМАНДЫ,
ПРЕДСТАВЛЯЮЩЕЙ
ИНТЕРЕС. ЗАДАВАЯ АДРЕСА КОНТРОЛЬНЫХ ТОЧЕК В РЕГИСТРАХ, 80
386 УСТРАНЯЕТ
ПРОГРАММНЫЕ ИСКАЖЕНИЯ, НЕИЗБЕЖНЫЕ ПРИ ВНЕСЕНИИ КОМАНД ПЕРЕХОДА В
ЗАЩИЩЕННУЮ ИЛИ
ОБЩУЮ ЧАСТЬ ПРОГРАММЫ. КОНТРОЛЬНЫЕ ТОЧКИ ДАННЫХ, НАЛИЧИЕ КОТОРЫХ
ЯВЛЯЕТСЯ, ДЛЯ
МИКРОПРОЦЕССОРА СВОЙСТВОМ УНИКАЛЬНЫМ, ДЛЯ ЦЕЛЕЙ ОТЛАДКИ ОСОБЕН
НО ПОЛЕЗНЫ. ПО
КОНТРОЛЬНОЙ ТОЧКЕ ДАННЫХ МОЖНО УСТАНОВИТЬ МОМЕНТ ЧТЕНИЯ АДРЕСА ИЛ
И ЖЕ МОМЕНТ ЕГО
ЗАПИСИ ИЛИ ЧТЕНИЯ. ИСПОЛЬЗУЯ КОНТРОЛЬНЫЕ ТОЧКИ ДАННЫХ, ПРОГ
РАММИСТ МОЖЕТ,
НАПРИМЕР, БЫСТРО УСТАНОВИТЬ КОМАНДУ, ОТВЕТСТВЕННУЮ ЗА ОШИБО
ЧНУЮ ЗАПИСЬ В
СТРУКТУРЕ ДАННЫХ.
12
КРОМЕ РЕГИСТРОВ КОНТРОЛЬНЫХ ТОЧЕК, 80386 ИМЕЕТ И БОЛЕ
Е ТРАДИЦИОННЫЕ
ОТЛАДОЧНЫЕ ФУНКЦИИ В ВИДЕ КОНТРОЛЬНЫХ ТОЧЕК КОМАНД И ПОШАГО
ВОГО ИСПОЛНЕНИЯ
ПРОГРАММЫ.
1.6. СОВМЕСТИМОСТЬ С МИКРОПРОЦЕССОРАМИ 8086/80286 1.6.
СОВМЕСТИМОСТЬ С МИКРОПРОЦЕССОРАМИ 8086/80286 1.6. СОВМЕСТИМО
СТЬ С МИКРОПРОЦЕССОРАМИ 8086/80286
ДВА ПОКОЛЕНИЯ ПРОЦЕССОРОВ СЕМЕЙСТВА 86 ПРЕДШЕСТВУЮТ ПРОЦ
ЕССОРУ 80386 -
80286 И 8086, С КАЖДЫМ ИЗ НИХ 80386 СОВМЕСТИМ НА УРОВНЕ
ДВОИЧНЫХ КОДОВ.
БЛАГОДАРЯ ТАКОЙ СОВМЕСТИМОСТИ ЭКОНОМЯТСЯ ПРОГРАММНЫЕ ЗАТРАТЫ,
ОБЕСПЕЧИВАЕТСЯ
БЫСТРЫЙ ВЫХОД НА РЫНОК И ДОСТУП К ОБШИРНОЙ БИБЛИОТЕКЕ ПРОГРАММНО
ГО ОБЕСПЕЧЕНИЯ,
НАПИСАННОГО ДЛЯ МАШИН НА БАЗЕ МИКРОПРОЦЕССОРОВ СЕМЕЙСТВА 86.
МИКРОПРОЦЕССОР 80386, КОНЕЧНО, МОЖЕТ ВЫПОЛНЯТЬ ПРОГРАММЫ ДЛЯ
8086, ОН ТАКЖЕ
МОЖЕТ ОДНОВРЕМЕННО ВЫПОЛНЯТЬ ПРОГРАММЫ ДЛЯ 80286 И 80386. ОДНАКО
НАИБОЛЕЕ ВАЖНЫМ
СВОЙСТВОМ СОВМЕСТИМОСТИ 80386 ПРЕДСТАВЛЯЕТСЯ СВОЙСТВО, НАЗЫВАЕМО
Е VIRTUAL 86 (
ВИРТУАЛЬНЫЙ 86), УСТАНАВЛИВАЮЩЕЕ ЗАЩИЩЕННУЮ СТРУКТУРУ ДЛЯ 8086
ВНУТРИ СИСТЕМЫ
ЗАДАЧ 80386. ДОПОЛНЯЯ СВОЙСТВО ВИРТУАЛЬНОГО 8086 СТРАНИЧНОЙ ОРГАН
ИЗАЦИЕЙ ПАМЯТИ,
80386 МОЖЕТ ЗАКРЕПИТЬ ЗА КАЖДОЙ ЗАДАЧЕЙ ВИРТУАЛЬНОГО 8086 1 МБА
ЙТНОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО В ЛЮБОЙ ОБЛАСТИ ФИЗИЧЕСКОГО АДРЕСНОГО ПРОСТРАНСТВ
А 80386. БОЛЕЕ
ТОГО, ЕСЛИ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ РАБОТУ С ВИРТУ
АЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ,
ТО ЗАДАЧИ ВИРТУАЛЬНОГО 8086 МОГУТ ПЕРЕНОСИТЬСЯ С ДИСКА И ОБРА
ТНО КАК ЛЮБЫЕ
ДРУГИЕ ЗАДАЧИ. ТАКИМ ОБРАЗОМ, СВОЙСТВО ВИРТУАЛЬНОГО 8086 П
ОЗВОЛЯЕТ 80386
ОДНОВРЕМЕННО ВЫПОЛНЯТЬ ПРОГРАММЫ, НАПИСАННЫЕ ДЛЯ ТРЕХ ПОКОЛЕНИЙ С
ЕМЕЙСТВА 86.
1.7. ЗАКЛЮЧЕНИЕ 1.7. ЗАКЛЮЧЕНИЕ 1.7. ЗАКЛЮЧЕНИЕ
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ ТУ БАЗОВУЮ ПРОИЗВОДИТЕЛЬ
НОСТЬ, КОТОРАЯ
НЕОБХОДИМА ДЛЯ ПОСТРОЕНИЯ ВЫСОКОПРОИЗВОДИТЕЛЬНЫХ МИКРОПРОЦЕС
СОРНЫХ СИСТЕМ.
АРХИТЕКТУРА 80386 ДОСТАТОЧНО ГИБКА: НЕ ОРИЕНТИРУЯСЬ НА ОДНО П
РЕДСТАВЛЕНИЕ О
ВЫЧИСЛИТЕЛЬНОЙ МАШИНЕ, ОНА ДАЕТ РАЗРАБОТЧИКАМ СИСТЕМ ВОМОЖНО
СТЬ ВЫБИРАТЬ ТЕ
13
ВАРИАНТЫ, КОТОРЫЕ НАИЛУЧШИМ ОБРАЗОМ ПОДХОДЯТ ДЛЯ КОНКРЕТНОГО ПРИМ
ЕНЕНИЯ.
ПОЛНЫЙ НАБОР СВОЙСТВ ДЛЯ УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ, ВКЛЮЧАЮЩИ
Й СЕГМЕНТАЦИЮ,
СТРАНИЧНОЕ РАЗДЕЛЕНИЕ И ОБЕСПЕЧЕНИЕ РАБОТЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТ
ЬЮ, РЕАЛИЗУЕТСЯ
ВНУТРИ КРИСТАЛЛА. ДО ЧЕТЫРЕХ УРОВНЕЙ ЗАЩИТЫ МОЖЕТ БЫТЬ ИС
ПОЛЬЗОВАНО ДЛЯ
ВОЗВЕДЕНИЯ ГРАНИЦ МЕЖДУ ПРОГРАММНЫМИ КОМПОНЕНТАМИ, ОДНАКО ЗАЩ
ИТА МОЖЕТ И НЕ
ИСПОЛЬЗОВАТЬСЯ. ЗАДАЧИ ВИРТУАЛЬНОГО 8086 МОГУТ ОБОГАТИТЬ 32
-БИТНЫЕ СИСТЕМЫ
НЕОБЫЧАЙНО БОЛЬШИМ НАБОРОМ СТАНДАРТНЫХ ПРОГРАММ, УЖЕ РАЗРАБОТАНН
ЫХ ДЛЯ МАШИН НА
БАЗЕ 8086.
ПРОИЗВИДИТЕЛЬНОСТЬ И ГИБКОСТЬ МИКРОПРОЦЕССОРА 80386 МОГУТ
БЫТЬ ДОПОЛЕНЫ
ДРУГИМИ УСТРОЙСТВАМИ ФИРМЫ ИНТЕЛ И ДОВЕДЕНЫ ДО МАКСИМУМА. К ЭТ
ИМ УСТРОЙСТВАМ
ОТНОСЯТСЯ КОНТРОЛЛЕРЫ ЛОКАЛЬНЫХ СЕТЕЙ, УСОВЕРШЕНСТВАННЫЕ КОНТ
РОЛЛЕРЫ ПРЯМОГО
ДОСТУПА К ПАМЯТИ, КОНТРОЛЛЕРЫ ДИСКОВ И ГРАФИЧЕСКИЕ СОПРОЦЕССОРЫ.
2. ПРИКЛАДНАЯ АРХИТЕКТУРА
2. ПРИКЛАДНАЯ АРХИТЕКТУРА
2. ПРИКЛАДНАЯ АРХИТЕКТУРА
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ДАЕТ РАЗРАБОТЧИКУ ПРИКЛАДНЫХ ПРОГ
РАММ НА ЯЗЫКЕ
АССЕМБЛЕРА ИЛИ РАЗРАБОТЧИКУ КОМПИЛЯТОРА ШИРОКИЙ НАБОР 32-БИТНЫ
Х РЕСУРСОВ. В
ДАННОЙ ГЛАВЕ ЭТИ РЕСУРСЫ РАССМАТРИВАЮТСЯ В ТРЕХ РАЗДЕЛАХ:
1) РЕГИСТРЫ;
2) ПАМЯТЬ И ЛОГИЧЕСКАЯ АДРЕСАЦИЯ;
3) ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ.
2.1. РЕГИСТРЫ 2.1. РЕГИСТРЫ 2.1. РЕГИСТРЫ
ВО ВСЕХ ВЫЧИСЛИТЕЛЬНЫХ МАШИНАХ, ВКЛЮЧАЯ 80386, ИМЕЮТСЯ РЕ
ГИСТРЫ, КОТОРЫЕ
ПРОГРАММИСТЫ МОГУТ ИСПОЛЬЗОВАТЬ ДЛЯ СРОЧНОГО ПРОМЕЖУТОЧНОГО ХРАН
ЕНИЯ. К ДАННЫМ,
ХРАНЯЩИМСЯ В ЭТИХ РЕГИСТРАХ, МОЖНО ОБРАТИТЬСЯ БЕЗ МАГИСТРАЛЬН
ЫХ ЦИКЛОВ, ЧТО
СОКРАЩАЕТ ВРЕМЯ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ КОМАНДЫ И ПРЕДОСТАВЛЯЕТ БОЛЬШЕ
МАГИСТРАЛЬНОГО
ВРЕМЕНИ ДРУГИМ ПРОЦЕССОРОМ, НАПРИМЕР, КОНТРОЛЛЕРАМ ПРЯМОГО ДОСТ
УПА К ПАМЯТИ. В
14
80386 ИМЕЕТСЯ ВОСЕМЬ ПРОГРАММНО ДОСТУПНЫХ ОБЩИХ РЕГИСТРОВ, ЕЩЕ ВО
СЕМЬ РЕГИСТРОВ
ДОБАВЛЯЕТСЯ ПРИ ПОДКЛЮЧЕНИИ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 80287
ИЛИ 80387. ДВА
ДРУГИХ РЕГИСТРА 80386, ПРЕДНАЗНАЧЕННЫХ НЕ ДЛЯ ХРАНЕНИЯ ДАННЫХ, А
ДЛЯ ХРАНЕНИЯ
СТАТУСА И УПРАВЛЕНИЯ ПРОЦЕССОРОМ, ТАКЖЕ ВАЖНЫ ДЛЯ ПРОГРАММИСТ
ОВ. ЭТО РЕГИСТР
ФЛАГОВ И СЧЕТЧИК КОМАНД.
2.1.1. ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ 2.1.1. ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ 2.1.1.
ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ
КАК ВИДНО ИЗ РИС.2-1, ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ 80386 ИМЕЮТ РАЗРЯ
ДНОСТЬ 32 БИТ,
ВНУТРЕННИЕ ШИНЫ ДАННЫХ, ВНЕШНИЕ ШИНЫ ДАННЫХ И АДРЕСА ПРОЦЕССО
РА ТАКЖЕ ИМЕЮТ
РАЗРЯДНОСТЬ 32 БИТ. В СООТВЕТСТВИИ С ЛЮБЫМ ОБЩЕ ПРИНЯТЫМ ОПР
ЕДЕЛЕНИЕМ 80386
ЯВЛЯЮТСЯ 32-БИТНОЙ МАШИНОЙ. ОДНАКО В СООТВЕТСТВИИ С ПР
АКТИКОЙ ДРУГИХ
ПРОЦЕССОРОВ, ПРЕДШЕСТВЕННИКАМИ КОТОРЫХ БЫЛИ 16-БИТНЫЕ МАШИНЫ,
ПРИНЯТО, ЧТО В
80386 СЛОВО ОЗНАЧАЕТ 16 БИТ, А 32-БИТА ОБРАЗУЮТ ДВОЙНОЕ СЛОВО.
КАК ВИДНО ИЗ РИС.2-1 ВСЕ ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ МОГУТ ИСПОЛЬЗОВАТ
ЬСЯ КАК 16 ИЛИ
32-БИТНЫЕ РЕГИСТРЫ, А ЧЕТЫРЕ ИЗ НИХ МОГУТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНЫ
И КАК 8-БИТНЫЕ
РЕГИСТРЫ. ПОЧТИ ВО ВСЕХ ОПЕРАЦИЯХ ЛЮБОЙ ОБЩИЙ РЕГИСТР МОЖЕТ БЫТЬ
ОПРЕДЕЛЕН КАК
ОПЕРАНД. ЛЮБЫЕ ДВА РЕГИСТРА, НАПРИМЕР, МОГУТ БЫТЬ ПЕРЕМНОЖЕ
НЫ. АНАЛОГИЧНЫМ
ОБРАЗОМ, ЛЮБОЙ РЕГИСТР ПРИ ВЫЧИСЛЕНИИ АДРЕСА МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЗ
ОВАН В КАЧЕСТВЕ
БАЗОВОГО ИЛИ ИНДЕКСНОГО. ПОСКОЛЬКУ В ЛЮБОЙ ПРАКТИЧЕСКОЙ ПРОГ
РАММЕ ТРЕБУЕТСЯ
СТЕК, ОБЩИЙ РЕГИСТР ESP ПОДРАЗУМЕВАЕТСЯ КАК УКАЗАТЕЛЬ ВЕРШИНЫ СТЕ
КА.
2.1.2. ФЛАГИ И СЧЕТЧИК КОМАНД 2.1.2. ФЛАГИ И СЧЕТЧИК КО
МАНД 2.1.2. ФЛАГИ И СЧЕТЧИК КОМАНД
НА РИС.2-2 ПОКАЗАН ФОРМАТ РЕГИСТРА ФЛАГОВ 80386. ФЛАГИ
ДЕЛЯТСЯ НА ТРИ
КЛАССА: СТАТУСНЫЕ, УПРАВЛЯЮЩИЕ И СИСТЕМНЫЕ. ПРОЦЕССОР УСТАНАВЛ
ИВАЕТ СТАТУСНЫЕ
ФЛАГИ ПОСЛЕ МНОГИХ КОМАНД, ЧТОБЫ ОТРАЗИТЬ РЕЗУЛЬТАТ ОПЕРАЦИИ. НАП
РИМЕР, ЕСЛИ ДВА
ОПЕРАНДА ПРИ СРАВНЕНИИ ОКАЗЫВАЮТСЯ РАВНЫМИ, ТО ПРОЦЕССОР УСТ
АНАВЛИВАЕТ ФЛАГ
НУЛЕВОГО РЕЗУЛЬТАТА. ДРУГИЕ КОМАНДЫ, ПРЕИМУЩЕСТВЕННО КОМАНДЫ УСЛО
ВНОГО ПЕРЕХОДА,
15
ПРОВЕРЯЮТ ФЛАГ СТАТУСА И ДАЮТ РАЗЛИЧНЫЕ РЕЗУЛЬТАТЫ В ЗАВИСИМОСТ
И ОТ СОСТОЯНИЯ
ФЛАГА. ПРОГРАММИСТ МОЖЕТ УСТАНАВЛИВАТЬ ФЛАГИ УПРАВЛЕНИЯ ДЛЯ ИЗМЕ
НЕНИЯ СЕМАНТИКИ
НЕКОТОРЫХ КОМАНД. НАПРИМЕР, КОМАНДА ПРОСМОТРА СТРОКИ МОЖЕТ ИМЕТ
Ь НАПРАВЛЕНИЕ В
СТОРОНУ БОЛЬШИХ ИЛИ МЕНЬШИХ АДРЕСОВ В ЗАВИСИМОСТИ ОТ С
ОСТОЯНИЯ ФЛАГА
НАПРАВЛЕНИЯ. СИСТЕМНЫЕ ФЛАГИ ПРЕДНАЗНАЧЕНЫ ДЛЯ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ
ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМОЙ И В ПРИКЛАДНЫХ ПРОГРАММАХ МОГУТ ИГНОРИРОВАТЬСЯ. (
СИСТЕМНЫЕ ФЛАГИ
РАССМАТРИВАЮТСЯ В ГЛАВЕ 3). НА ПРАКТИКЕ ДЛЯ ИСКЛЮЧЕНИЯ ВОЗМОЖ
НОГО ИЗМЕНЕНИЯ
СИСТЕМНЫХ ФЛАГОВ ПРИКЛАДНЫМИ ПРОГРАММАМИ МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНА
СИСТЕМА ЗАЩИТЫ
80386.
1 - СТАТУСНЫЕ ФЛАГИ
2 - ПЕРЕНОС
3 - ЧЕТНОСТЬ
4 - ВСПОМОГАТЕЛЬНЫЙ ПЕРЕНОС
5 - НОЛЬ
6 - ЗНАК
7 - ПЕРЕПОЛНЕНИЕ
-------------------------------------------------------
------------
! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! !
! ! ! !
-------------------------------------------------------
------------
8 -
9 -
10 -
11 -
12 -
13 -
14 -
15 -
16 -
РИС.2-2 РЕГИСТР ФЛАГОВ
СЧЕТЧИК КОМАНД 80386, ОБОЗНАЧАЕМЫЙ EIP, ИМЕЕТ РАЗРЯДНОСТЬ
32 БИТ. СЧЕТЧИК
КОМАНД УПРАВЛЯЕТ ВЫБОРКОЙ КОМАНД (ВКЛЮЧАЯ ПРЕДВАРИТЕЛЬНУЮ ВЫ
БОРКУ) И ПОСЛЕ
ВЫПОЛНЕНИЯ КОМАНДЫ ПРОЦЕССОР АВТОМАТИЧЕСКИ УВЕЛИЧИВАЕТ ЕГО НА
I. СОДЕРЖИМОЕ
СЧЕТЧИКА КОМАНД МЕНЯЕТСЯ ПО ПРЕРЫВАНИЯМ, В ОСОБЫХ И ПРИ ВЫП
ОЛНЕНИИ КОМАНД
МЕНЯЕТСЯ ПО ПРЕРЫВАНИЯМ, В ОСОБЫХ СЛУЧАЯХ И ПРИ ВЫПОЛНЕНИИ К
ОМАНД ПЕРЕДАЧИ
УПРАВЛЕНИЯ, НАПРИМЕР, ПЕРЕХОДАХ И ВЫЗОВАХ.
16
2.1.3. РЕГИСТРЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 2.1.3. РЕГ
ИСТРЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 2.1.3. РЕГИСТРЫ МАТЕМАТИЧ
ЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА
РЕГИСТРЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА, ПОКАЗАННЫЕ НА РИС
.2-3, ПОВЫШАЮТ
ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ СИСТЕМ С БОЛЬШИМ ОБ'ЕМОМ ВЫЧИСЛЕНИЙ. ПРИ ПОДК
ЛЮЧЕНИИ К 80386
МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 80287 ИЛИ 80387 ЭТИ РЕГИСТРЫ ДОБАВ
ЛЯЮТСЯ К 80386.
ХОТЯ МАТЕМАТИЧЕСКИЙ СОПРОЦЕССОР РАСПОЗНАЕТ ФОРМАТЫ ЦЕЛЫХ, УПАКОВА
ННЫХ ДЕСЯТИЧНЫХ
И ЧИСЕЛ С ПЛАВАЮЩЕЙ ЗАПЯТОЙ РАЗЛИЧНОЙ ДЛИНЫ, ВНУТРИ НЕГО ВСЕ ВЕЛИ
ЧИНЫ ХРАНЯТСЯ В
ФОРМАТЕ С ПЛАВАЮЩЕЙ ЗАПЯТОЙ В РЕГИСТРОВОМ СТЕКЕ 8Х80 БИТ. В
МАТЕМАТИЧЕСКИХ
ОПЕРАЦИЯХ МОГУТ БЫТЬ КАК НЕЯВНЫЕ ССЫЛКИ НА ВЕРХНИЕ ЭЛЕМЕНТЫ СТЕК
А, ТАК И ЯВНЫЕ
НА ДРИГИЕ РЕГИСТРЫ. СТАТУСНЫЙ РЕГИСТР СОДЕРЖИТ УКАЗАТЕЛЬ ВЕРШИНЫ
СТЕКА, ФЛАГИ,
ИДЕНТИФИЦИРУЮЩИЕ ОСОБЫЕ СЛУЧАИ (НАПРИМЕР, ПЕРЕПОЛНЕНИЕ) И К
ОДЫ СОСТОЯНИЙ,
ОТРАЖАЮЩИЕ РЕЗУЛЬТАТ ПОСЛЕДНЕЙ КОМАНДЫ. РЕГИСТР УПРАВЛЕНИЯ
СОДЕРЖИТ БИТЫ
ВАРИАНТОВ И МАСОК, КОТОРЫЕ ПРОГРАММИСТ МОЖЕТ УСТАНАВЛИВАТЬ ДЛЯ В
ЫБОРА АЛГОРИТМА
ОКРУГЛЕНИЯ, ИНТЕРПРЕТАЦИИ БЕСКОНЕЧНОСТИ, А ТАКЖЕ ЗАДАНИЯ ТО
ГО, КАК БУДУТ
ОБРАБАТЫВАТЬСЯ ОСОБЫЕ СЛУЧАИ - СОПРОЦЕССОРОМ ИЛИ ПРОГРАММНО.
1-REGISTER STACK
79 78 64 65 0
------------------------------------------
! ! EXSPONENT ! SIGNIFICAND !
------------------------------------------
! ! 2 ! 3 !
------------------------------------------
! ! ! !
------------------------------------------
! ! ! !
------------------------------------------
! ! ! !
------------------------------------------
! ! ! !
------------------------------------------
15 0
!-----------------------
4- ! CONTHOL REGISTER !
------------------------
5- ! STATUS REGISTER !
------------------------
РИС.2-3 РЕГИСТРЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА; 1 - РЕГИСТР
ОВЫЙ СТЕК; 2 -
ПОРЯДОК; 3 - МАНТИССА; 4 - РЕГИСТР УПРАВЛЕНИЯ; 5 - РЕГИСТР СТАТУС
А.
17
2.2. ПАМЯТЬ И ЛОГИЧЕСКАЯ АДРЕСАЦИЯ 2.2. ПАМЯТЬ И ЛОГИЧЕ
СКАЯ АДРЕСАЦИЯ 2.2. ПАМЯТЬ И ЛОГИЧЕСКАЯ АДРЕСАЦИЯ
ДЛЯ АДРЕСАЦИИ ОПЕРАДНДОВ В 4Г БАЙТНОМ ФИЗИЧЕСКОМ АДРЕСНО
М ПРОСТРАНСТВЕ
ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГРАММЫ 80386 ИСПОЛЬЗУЮТ ЛОГИЧЕСКУЮ АДРСАЦ
ИЮ. ПРОЦЕССОР
АВТОМАТИЧЕСКИ ТРАНСЛИРУЕТ ЭТИ ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА В ФИЗИЧЕСКИЕ,
КОТОРЫЕ ЗАТЕМ
ВЫДАЮТСЯ НА СИСТЕМНУЮ МАГИСТРАЛЬ. КАК БУДЕТ РАССМОТРЕНО БОЛЕЕ П
ОДРОБНО В ГЛАВЕ
3, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА 80386 МОЖЕТ ПЕРЕСТРАИВАТЬ ПРЕДСТАВЛ
ЕНИЕ ПРИКЛАДНОЙ
ПРОГРАММЫ О ЕЕ ЛОГИЧЕСКОМ АДРЕСНОМ ПРОСТРАНСТВЕ. НАПРИМЕР, ОПЕРАЦ
ИОННАЯ СИСТЕМА
80386 МОЖЕТ ОПРЕДЕЛИТЬ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ТАК, КАК
ЭТО ДЕЛАЕТСЯ ВО
МНОГИХ АРХИТЕКТУРАХ , А ИМЕННО, КАК ПРОСТОЙ МАССИВ ИЗ 2 БАЙТ. С
ДРУГОЙ СТОРОНЫ,
ОНА МОЖЕТ ОРГАНИЗОВАТЬ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО КАК
НАБОР СЕГМЕНТОВ
ПЕРЕМЕННОЙ ДЛИНЫ. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ОПРЕДЕЛИТЬ КАК
БОЛЬШОЕ ЧИСЛО
СЕГМЕНТОВ, ТАК И ВСЕГО НЕСКОЛЬКО, В ЗАВИСИМОСТИ ОТ ЕЕ ПРЕДСТАВЛЕН
ИЯ О ЛОГИЧЕСКОЙ
ПАМЯТИ; 80386 НЕ ДИСКТУЕТ КОНКРЕТНОЕ ИСПОЛЬЗОВАНИЕ СЕГМЕНТО
В И ПОЗВОЛЯЕТ
ИСПОЛЬЗОВАТЬ ИХ ТАК, КАК ТОГО ТРЕБУЕТ ДАННОЕ ПРИМЕНЕНИЕ. ЧИ
ТАЯ ДАЛЬНЕЙШИЕ
РАЗДЕЛЫ, СЛЕДУЕТ ПОМНИТЬ О ТОМ, ЧТО СТЕПЕНЬ АКТИВНОГО ИСПОЛЬЗО
ВАНИЯ СЕГМЕНТОВ
ПРИКЛАДНОЙ ПРОГРАММОЙ ЗАВИСИТ ОТ ТОГО, КАК ОНИ ОРГАНИЗОВАН
Ы ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМОЙ.
2.2.1. СЕГМЕНТЫ 2.2.1. СЕГМЕНТЫ 2.2.1. СЕГМЕНТЫ
КАК БЫЛО ОТМЕЧЕНО ВЫШЕ, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ОПРЕД
ЕЛИТЬ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО КАК ОДИН ИЛИ НЕСКОЛЬКО СЕГМЕНТОВ. СЕГМЕНТЫ ЯВЛЯЮТ
СЯ ЛОГОЧЕСКИМИ
БЛОКАМИ, ХОРОШО ПРИСПОСОБЛЕННЫМИ ПОД ПРОГРАММНЫЕ СТРУКТУРЫ, КО
ТОРЫЕ ПО СУТИ
СВОЕЙ ИМЕЮТ ПЕРЕМЕННУЮ ДЛИНУ. НАПРИМЕР, 1516-БАЙТНАЯ ПРОЦЕ
ДУРА ПОЛНОСТЬЮ
СОДЕРЖИТ СЕГМЕНТЕ 1516 БАЙТ, ТАК ЖЕ, КАК И 8 МБАЙТНЫЙ МАС
СИВ (НАПРИМЕР,
ДИСПЛЕЙНЫЙ БУФЕР 1028X1028X8) ПОЛНОСТЬЮ ВХОДИТ В СЕГМЕНТ ТАКОГО Ж
Е РАЗМЕРА. ИМЕЯ
ДЛЯ СЕГМЕНТОВ СООТВЕТСТВУЮЩИЕ АРХИТЕКТУРНЫЕ РЕШЕНИЯ, 80
386 ПОВЫШАЕТ
18
ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ СИСТЕМ, В КОТОРЫХ МЕХАНИЗМ СТРУКТУРИРОВАН
ИЯ ОСНОВАН НА
СЕГМЕНТАХ. (СТРАНИЦЫ, КОТОРЫЕ РАССМАТРИВАЮТСЯ В ГЛАВЕ 3, ИМЕЮ
Т ФИКСИРОВАННЫЕ
РАЗМЕРЫ; ОНИ НЕ ПРИСПОСОБЛЕНЫ ПОД ПРОГРАММНЫЕ СТРУКТУРЫ, НО, С Д
РУГОЙ СТОРОНЫ,
БОЛЕЕ ПОДХОДЯТ ДЛЯ ТАКИХ ФУНКЦИЙ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ, КАК, НАПР
ИМЕР, ПЕРЕСЫЛКИ
МЕЖДУ ОЗУ И ДИСКОМ).
СЕГМЕНТ В СИСТЕМЕ 80386 МОЖЕТ ИМЕТЬ ЛЮБОЙ РАЗМЕР ОТ 1 БАЙТА
ДО 4ГБАЙТ. ДЛЯ
КАЖДОГО СЕГМЕНТА ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ПОДДЕРЖИВАЕТ ЗАДАННЫЙ
АРХИТЕКТУРОЙ
ДЕСКРИПТОР, СОДЕРЖАЩИЙ ОПИСАНИЕ СЕГМЕНТА. ОПИСАНИЕ СЕГМЕНТА В
КЛЮЧАЕТ В СЕБЯ
32-БИТНЫЙ БАЗОВЫЙ АДРЕС И ДЛИНУ СЕГМЕНТА, А ТАКЖЕ ИНФОРМА
ЦИЮ О ЗАЩИТЕ,
ПРЕДОТВРАЩАЮЩЕЙ НЕПРАВИЛЬНОЕ ИСПОЛЬЗОВАНИЕ СЕГМЕНТА. ВВИДУ ТОГО,
ЧТО ДЕСКРИПТОРЫ
ПОДДЕРЖИВАЮТСЯ ОПЕРАЦИОННЫМИ СИСТЕМАМИ, ИХ РАССМОТРЕНИЕ ОТКЛАДЫ
ВАЕТСЯ ДО ГЛАВЫ
3. ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГРАММЫ ПОЛЬЗУЮТСЯ ДЕСКРИПТОРАМИ ЛИШЬ КОСВЕНН
О, ОБРАЩАЯСЬ К
СЕГМЕНТАМ С ПОМОЩЬЮ ЛОГИЧЕСКИХ АДРЕСОВ.
2.2.2. ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА 2.2.2. ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА
2.2.2. ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА
ВВИДУ ТОГО, ЧТО ПРОГРАММА МОЖЕТ В ПРИНЦИПЕ ОБРАЩАТЬСЯ
К НЕСКОЛЬКИМ
СЕГМЕНТАМ, ЛОГИЧЕСКИЙ АДРСЬ 80386 ДОЛЖЕН ИДЕНТИФИЦИРОВАТЬ СЕ
ГМЕНТ. ПОЭТОМУ
ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС 80386 СОСТОИТ ИЗ ДВУХ ЧАСТЕЙ, 16-БИТНОГО СЕЛЕК
ТОРА СЕГМЕНТА И
32-БИТНОГО СМЕЩЕНИЯ В ВЫБРАННОМ СЕГМЕНТЕ (СМ.РИС.2-4). ПОСЛ
Е СЕЛЕКТОРА В
ЛОГИЧЕСКОМ АДРЕСЕ УКАЗЫВАЕТ НА ДЕСКРИПТОР СЕГМЕНТА. В ПРИН
ЦИПЕ ПРОЦЕССОР
ОПРЕДЕЛЯЕТ АДРЕС СЕГМЕНТА С ПОМОЩЬЮ СЕЛЕКТОРА, КАК УКАЗАТЕЛ
Я ДЛЯ ТАБЛИЦЫ
ДЕСКРИПТОРОВ, ПОДДЕРЖИВАЕМОЙ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ. ДОБАВ
ЛЕНИЕ СМЕЩЕНИЯ
ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА К БАЗОВОМУ АДРЕСУ, ПОЛУЧЕННОМУ ПО ДЕСКРИПТОРУ
СЕГМЕНТА, ДАЕТ
АДРЕС ОПЕРАНДА.
19
1 - ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС
2 - СЕГМЕНТ
---------------
---
47 3 31 32 4 0 ! !
!
------------------------------ ! !
!
! СЕЛЕКТОР ! СМЕЩЕНИЕ ! ! !
!
------------------------------ ! !
!
! ! ! 5 !
! 7
! ! ---------------
!
! !----------------------->! ОПЕРАНД !
!ДО 2 БАЙТ
! ! ---------------
!
! ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ ! ! !
!
! ------------------- + ! !
!
! ! ! ! ! !
!
! ! ! ! ! !
!
! ! ! !------->! !
!
! ! 8 ! ! ! !
!
! ------------------- ! ---------------
!
!-->! ДЕСКРИПТОР !------------
---
-------------------
! !
! !
! !
! !
! !
! !
! !
-------------------
РИС.2-4
2.2.3. РЕГИСТРЫ СЕГМЕНТОВ И ДЕСКРИПТОРОВ 2.2.3. РЕГИСТР
Ы СЕГМЕНТОВ И ДЕСКРИПТОРОВ 2.2.3. РЕГИСТРЫ СЕГМЕНТОВ И ДЕСКР
ИПТОРОВ
ДЛЯ ПОВЫШЕНИЯ ЭФФЕКТИВНОСТИ ЛОГИЧЕСКОЙ АДРЕСАЦИИ В 80
386 ВВЕДЕНО 6
РЕГИСТРОВ СЕГМЕНТОВ И ДЕСКРИПТОРОВ (СМ.РИС.2-5).
20
1 - СЕГМЕНТ 2 - ДЕСКРИПТОР
15 0 63
0
--------------------- -----------------------------------
---
! 3 - СЕЛЕКТОР ! ! 4 - БАЗОВЫЙ АДРЕС, РАЗМЕР И Т.Д.
! 5 КОДОВЫЙ СЕГМЕНТ
--------------------- -----------------------------------
---
! ! !
! 6 СТЕК
--------------------- -----------------------------------
---
! ! !
! 7 ДАННЫЕ
--------------------- -----------------------------------
---
! ! !
! 7
--------------------- -----------------------------------
---
! ! !
! 7
--------------------- -----------------------------------
---
! ! !
! 7
--------------------- -----------------------------------
---
8 ОСТАЛЬНЫЕ ПОЛЯ ДЕСКРИПТОРОВ ОПИСЫВАЮТСЯ В ГЛАВЕ 3.
ФАКТИЧЕСКИ ЭТИ РЕГИСТРЫ ИСПОЛЬЗУЮТСЯ КАК ПРОГРАММНО УП
РАВЛЯЕМЫЙ КЭШ,
ПОЗВОЛЯЮЩИЙ ИСКЛЮЧИТЬ ИЗ БОЛЬШЕНСТВА КОМАНД СЕЛЕКТОРЫ И ПРОИЗВО
ДИТЬ ТРАНСЛЯЦИЮ
БОЛЬШИНСТВА ЛОГИЧЕСКИХ АДРЕСОВ ВНУТРИ КРИСТАЛЛА БЕЗ ОБРАЩЕ
НИЙ К ТАБЛИЦЕ
ДЕСКРИПТОРОВ.
АДРЕСНЫЕ ССЫЛКИ В БОЛЬШИНСТВЕ ПРОГРАММ ПРОИЗВОДЯТСЯ В НЕБ
ОЛЬШИХ АДРЕСНЫХ
ДИАПАЗОНАХ (ТАКАЯ "ЛОКАЛЬНОСТЬ ССЫЛОК" ДЕЛАЮТ ВИРТУАЛЬНУЮ ПАМЯТ
Ь ПРАКТИЧНОЙ).
НАПРИМЕР, ЕСЛИ ПРОЦЕДУРА ХРАНИТСЯ В СЕГМЕНТЕ, ТО ВЕРОЯТНЕЕ ВСЕГ
О БОЛЬШОЕ ЧИСЛО
КОМАНД БУДЕТ СЧИТАНО ИЗ СЕГМЕНТА ПРЕЖДЕ, ЧЕМ УПРАВЛЕНИЕ ПЕРЕ
ЙДЕТ К ДРУГОЙ
ПРОЦЕДУРЕ В ДРУГОМ СЕГМЕНТЕ. ЛОКАЛЬНОСТЬ ССЫЛОК В 80386
ОБЕСПЕЧИВАЕТСЯ
ПРОГРАММНО, ПУТЕМ ЗАПОМИНАНИЯ ВО ВНУТРЕННИХ РЕГИСТРАХ ПОСЛЕДНИХ И
СПОЛЬЗОВАВШИХСЯ
СЕЛЕКТОРОВ И ДЕСКРИПТОРОВ. ВНУТРЕННЕЕ ХРАНЕНИЕ ДЕСКРИПТО
РОВ ПОЗВОЛЯЕТ
ТРАНСЛИРОВАТЬ БОЛЬШИНСТВО ЛОГИЧЕСКИХ АДРЕСОВ БЕЗ ОБРАЩЕНИЙ К ПАМ
ЯТИ, ЗАНИМАЮЩИХ
МНОГО ВРЕМЕНИ.
В ЛЮБОЙ МОМЕНТ ВРЕМЕНИ МОЖНО АДРЕСОВАТЬ ДО ШЕСТИ СЕГМ
ЕНТОВ: КОДОВЫЙ
СЕГМЕНТ, СЕГМЕНТ СТЕКА И ЧЕТЫРЕ СЕГМЕНТА ДАННЫХ. В СЕГМЕНТНЫХ РЕ
ГИСТРАХ CS, SS,
DS, ES, FS И GS ХРАНЯТСЯ СЕЛЕКТОРЫ ЭТИХ СЕГМЕНТОВ. ИХ ДЕСКРИП
ТОРЫ ХРАНЯТСЯ В
СООТВЕТСТВУЮЩИХ РЕГИСТРАХ ДЕСКРИПТОРОВ. В СЛУЧАЕ НЕОБХОДИМОСТИ
ПРОГРАММА МОЖЕТ
СДЕЛАТЬ АДРЕСУЕМЫМ НОВЫЙ СЕГМЕНТ С ПОМОЩЬЮ ЗАГРУЗКИ СЕЛЕКТОРА НО
ВОГО СЕГМЕНТА В
СЕГМЕНТНЫЙ РЕГИСТР. ПРОЦЕССОР АВТОМАТИЧЕСКИ ПОДДЕРЖИВАЕТ РЕГИСТР
Ы ДЕСКРИПТОРОВ,
ЗАГРУЖАЯ ТРЕБУЕМЫЙ ДЕСКРИПТОР КАЖДЫЙ РАЗ, КОГДА ПРОГРАММА МЕН
ЯЕТ СЕГМЕНТНЫЙ
21
РЕГИСТР. (ФАКТИЧЕСКИ, РЕГИСТРЫ ДЕСКРИПТОРОВ МОГУТ ЗАГРУ
ЖАТЬСЯ ТОЛЬКО
ПРОЦЕССОРОМ; ПРОГРАММЕ ОНИ НЕ ДОСТУПНЫ). СЧЕТЧИК КОМАНД СО
ДЕРЖИТ СМЕЩЕНИЕ
ТЕКУЩЕЙ КОМАНДЫ В ТЕКУЩЕМ КОДОВОМ СЕГМЕНТЕ (ОПРЕДЕЛЯЕМОМ РЕ
ГИСТРОМ CS), А
РЕГИСТР ESP СОДЕРЖИТ СМЕЩЕНИЕ ВЕРШИНЫ СТЕКА В ТЕКУЩЕМ С
ЕГМЕНТЕ СТЕКА
(ОПРЕДЕЛЯЕМОМ РЕГИСТРОМ SS).
ВЫСОКАЯ ЭФФЕКТИВНОСТЬ ДЕШИФРАЦИИ КОМАНД ДОСТИГАЕТСЯ ДЛЯ БОЛЬ
ШИНСТВА ИЗ НИХ
БЛАГОДАРЯ ОТСУТСТВИЮ ЯВНЫХ ССЫЛОК НА СЕГМЕНТНЫЕ РЕГИСТРЫ. НАПРИ
МЕР, В КОМАНДАХ
ПЕРЕХОДА И ЗАНЕСЕНИЕ В СТЕК ССЫЛКИ, СООТВЕТСТВЕННО, НА РЕГ
ИСТРЫ CS И SS,
ДЕЛАЮТСЯ НЕЯВНО. В СЛУЧАЕ НЕОБХОДИМОСТИ ПРОГРАММИСТ МОЖЕТ УКАЗАТ
Ь ПРОЦЕССОРУ НА
ИСПОЛЬЗОВАНИЕ КОНКРЕТНОГО СЕГМЕНТА В ДАННОЙ КОМАНДЕ, ЧТО ОСУЩЕ
СТВЛЯЕТСЯ ПУТЕМ
ДОБАВЛЕНИЯ ПЕРЕД КОМАНДОЙ ОДНОБАЙТНОГО ПРЕФИКСА ПЕРЕМЕНЫ СЕ
ГМЕНТА. ПРЕФИКС
УКАЗЫВАЕТ ПРОЦЕССОРУ НА РЕГИСТР СЕГМЕНТА, КОТОРЫЙ ДОЛЖЕН ИС
ПОЛЬЗОВАТЬСЯ В
ТРАНСЛЯЦИИ АДРЕСА В СЛЕДУЮЩЕЙ ЗА ПРЕФИКСОМ КОМАНДЕ.
СЕГМЕНТ, БАЗОВЫЙ АДРЕС КОТОРОГО РАВЕН 0, А ПРЕДЕЛЬНЫЙ Р
АЗМЕР - 4ГБАЙТ,
ОПРЕДЕЛЯЕТ 4ГБАЙТНОЕ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО. ПОСКО
ЛЬКУ ПРОЦЕССОР
ВЫБИРАЕТ СЕГМЕНТНЫЙ РЕГИСТР АВТОМАТИЧЕСКИ, ТО КОМАНДА МОЖЕТ ССЫЛА
ТЬСЯ НА ОПЕРАНД
В ЛЮБОЙ ЯЧЕЙКЕ ЭТОГО 4ГБАЙТНОГО ПРОСТРАНСТВА С ПОМОЩЬЮ 32-БИ
ТНОГО СМЕЩЕНИЯ.
ЕСЛИ, КАК ПОКАЗАНО НА РИС.2-6, ВСЕ РЕГИСТРЫ ДЕСКРИПТОРОВ БУДУТ ЗА
ГРУЖЕНЫ БАЗОВЫМ
АДРЕСОМ 0 К ПРЕДЕЛЬНЫМ РАЗМЕРАМ 4ГБАЙТ, ТО В ЭТОМ СЛУЧАЕ СЕГМ
ЕНТЫ ИСЧЕЗАЮТ.
ЛЮБОЙ БАЙТ В ЛОГИЧЕСКОМ АДРЕСНОМ ПРОСТРАНСТВЕ, НЕЗАВИСИМО ОТ ТОГО
, КОМАНДНЫЙ ЭТО
БАЙТ ИЛИ БАЙТ ДАННЫХ, ИЛИ ЖЕ ЭЛЕМЕНТ СТЕКА, АДРЕСУЕТСЯ С П
ОМОЩЬЮ ПРОСТОГО
32-БАЙТНОГО СМЕЩЕНИЯ. ТАКИМ ОБРАЗОМ, СЕГМЕНТНЫЕ РЕГИСТРЫ ДА
ЮТ 80386 ШЕСТЬ
ОДНОВРЕМЕННО АДРЕСУЕМЫХ ЛОГИЧЕСКИХ АДРЕСНЫХ ПРОСТРАНСТВ РАЗМ
ЕРОМ ДО 4ГБАЙТ
КАЖДОЕ. В ТОМ СЛУЧАЕ, ЕСЛИ ЭТИ СЕГМЕНТЫ СОВПАДАЮТ, ТО П
РОГРАММА БУДЕТ
РАСПОЛАГАТЬ ОДНИМ 4ГБАЙТНЫМ ЛОГИЧЕСКИМ АДРЕСНЫМ ПРОСТРАНСТВЕ, ИД
ЕНТИЧНЫМ ТАКОМУ
ПРОСТРАНСТВУ, КОТОРОЕ ОБЕСПЕЧИВАЕТСЯ МЕНЕЕ ГИБКИМИ 32-БИТНЫМИ АРХ
ИТЕКТУРАМИ.
22
2.2.4. СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ 2.2.4. СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ
2.2.4. СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ
МИКРОПРОЦЕССОР 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ РЕГИСТРОВУЮ И НЕПОСРЕДСТВЕ
ННУЮ АДРЕСАЦИЮ
ОПЕРАНДОВ, СОДЕРЖАЩИХСЯ, СООТВЕТСТВЕННО, В РЕГИСТРАХ ИЛИ КОМА
НДАХ. EЩЕ БОЛЕЕ
ВАЖНЫМ ЯВЛЯЕТСЯ СПОСОБНОСТЬ 80386 ОБЕСПЕЧИВАТЬ РАЗЛИЧНЫЕ СПО
СОБЫ АДРЕСАЦИИ
НЕОБХОДИМЫЕ ДЛЯ ЭФФЕКТИВНОГО ОБРАЩЕНИЯ К ТАКИМ ЭЛЕМЕНТАМ СТРУ
КТУР ДАННЫХ В
ПАМЯТИ КАК МАССИВЫ, ЗАПИСИ (СТРУКТУРЫ), МАССИВЫ ЗАПИСЕЙ И ЗАП
ИСИ, СОДЕРЖАЩИЕ
МАССИВЫ. ПРИ ЭТОМ ПРОГРАММА ОПРЕДЕЛЯЕТ ПОЛЕ СМЕЩЕНИЯ В ЛОГИЧЕ
СКОМ АДРЕСЕ ПО
ОДНОМУ ИЗ СПОСОБОВ АДРЕСАЦИИ ПАМЯТИ В 80386. ПРОЦЕССОР 80386
ВЫЧИСЛЯЕТ ПОЛЕ
СМЕЩЕНИЯ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА ПО СЛЕДУЮЩЕЙ ФОРМУЛЕ:
СМЕЩЕНИЕ = БАЗА + (ИДЕКС X МАСШТАБ) + ОТКЛОНЕНИЕ
ДЛЯ ВЫЧИСЛЕНИЯ СМЕЩЕНИЯ МОГУТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНЫ ЛЮБЫЕ ИЛИ
ВСЕ ПЕРЕМЕННЫЕ
БАЗЫ, ИНДЕКСА И ОТКЛОНЕНИЯ. ПЕРЕМЕННЫЕ БАЗЫ И ИНДЕКСА ЯВЛЯЮТ
СЯ ВЕЛИЧИНАМИ,
ХРАНЯЩИМИСЯ В ОБЩИХ РЕГИСРАХ, А ВЕЛИЧИНА ОТКЛОНЕНИЯ СОДЕРЖИТСЯ
В КОМАНДЕ. ДЛЯ
ХРАНЕНИЯ БАЗЫ ИЛИ ИНДЕКСА МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАН ЛЮБОЙ ОБЩИЙ РЕГИ
СТР. ВЕЛИЧИНА В
ИНДЕКСНОМ РЕГИСТРЕ МОЖЕТ БЫТЬ ОТМАШТАБИРОВАНА (УМНОЖЕНА) КОЭФФИЦИ
ЭНТОМ 1,2,4 ИЛИ
8, ЧТО ДАЕТ ВОЗМОЖНОСТЬ ДЕЛАТЬ ССЫЛКИ НА ЭЛЕМЕНТЫ МАССИВ
А ИЛИ ЗАПИСИ
СООТВЕТСТВУЮЩЕЙ ДЛИНЫ. ВЕЛИЧИНА ОТКЛОНЕНИЯ МОЖЕТ ИМЕТЬ РАЗРЯДНОС
ТЬ 8 ИЛИ 32 БИТ
И ИНТЕРПРЕТИРУЕТСЯ ПРОЦЕССПРОМ КАК ВЕЛИЧИНА СО ЗНАКОМ В ДОПОЛНИТЕ
ЛЬНОМ КОДЕ.
РАЗУМНЫЕ КОМБИНАЦИИ БАЗЫ, ИНДЕКСА И ОТКЛОНЕНИЯ ДАЮТ СЛЕ
ДУЮЩИЕ СПОСОБЫ
АДРЕСАЦИИ ПАМЯТИ 80386:
- ПРЯМАЯ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ТОЛЬКО ОТКЛОНЕНИЕ;
- РЕГИСТРИВАЯ КОСВЕННАЯ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ТОЛЬКО БАЗА;
- БАЗОВАЯ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ БАЗА + ОТКЛОНЕНИЕ;
- ИНДЕКСНАЯ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ИНДЕКС (В МАСШТАБЕ);
- ИНДЕКСНАЯ С ОТКЛОНЕНИЕМ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ИНДЕКС (В МАСШТАБЕ)
+ ОТКЛОНЕНИЕ;
- БАЗОВАЯ ИНДЕКСНАЯ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ БАЗА + ИНДЕКС (В МАСШТАБЕ)
;
- БАЗОВАЯ ИНДЕКСНАЯ С ОТКЛОНЕНИЕМ: ИСПОЛЬЗУЕТСЯ БАЗА + ИНДЕК
С (В МАСШТАБЕ)
23
+ ОТКЛОНЕНИЕ;
2.3. ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ 2.3. ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ
2.3. ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ
В ДАННОМ РАЗДЕЛЕ БУДУТ РАССМОТРЕНЫ КОМАНДЫ, ЧАЩЕ ВСЕГ
О ИСПОЛЬЗУЕМЫЕ
ПРОГРАММИСТАМИ. ПОСКОЛЬКУ БОЛЬШИНСТВО КОМАНД ОПЕРИРУЕТ С КОН
КРЕТНЫМИ ТИПАМИ
ДАННЫХ (НАПРИМЕР, С ЦЕЛЫМИ), ЭТИ ТИПЫ И КОМАНДЫ РАССМАТРИВАЮ
ТСЯ СОВМЕСТНО.
ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ, ВКЛЮЧАЯ ТЕ, КОТОРЫЕ ОСУЩЕСТВЛЯЮТ
ВВОД/ВЫВОД И
ОБРАБОТКУ ПРЕРЫВАНИЙ БУДУТ РАССМОТРЕНЫ В ГЛАВЕ 3.
2.3.1. ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ 2.3.1. ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ
2.3.1. ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ
В ТАБЛ. 2-1 ПЕРЕЧИСЛЕНЫ ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ, ОБЕСПЕЧИВАЕ
МЫЕ ПРОЦЕССОРОМ
80386. В ЭТОЙ ТАБЛИЦЕ ПРИВЕДЕНЫ ТОЛЬКО НАИБОЛЕЕ УПОТРЕБИМЫЕ КО
МАНДЫ. ВАРИАНТЫ
КОМАНД, ТАКИЕ КАК (В СЛУЧАЕ ЦИКЛИЧЕСКОГО СДВИГА) ЦИКЛИЧЕСКИЙ С
ДВИГ ВПРАВО И
ЦИКЛИЧЕСКИЙ СДВИГ ЧЕРЕЗ ПЕРЕНОС, ТАКЖЕ ОПУЩЕНЫ.
24
ТАБЛИЦА 2-1
ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ
-----------------------------------------------------------------
---------------
ТИП ! РАЗРЯДНОСТЬ ! КОМАНДЫ
-----------------------------------------------------------------
---------------
ЦЕЛОЕ, ПОРЯДКОВОЕ! 8, 16, 32 БИТ ! ПЕРЕСЫЛКА, ОБМЕН, ПРЕ
ОБРАЗОВАНИЕ,
! !ПРОВЕРКА, СРАВНЕНИЕ, П
ЕРЕВОД, СДВИГ,
! !ДВОЙНОЙ СДВИГ, ЦИКЛИЧЕ
СКИЙ СДВИГ,
! !ОТРИЦАНИЕ, ЛОГИЧЕСКОЕ
"И", "ИЛИ",
! !ИСКЛЮЧАЮЩЕЕ "ИЛИ". СЛО
ЖЕНИЕ,
! !ВЫЧИТАНИЕ, УМНОЖЕНИЕ,
ДЕЛЕНИЕ,
! !УВЕЛИЧЕНИЕ НА 1, УМЕНЬ
ШЕНИЕ НА 1,
! !ПЕРЕВОД (ПЕРЕСЫЛКА С Р
АСШИРЕНИЕМ
! !ЗНАКА/НОЛЯ)
-----------------------------------------------------------------
---------------
НЕУПАКОВАННОЕ ! 1 ЦИФРА ! КОРРЕКЦИЯ ДЛЯ СЛОЖЕНИ
Я, ВЫЧИТАНИЯ,
ДЕСЯТИЧНОЕ ! !УМНОЖЕНИЯ, ДЕЛЕНИЯ
-----------------------------------------------------------------
---------------
УПАКОВАННОЕ ! 2 ЦИФРЫ ! КОРРЕКЦИЯ ДЛЯ СЛОЖЕНИ
Я,
ДЕСЯТИЧНОЕ ! !ВЫЧИТАНИЯ
-----------------------------------------------------------------
---------------
СТРОКА (БАЙТОВ, ! 0-4ГБАЙТ СЛОВ, ! ПЕРЕСЫЛКА, ЗАГРУЗКА,
ЗАПОМИНАНИЕ,
СЛОВ, ДВОЙНЫХ ! ДВОЙНЫХ СЛОВ !СРАВНЕНИЕ, ПРОСМОТР, П
ОВТОР
СЛОВ) ! !
-----------------------------------------------------------------
---------------
СТРОКА БИТ ! 1-4ГБИТ ! ПРОВЕРКА, ПРОВЕРКА И
УСТАНОВКА,
! !ПРОВЕРКА И ГАШЕНИЕ, ПР
ОВЕРКА И
! !ДОПОЛНЕНИЕ, ПРОСМОТР,
ВСТАВЛЕНИЕ,
! !ИЗ'ЯТИЕ
-----------------------------------------------------------------
----------------
ЛОКАЛЬНЫЙ УКАЗА- ! 32 БИТ ! (СМ. ПОРЯДКОВОЕ)
ТЕЛЬ ! !
-----------------------------------------------------------------
---------------
ГЛОБАЛЬНЫЙ УКАЗА-! 48 БИТ ! ЗАГРУЗКА
ТЕЛЬ ! !
-----------------------------------------------------------------
---------------
ПРИМЕЧАНИЕ. ЛОКАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ - 32 БИТНОЕ СМЕЩЕНИЕ В СЕГМЕ
НТЕ,
ОПРЕДЕЛЕННОМ ОДНОЙ ИЗ РЕГИСТРИРОВАННЫХ ПАР СЕГМЕНТА/ДЕСКРИПТОРА.
ГЛОБАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ - ЭТО ПОЛНЫЙ ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС, СОСТОЯЩИЙ ИЗ
СЕЛЕКТОРА
И СМЕЩЕНИЯ.
НА РИС.2-7 ПОКАЗАНЫ ПРИМЕРЫ ТОГО, КАК ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАН
НЫХ ХРАНЯТСЯ В
ПАМЯТИ. МНОГОБАЙТНЫЕ ЭЛЕМЕНТЫ МОГУТ РАЗМЕЩАТЬСЯ С ЛЮБОГО А
ДРЕСА БАЙТА В
ЗАВИСИМОСТИ ОТ СТРУКТУРЫ МАГИСТРАЛИ, ДЛЯ ОБРАЩЕНИЯ К ОПЕРАНДАМ,
РАЗМЕЩЕННЫМ ПО
АДРЕСУ, НЕ КРАТНЫМ ДЛИНЕ ОПЕРАНДА В БАЙТАХ, МОГУТ ПОТРЕБОВАТЬСЯ
ДОПОЛНИТЕЛЬНЫЕ
МАГИСТРАЛЬНЫЕ ЦИКЛЫ. ПОЭТОМУ ДЛЯ ВЫСОКОЙ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТИ, Н
Е ЗАВИСЯЩЕЙ ОТ
СТРУКТУРЫ МАГИСТРАЛИ, БОЛЬШИНСТВО ПРОГРАММ ОРИЕНТИРУЮТ СЛОВНЫ
Е ОПЕРАНДЫ ИЗ
ДВОЙНЫХ СЛОВ НА ГРАНИЦАХ ДВОЙНЫХ СЛОВ И Т.П.
25
26
! 5 ! 4 ! 3 ! 2 ! 1 ! 0 ! ОТНОСИТЕЛЬНЫЕ АДРЕСА
- 1
-----------------------------------------------------------------
------------
<--------------- ВОЗРАСТАНИЕ ПОРЯДКА - 2
7 0
--------
! ! 3
! ! БАЙТ ПОРЯДКОВОГО
--------
!___________!
4 !
ВЕЛИЧИНА -------
31 0
-------------------------
! ! ! 5
! ! ! ДВОЙНОЕ СЛОВО ЦЕЛОГ
-------------------------
!!______ ВЕЛИЧИНА __4__!
!_______ ЗНАК 6
7 0
--------
! ! 7
! ! НЕУПАКОВАННОЕ ДЕСЯТ
ИЧНОЕ
--------
7 3 0
--------
! ! ! 8
! ! ! УПАКОВАННОЕ ДЕСЯТ
ИЧНОЕ
--------
-------- -------------------------
! ! ! ! ! ! ! 9
! ! ! ! ! ! ! СТРОКА БАЙТОВ
-------- -------------------------
10 МЛАДШИЙ БАЙТ ______!
31 0
-------------------------
! ! 11
! ! ЛОКАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ
-------------------------
47 31 0
----------------------------------
! ! ! 12
! 13 ! 14 ! ГЛОБАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛ
!---------------------------------
!________!!______________________!
СЕЛЕКТОР СМЕЩЕНИЕ
27
2.3.2. ТИПЫ ДАННЫХ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 2.3.2.
ТИПЫ ДАННЫХ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА 2.3.2. ТИПЫ ДАННЫХ
МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦЕССОРА
МАТЕМАТИЧЕСКИЙ СОПРОЦЕССОР 80287 ИЛИ 80387 ДОБАВЛЯЮТ К
ТИПАМ ДАННЫХ И
КОМАНДАМ ПРОЦЕССОРА 80386 СВОИ, ПРИВЕДЕННЫЕ В ТАБЛ.2-2. В БОЛЬШИН
СТВЕ ПРИКЛАДНЫХ
ЗАДАЧ ВХОДНЫЕ ВЕЛИЧИНЫ И ПОЛУЧАЕМЫЕ РЕЗУЛЬТАТЫ ХРАНЯТСЯ В ВИДЕ
ТИПОВ ЦЕЛЫХ,
ДЕЙСТВИТЕЛЬНЫХ ИЛИ УПАКОВАННЫХ ДЕСЯТИЧНЫХ, А ДЛЯ ПРОМЕЖУТОЧНЫХ
ВЕЛИЧИН ИМЕЕТСЯ
ТИП ДАННЫХ ПРОМЕЖУТОЧНОЕ ДЕЙСТВИТЕЛЬНОЕ, РАСШИРЕННЫЙ ДИАПАЗО
Н И ТОЧНОСТЬ
КОТОРОГО В СЛОЖНЫХ ВЫЧИСЛЕНИЯХ СВОДЯТ К МИНИМУМУ ОШИБКИ ОКРУГЛЕНИ
Я, ПЕРЕПОЛНЕНИЯ
И ИСЧЕЗНОВЕНИЯ ПОРЯДКА. В СООТВЕТСТВИИ С ТАКОЙ МОДЕЛЬЮ
МАТЕМАТИЧЕСКИЙ
СОПРОЦЕССОР ПРОИЗВОДИТ БОЛЬШУЮ ЧАСТЬ ВЫЧИСЛЕНИЙ НАД ПРОМЕЖУТОЧН
ЫМИ ВЕЛИЧИНАМИ,
ХРАНЯЩИМИСЯ В ЕГО РЕГИСТРАХ. ПРИ ЗАГРУЗКЕ ЛЮБОГО ТИПА ДАННЫХ В РЕ
ГИСТРОВЫЙ СТЕК,
ЭТОТ ТИП АВТОМАТИЧЕСКИ МЕНЯЕТСЯ НА ПРОМЕЖУТОЧНЫЙ ДЕЙСТВИТЕЛЬНЫЙ
. ПРОМЕЖУТОЧНАЯ
ДЕЙСТВИТЕЛЬНАЯ ВЕЛИЧИНА В РЕГИСТРЕ, В СВОЮ ОЧЕРЕДЬ, МОЖЕТ БЫТЬ
ПЕРЕВЕДЕНА В
ЛЮБОЙ ДРУГОЙ ТИП С ПОМОЩЬЮ КОМАНДЫ ЗАПОМИНАНИЯ.
НА РИС.2-8 ПОКАЗАНО, КАК ТИПЫ ДАННЫХ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРОЦ
ЕССОРА ХРАНЯТСЯ
В ПАМЯТИ.
28
ТАБЛИЦА 2-2
ГЛАВНЫЕ ТИПЫ ДАННЫХ И КОМАНДЫ МАТЕМАТИЧЕСКОГО
СОПРОЦЕССОРА
-----------------------------------------------------------------
---------------
ТИП ! РАЗРЯДНОСТЬ ! КОМАНДЫ
-----------------------------------------------------------------
---------------
ЦЕЛОЕ ! 16, 32, 64 БИТ ! ЗАГРУЗКА, ЗАПОМИНАНИЕ
, СРАВНЕНИЕ,
! !СЛОЖЕНИЕ, ВЫЧИТАНИЕ, У
МНОЖЕНИЕ,
! !ДЕЛЕНИЕ
-----------------------------------------------------------------
---------------
УПАКОВАННОЕ ! 18 ЦИФР ! ЗАГРУЗКА, ЗАПОМИНАНИЕ
ДЕСЯТИЧНОЕ ! !
-----------------------------------------------------------------
---------------
ДЕЙСТВИТЕЛЬНОЕ ! 32, 64 БИТ ! ЗАГРУЗКА, ЗАПОМОНАНИЕ
, СРАВНЕНИЕ
! !СЛОЖЕНИЕ, ВЫЧИТАНИЕ, У
МНОЖЕНИЕ,
! !ДЕЛЕНИЕ
-----------------------------------------------------------------
---------------
ПРОМЕЖУТОЧНОЕ ! 80БИТ ! СЛОЖЕНИЕ, ВЫЧИТАНИЕ,
УМНОЖЕНИЕ,
ДЕЙСТВИТЕЛЬНОЕ ! !ДЕЛЕНИЕ, ИЗВЛЕЧЕНИЕ КВ
АДРАТНОГО
! !КОРНЯ, МАСШТАБИРОВАНИЕ
ОСТАТКА,
! !ВЫЧИСЛЕНИЕ ЧАСТИ ЦЕЛОГ
О, СМЕНА ЗНАКА,
! !ВЫЧИСЛЕНИЕ АБСОЛЮТНОЙ
ВЕЛИЧИНЫ,
! !ВЫДЕЛЕНИЕ ПОРЯДКА И МА
НТИССЫ,
! !СРАВНЕНИЕ, ОСМОТР, ПРО
ВЕРКА, ОБМЕН,
! !АРКТАНГЕНС, 2-1,Y*LOG(
X+1),Y*LOG(X),
! !ЗАГРУЗКА КОНСТАНТЫ (0.
0, П, И Т.Д.)
! !(80387 ДОБАВЛЯЕТ СИНУС
, КОСИНУС,
! !СИНУС И КОСИНУС, НЕУПО
РЯДОЧЕННОЕ
! !СРАВНЕНИЕ).
-----------------------------------------------------------------
----------------
29
! ОТНО
СИТЕЛЬНЫЕ
! 9 ! 8 ! 7 ! 6 ! 5 ! 4 ! 3 ! 2 ! 1 ! 0 ! АДРЕ
СА - 1
-----------------------------------------------------------------
------------
<--------------- ВОЗРАСТАНИЕ ПОРЯДКА - 2
79 71 3 0
------------------------------------------------------------ У
ПАКОВОЧНОЕ
! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! ! Д
ЕСЯТИЧНОЕ
------------------------------------------------------------
5
! ! !
! !__________________4 ВЕЛИЧИНА ______________________!
!_______ ЗНАК - 3
31 23 0
------------------------
7
! ! ! ! НЕП
ОЛНОЕ
! ! ! ! ДЕЙС
ТВИТЕЛЬНОЕ
------------------------
!!______!!_ВЕЛИЧИНА___!
! !
! !________ СМЕЩЕННЫЙ ПОР
ЯДОК 6
!_____________ ЗНАК
60 51 0
----------------------------------------------
8
! ! ! ! ПОЛН
ОЕ
! ! ! ! ДЕЙС
ТВИТЕЛЬНОЕ
----------------------------------------------
! !_____________!!______ВЕЛИЧИНА____________!
! !
! !______ СМЕЩЕННЫЙ ПОРЯДОК
!_______________ ЗНАК
79 62 0
------------------------------------------------------------ ПРОМ
ЕЖУТОЧНОЕ
! ! ! ! ! Д
ЕЙСТВИЕ
------------------------------------------------------------
9
! ! ! ! !
! !___________! !______4 ВЕЛИЧИНА ______________________!
! !
! !__________________ СМЕЩЕННЫЙ ПОРЯДОК
!_______ ЗНАК - 3
РИС.2-8. ПРИМЕРЫ ХРАНЕНИЯ ТИПОВ ДАННЫХ МАТЕМАТИЧЕСКОГО СОПРО
ЦЕССОРА
30
2.3.3. ДРУГИЕ КОМАНДЫ 2.3.3. ДРУГИЕ КОМАНДЫ 2.3.3.
ДРУГИЕ КОМАНДЫ
НЕ ВСЕ КОМАНДЫ ПРОЦЕССОРА 80386 СВЯЗАНЫ С ТИПАМИ ДАННЫХ.
ТАКИЕ КОМАНДЫ
РАССМАТРИВАЮТСЯ В НИЖЕСЛЕДУЮЩИХ ПАРАГРАФАХ.
2.3.3.1. КОМАНДЫ ОПЕРАЦИЙ СО СТЕКОМ 2.3.3.1. КОМАНДЫ ОП
ЕРАЦИЙ СО СТЕКОМ 2.3.3.1. КОМАНДЫ ОПЕРАЦИЙ СО СТЕКОМ
СТЕК ПРОЦЕССОРА 80386 ЯВЛЯЕТСЯ СТЕКОМ ДВОЙНЫХ СЛОВ, ОСНОВ
АНИЕ И ВЕРШИНА
КОТОРОГО ОПРЕДЕЛЯЮТСЯ РЕГИСТРАМИ, СООТВЕТСТВЕННО, SS И ESP. КОМАН
ДА PUSH ЗАНОСИТ
ДВОЙНОЕ СЛОВО В СТЕК, А КОМАНДА POP ИЗВЛЕКАЕТ С ВЕРШИНЫ СТЕКА ДВ
ОЙНОЕ СЛОВО И
ХАРНИТ ЕГО В РЕГИСТРЕ ПАМЯТИ ИЛИ В ПАМЯТИ. ПО КОМАНДЕ PUSH ALL В
СТЕК ЗАНОСЯТСЯ
ВСЕ ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ, А ПО КОМАНДЕ POP ALL ПРОИЗВОДИТСЯ ОБРАТНАЯ ОП
ЕРАЦИЯ.
КОМАНДА INTER (ВХОДА В ПРОЦЕДУРУ) И LEAVE (ВЫХОДА
ИЗ ПРОЦЕДУРЫ)
ПРЕДНАЗНАЧЕНЫ ДЛЯ ЯЗЫКОВ ВЫСОКОГО УРОВНЯ С БЛОЧНОЙ СТРУКТУРОЙ. П
О КОМАНДЕ ENTER
СОЗДАЕТСЯ КАДР И ОБРАЗ СТЕКА, КОТОРЫЕ КОМПИЛЯТОРЫ ИСПОЛЬЗУЮТ ДЛЯ
СВЯЗКИ ВЫЗОВОВ
ПРОЦЕДУР. ПО КОМАНДЕ LEAVE КАДР СТЕКА И ОБРАЗ УДАЛЯЮТСЯ ИЗ СТЕКА
ДЛЯ ПОДГОТОВКИ
ВОЗВРАТА К ПРОЦЕДУРЕ, СДЕЛАВШЕЙ ВЫЗОВ.
2.3.3.2. КОМАНДЫ ПЕРЕДАЧИ УПРАВЛЕНИЯ 2.3.3.2. КОМАНДЫ П
ЕРЕДАЧИ УПРАВЛЕНИЯ 2.3.3.2. КОМАНДЫ ПЕРЕДАЧИ УПРАВЛЕНИЯ
КОМАНДА JUMP (ПЕРЕХОД) ПЕРЕДАЕТ УПРАВЛЕНИЕ ДРУГОЙ КОМАНД
Е ПУТЕМ ЗАМЕНЫ
СОДЕРЖИМОГО СЧЕТЧИКА КОМАНД. НОВАЯ КОМАНДА МОЖЕТ БЫТЬ В ТОМ ЖЕ К
ОДОВОМ СЕГМЕНТЕ
(СО СМЕЩЕНИЕ ДО 2 БАЙТ) ИЛИ СОВСЕМ В ДРУГОМ. ОПЕРАНДОМ ВН
УТРИСЕГМЕНТНОГО
ПЕРЕХОДА ЯВЛЯЕТСЯ ЛОКАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ, Т.Е. СМЕЩЕНИЕ НОВОЙ КОМ
АНДЫ В ТЕКУЩЕМ
КОДОВОМ СЕГМЕНТЕ; ПЕРЕХОД ТАКИМ ОБРАЗОМ, МОЖЕТ БЫТЬ СДЕЛАН К
ЛЮБОЙ ЯЧЕЙКЕ В
МАКСИМАЛЬНО ВОЗМОЖНОМ СЕГМЕНТЕ. ОПЕРАНДОМ МЕЖСЕГМЕНТНОГО ПЕР
ЕХОДА ЯВЛЯЕТСЯ
ГЛОБАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ, ЧТО ПОЗВОЛЯЕТ ПЕРЕДАВАТЬ УПРАВЛЕНИЕ
В ЛЮБУЮ ТОЧКУ
СЕГМЕНТА. (ПОЛЕ СЕЛЕКТОРА В ГЛОБАЛЬНОМ УКАЗАТЕЛЕ ЗАМЕЩАЕТ ВЕЛИ
ЧИНУ В РЕГИСТРЕ
CS, А ПОЛЕ СМЕЩЕНИЕ - ВЕЛИЧИНУ В EIP). В СИСТЕМЕ КОМАНД ТАКЖЕ
ИМЕЕТСЯ ПОЛНЫЙ
31
НАБОР КОМАНД УСЛОВНЫХ ПЕРЕХОДОВ, ВЕТВЛЕНИЕ КОТОРЫХ ОСНОВАНО НА
ВЕЛИЧИНЕ ФЛАГА
СТАТУСА; ЭТИ КОМАНДЫ МОГУТ ПЕРЕДАВАТЬ УПРАВЛЕНИЕ ЯЧЕЙКАМ, КОТОРЫ
Е ТАКЖЕ СМЕЩЕНЫ
НА МАКСИМУМ 2 БАЙТА.
ВЫЗОВ ПРОЦЕДУР И ФУНКЦИЙ (ПОДПРОГРАММ) ПРОИЗВОДИТСЯ ПО
КОМАНДАМ CALL
(ВЫЗОВ), А ВОЗВРАТ К ВЫЗЫВАВШЕЙ ПОДПРОГРАММЕ ОСУЩЕСТВЛЯЕТСЯ С П
ОМОЩЬЮ КОМАНДЫ
RETURN (ВОЗВРАТ). ТАК ЖЕ, КАК КОМАНДЫ ПЕРЕХОДА, ВЫЗОВЫ ВНУТРИ
СЕГМЕНТА ИМЕЮТ
СВОИМИ ОПЕРАНДАМИ ЛОКАЛЬНЫЙ УКАЗАТЕЛЬ, ЗАДАЮЩИЙ НОВУЮ ВЕЛИЧ
ИНУ В СЧЕТЧИКЕ
КОМАНД, А ВЫЗОВЫ МЕЖДУ СЕГМЕНТАМИ ИСПОЛЬЗУЮТ В КАЧЕСТВЕ ОПЕРА
НДОВ ГЛОБАЛЬНЫЙ
УКАЗАТЕЛЬ, КОТОРЫЙ КРОМЕ CS ИЗМЕНЯЕТ И ВЕЛИЧИНУ EIP. ПО КОМАНД
АМ ВЫЗОВА АДРЕС
СЛЕДУЮЩЕЙ КОМАНДЫ ЗАНОСИТСЯ В СТЕК, ПОСЛЕ ЧЕГО ПРОИЗВОДИТСЯ ЗА
ГРУЗКА СЧЕТЧИКА
КОМАНД (И РЕГИСТРА CS, ЕСЛИ ПЕРЕХОД ДЕЛАЕТСЯ В ДРУГОЙ СЕГМЕН
Т). ПО КОМАНДЕ
ВОЗВРАТАСОХРАННЕННЫЕ ВЕЛИЧИНЫ ИЗВЛЕКАЮТСЯ ИЗ СТЕКА В EIP И, ЕС
ЛИ ТРЕБУЕТСЯ, В
CS. ВЫЗОВЫ МОГУТ ИМЕТЬ БЕСКОНЕЧНУЮ ВЛОЖЕННОСТЬ И РЕКУРСИВНОСТ
Ь, ОГРАНИЧЕННЫЕ
ЛИШЬ РАЗМЕРОМ СТЕКА.
ДЛЯ УПРАВЛЕНИЯ ЦИКЛАМИ, ПОМИМО УСЛОВНЫХ ПЕРЕХОДОВ, 8038
6 ОБЕСПЕЧИВАЕТ
ВЫПОЛНЕНИЕ КОМАНД LOOP (БЕЗУСЛОВНО И УСЛОВНОГО ЦИКЛА). КОМАНДЫ Ц
ИКЛА В КАЧЕСТВЕ
СЧЕТЧИКА ЦИКЛОВ ИСПОЛЬЗУЮТ РЕГИСТР ECX; В КАЖДОМ ЦИКЛЕ ECX УМЕН
ЬШАЕТСЯ НА 1 И
ВЫПОЛНЕНИЕ КОМАНДЫ ЗАКАНЧИВАЕТСЯ, КОГДА ВЕЛИЧИНА В ECX СТАНОВИТС
Я РАВНОЙ НУЛЮ.
КОМАНДЫ УСЛОВНЫХ ЦИКЛОВ ЗАКАНЧИВАЮТСЯ В ТОМ СЛУЧАЕ, ЕСЛИ ФЛАГ СО
ДЕРЖИТ ЗАДАННЫЮ
ВЕЛИЧИНУ. В ТО ВРЕМЯ КАК КОМАНДЫ ЦИКЛА ПРЕДНАЗНАЧЕНЫ ДЛЯ ПРОВ
ЕРОК "В КОНЦЕ
ЦИКЛА", КОМАНДА "ПЕРЕХОД", ЕСЛИ ECX=0 РЕАЛИЗУЕТ ПРОВЕРКУ В Н
АЧАЛЕ ЦИКЛА И
ПОЗВОЛЯЕТ ВЫПОЛНЯТЬ ЦИКЛ 0 РАЗ.
2.3.3.3. ДОПОЛНИТЕЛЬНЫЕ КОМАНДЫ 2.3.3.3. ДОПОЛНИТЕЛЬНЫЕ
КОМАНДЫ 2.3.3.3. ДОПОЛНИТЕЛЬНЫЕ КОМАНДЫ
КОМАНДА BOUND (ПРОВЕРКА ГРАНИЦ) 80386 МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВА
НА ДЛЯ ПРОВЕРКИ
ТОГО, ЧТО ИНДЕКС НАССИВА НАХОДИТСЯ В ЕГО ГРАНИЦАХ. ПРОЦЕССОР 80
386 ИМЕЕТ ТАКЖЕ
КОМАНДЫ УСТАНОВКИ И ГАШЕНИЯ ФЛАГОВ, ЗАГРУАКИ И ЗАПОМИНАНИЯ
БАЙТА СТАТУСА
РЕГИСТРА ФЛАГОВ.
МАТЕМАТИЧЕСКИЙ СОПРОЦЕССОР 80287 ИЛИ 80387 ДОБАВЛЯЕТ КОМАН
ДЫ, НЕОБХОДИМЫЕ
32
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ ДЛЯ ЕГО ИНИЦИАЛИЗАЦИИ, ОБРАБОТКИ ОСОБЫХ С
ЛУЧАЕВ, А ТАКЖЕ
ДЛЯ ЗАПОМИНАНИЯ И ВОССТАНОВЛЕНИЯ СТАТУСЯ СОПРОЦЕССОРА.
НАКОНЕЦ, ЕСТЕСТВЕННО, ПРОЦЕССОЕ 80386 ИМЕЕТ КОМАНДУ "НЕТ ОПЕ
РАЦИИ".
3. СИСТЕМНАЯ АРХИТЕКТУРА
3. СИСТЕМНАЯ АРХИТЕКТУРА
3. СИСТЕМНАЯ АРХИТЕКТУРА
НАЗНАЧЕНИЕ СИСТЕМНОЙ АРХИТЕКТУРЫ ЗАКЛЮЧАЕТСЯ В ОБЕСПЕЧЕН
ИИ ИПЕРАЦИОННЫХ
СИСТЕМ, ОДНАКО ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ ВЕСЬМА РАЗЛИЧНЫ ПО СВОИМ Т
РЕБОВАНИЯМ. ДЛЯ
РЕШЕНИЯ ЭТОЙ ПРОБЛЕМЫ, ПРОЦЕССОР 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ НАБОР РЕС
УРСОВ, КОТОРЫЕ
РАЗРАБОТЧИКИ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ МОГУТ ИСПОЛЬЗОВАТЬ ПО СВОЕМУ
УСМОТРЕНИЮ. В
РЕЗУЛЬТАТЕ СИСТЕМНАЯ АРХИТЕКТУРА 80386 МОЖЕТ БЫТЬ СКОНФИГУРИРОВ
АНА ТАК, ЧТОБЫ
УДОВЛЕТВОРИТЬ ВСЕМ ТРЕБОВАНИЯМ РАЗРАБАТЫВАЕМОЙ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕ
МЫ.
3.1 СИСТЕМНЫЕ РЕГИСТРЫ
3.1 СИСТЕМНЫЕ РЕГИСТРЫ
3.1 СИСТЕМНЫЕ РЕГИСТРЫ
КРОМЕ РЕГИСТРОВ, РАССМОТРЕННЫХ В ПРЕДЫДУЩЕЙ ГЛАВЕ, ОПЕРАЦ
ИОННАЯ СИСТЕМА
ИНОГДА ИСПОЛЬЗУЕТ РЕГИСТРЫ 80386, ПОКАЗАННЫЕ НА РИС.3-1. (ДАЛЕЕ В
ЭТОЙ ГЛАВЕ ЭТИ
РЕГИСТРЫ ЕЩЕ БУДУТ РАССМАТРИВАТЬСЯ; ЗДЕСЬ ОНИ ПОКАЗАНЫ ДЛЯ СПРАВК
И). В ОСНОВНОМ
ЭТИМИ РЕГИСТРАМИ ПОЛЬЗУЕТСЯ САМ 80386; ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ЛИШЬ
ИНИЦИАЛИЗИРУЕТ
СИСТЕМНЫЕ РЕГИСТРЫ И ИГНОРИРУЕТ ИХ ПРИ НОРМАЛЬНОЙ РАБОТЕ. ОДНАКО
, ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА МОЖЕТ ВОСПОЛЬЗОВАТЬСЯ СИСТЕМНЫМ РЕГИСТРОМ ПРИ ОБРАБОТКЕ
ОСОБОГО СЛУЧАЯ.
НАПРИМЕР, ПРИ СТРАНИЧНОЙ ОШИБКЕ ПРОЦЕССОР ЗАГРУЖАЕТ ОШИБОЧНЫЙ
АДРЕС В РЕГИСТР
CR2; ОБРАБОТЧИК СТРАНИЧНЫХ ОШИБОК ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ИСПОЛЬЗУЕТ
ЭТОТ АДРЕС ДЛЯ
ПОИСКА СООТВЕТСТВУЮЩЕГО ЭЛЕМЕНТА СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ. СИСТЕМНЫЕ
РЕГИСТРЫ ОБЫЧНО
НЕДОПУСТИМЫ ПРИКЛАДНЫМ ПРОГРАММАМ, ПОСКОЛЬКУ ОПЕРИРОВАТЬ С НИМИ
МОГУТ ТОЛЬКО
ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ. (ОСОБЫЕ СЛУЧАИ, СТРАНИЧНЫЕ ОШИБКИ И ПР
ИВИЛЕГИРОВАННЫЕ
КОМАНДЫ РАССМАТРИВАЮТСЯ ДАЛЕЕ В ЭТОЙ ГЛАВЕ).
33
47 15 0
-----------------------------------
! БАЗОВЫЙ АДРЕС !ПР.РАЗМЕР! ГЛОБАЛЬНАЯ
ТАБЛ.ДЕСКРИПТОРОВ
-----------------------------------
! ! ! ТАБЛ.ДЕСКРИ
ПТОРОВ ПРЕРЫВАНИЙ
-----------------------------------------------------
! СЕЛЕКТОР ! ! ! ЛОКАЛЬНАЯ Т
АБЛ.ДЕСКРИПТОРОВ
-----------------------------------------------------
! ! ! !
-----------------------------------------------------
СИСТЕМНЫЕ АДРЕСНЫЕ РЕГИСТРЫ
31 0
---------------------------
! ! ВСПОМОГАТЕ
ЛЬНЫЙ
---------------------------
! ! РЕЗЕРВНЫЙ
---------------------------
! ! ЛИНЕЙНЫЙ А
ДРЕС СТР.ОШИБКИ
---------------------------
! ! БАЗОВЫЙ АД
РЕС СПРАВОЧНИКА СТРАНИЦ
---------------------------
СИСТЕМНЫЕ УПРАВЛЯЮЩИЕ РЕГИСТРЫ
3.2. ОБЕСПЕЧЕНИЕ МНОГОЗАДАЧНЫХ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ 3.2.
ОБЕСПЕЧЕНИЕ МНОГОЗАДАЧНЫХ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ 3.2. ОБЕСПЕЧЕ
НИЕ МНОГОЗАДАЧНЫХ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ
МНОГИЕ СВОЙСТВА СИСТЕМНОЙ АРХИТЕКТУРЫ 80386 НЕПОСРЕДСТВЕН
НО ОБЕСПЕЧИВАЮТ
МНОГОЗАДАЧНЫЕ ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ, ХОТЯ, КОНЕЧНО, 80386 МОЖЕТ Б
ЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАН
И В ОДНОЗАЗАДАЧНЫХ СИСТЕМАХ С ПОВУШЕННЫМИ ТЕРБОВАНИЯМИ. МНОГО
ЗАДАЧНАЯ РАБОТА
ПРЕДСТАВЛЯЕТ СОБОЙ СПОСОБ УПРАВЛЕНИЯ РАБОТОЙ ВЫЧИСЛИТЕЛЬНОЙ С
ИСТЕМОЙ В ТЕХ
СЛУЧАЯХ, КОГДА РАБОТА СИСТЕМЫ СОСТОИТ ИЗ НЕСКОЛЬКИХ ВИДОВ ДЕЯТЕ
ЛЬНОСТИ; ТРЕМЯ
ВИДАМИ ДЕЯТЕЛЬНОСТИ МОГУТ БЫТЬ НАПРИМЕР, РЕДАКТИРОВАНИЕ ОДНОГО ФА
ЙЛА, КОМПИЛЯЦИЯ
ДРУГОГО И ПЕРЕДАЧА ТРЕТЬЕГО ФАЙЛА В ДРУГУЮ МАШИНУ.
В МНОГОЗАДАЧНОЙ СИСТЕМЕ КАЖДЫЙ ВИД ДЕЯТЕЛЬНОСТИ,
КОТОРЫЙ МОЖЕТ
ОСУЩЕСТВЛЯТЬСЯ ОДНОВРЕМЕННО С ДРУГИМИ, НАЗЫВАЕТСЯ ЗАДАЧЕЙ. (В Д
АННОМ МАТЕРИАЛЕ
ТЕРМИН "ЗАДАЧА " ЭКВИВАЛЕНТЕН ТЕРМИНУ "ПРОЦЕСС"). КАЖДАЯ З
АДАЧА ВЫПОЛНЯЕТ
ПРОГРАММУ, СОСТОЯЩУЮ ИЗ КОМАНД И ИСХОДНЫХ ДАННЫХ. ОДНА И ТА ЖЕ
ПРОГРАММА МОЖЕТ
ВЫПОЛНЯТСЯ НЕСКОЛЬКИМИ ЗАДАЧАМИ; НАПРИМЕР, В МНОГОЗАДАЧНОЙ СИСТЕМ
Е С РАЗДЕЛЕНИЕМ
ВРЕМЕНИ НЕСКОЛЬКО ЗАДАЧ (ПО ЧИСЛУ ПОЛЬЗОВАТЕЛЕЙ) МОГУТ ИСПОЛЬЗ
ОВАТЬСЯ ОДНИМ И
34
ТЕМ ЖЕ КОМПИЛЯТОРОМ ИЛИ РЕДАКТОРОМ. ПРОГРАММЫ И ЗАДАЧИ СООТНОСЯТС
Я ДРУГ С ДРУГОМ
ПОДОБНО ПАРТИТУРЕ МУЗЫКАЛЬНОГО ПРОИЗВЕДЕНИЯ И ЕГО ИСПОЛНЕНИЮ: П
РОГРАММА - ЭТО
ТЕКСТ, ОПИСЫВАЮЩИЙ АЛГОРИТМ, А ЗАДАЧА - ЭТО ОДНОКРАТНОЕ И
СПОЛНЕНИЕ ЭТОГО
АЛГОРИТМА.
ПРОГРАММЫ, ВЫПОЛНЯЕМЫЕ ЗАДАЧАМИ. СОСТАВЛЕНЫ ТАК, КАК
ЕСЛИ БЫ ОНИ
ВЫПОЛНЯЛИСЬ НА ОТДЕЛЬНЫХ ПРОЦЕССОРАХ С ОБЩЕЙ ПАМЯТЬЮ, Т.Е. ИС
ПОЛЬЗУЯ ПАУЗЫ,
НЕОБХОДИМЫЕ ДЛЯ СВЯЗИ ИЛИ СИНХРОНИЗАЦИИ С ДРУГИМИ ЗАДАЧАМИ, ТЕОР
ЕТИЧЕСКИ КАЖДАЯ
ЗАДАЧА ВЫПОЛНЯЕТСЯ НЕПРЕРЫВНО ПАРАЛЛЕЛЬНО С ДРУГИМИ ЗАДАЧАМИ. НА
САМОМ ДЕЛЕ ,
ОДНАКО, ЗАДАЧИ ВЫПОЛНЯЮТСЯ ПООЧЕРЕДНО ОДНИМ ПРОЦЕССОРОМ.
МНОГОЗАДАЧНАЯ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОДЕЛИРУЕТ НЕСКОЛЬКО
ПРОЦЕССОРОВ,
ПРЕДОСТАВЛЯЯ КАЖДОЙ ЗАДАЧЕ "ВИРТУАЛЬНЫЙ ПРОЦЕССОР". В КАЖДЫЙ
МОМЕНТ ВРЕМЕНИ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ПЕРЕДАЕТ РЕАЛЬНЫЙ ПРОЦЕССОР ОДНОМУ
ИЗ ВИРТУАЛЬНЫХ
ПРОЦЕССОРОВ, ВЫПОЛНЯЮЩЕМУ СВОЮ ЗАДАЧУ. ДЛЯ ПОДДЕРЖИВАНИЯ ВПЕ^АТЛЕ
НИЯ, ЧТО КАЖДАЯ
ЗАДАЧА ИМЕЕТ СВОЙ ПРОЦЕССОР, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ЧАСТО ПЕРЕК
ЛЮЧАЕТ РЕАЛЬНЫЙ
ПРОЦЕССОР НА РАЗЛИЧНЫЕ ВИРТУАЛЬНЫЕ ПРОЦЕССОРЫ. В СИСТЕМНОЙ АРХИТЕ
КТУРЕ 80386 ДЛЯ
ОПЕРАЦИИ СМЕНЫ ЗАДАЧИ ПРЕДУСМОТРЕНЫ СЕГМЕНТЫ СОСТОЯНИЯ ЗАДА
ЧИ И КОМАНДЫ,
ВЫПОЛНЯЮЩИЕ ЭТУ ОПЕРАЦИЮ.
3.2.1. СЕГМЕНТ СОСТОЯНИЯ ЗАДАЧИ 3.2.1. СЕГМЕНТ СОСТОЯНИ
Я ЗАДАЧИ 3.2.1. СЕГМЕНТ СОСТОЯНИЯ ЗАДАЧИ
СЕГМЕНТ СОПСТОЯНИЯ ЗАДА^И (TSS) ЯВЛЯЕТСЯ ОДНОЙ ИЗ НЕСК
ОЛЬКИХ СТРУКТУР
ДАННЫХ, ОПРЕДЕЛЯЕМЫХ СИСТЕМОНОЙ АРХИТЕКТУРОЙ 80386. ФАКТИЧЕСКИ,
ЭТИ СТРУКТУРЫ
ДАННЫХ ЯВЛЯЮТСЯ "ТИПАМИ ДАННЫХ" ДЛЯ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ. СЕГМЕНТ
TSS(СМ.РИС.3-2)
СООТВЕТСТВУЕТ ТОМУ, ЧТО В НЕКОТОРЫХ ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМАХ НАЗ
ЫВАЕТСЯ БЛОКОМ
УПРАВЛЕНИЯ ЗАДАЧЕЙ; В ЭТОМ СЕГМЕНТЕ ХРАНИТСЯ СОСТОЯНИЕ ВИРТУАЛ
ЬНОГО ПРОЦЕСОРА
ЗАДАЧИ. КАЖДАЯ ЗАДАЧА 80386 ПРЕДСТАВЛЕНА СВОИМ TSS, КОТОРЫЙ Д
ЕЛИТСЯ НА ДВЕ
ЧАСТИ. МЛАДШАЯ ЧАСТЬ TSS ОПРЕДЕЛЕНА СИСТЕМНОЙ АРХИТЕКТУРОЙ 80
386 И СОДЕРЖИТ
ЗНАЧЕНИЯ РЕГИСТРОВ ПРОЦЕССОРА. СТАРШАЯ ЧАСТЬ TSS МОЖЕТ Б
ЫТЬ ОПРЕДЕЛЕНА
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ ДЛЯ ХРАНЕНИЯ ДАННЫХ, СВЯЗАННЫХ С ЗАДА
ЧЕЙ, НАПРИМЕР,
35
ПРИОРИТЕТА ВЫПОЛНЕНИЯ, ДЕСКРИПТОРОВ ФАЙЛОВ И Т.Д. ДЛА СОЗДАН
ИЯ СВОЕЙ ЗАДАЧИ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ФОРМИРУЕТ TSS И ИНИЦИАЛИЗИРУЕТ ЕГО ВЕЛИЧИНАМ
И, НЕОБХОДИМЫМИ
ЗАДАЧЕ ДЛЯ НАЧАЛА ЕЕ ВЫПОЛНЕНИЯ. В РЕЗУЛЬТАТЕ 80386 ПОДДЕРЖИВАЕ
Т МЛАДШУЮ ЧАСТЬ
TSS, А ЗА ЕГО СТАРШУЮ ЧАСТЬ НЕСЕТ ОТВЕТСТВЕННОСТЬ ОПЕРАЦИОННАЯ СИ
СТЕМА.
---------------------------------------
! (ОПРЕДЕЛЕННАЯ ОПЕРАЦИОННАЯ !
= СИСТЕМА) =
---------------------------------------
! АДРЕС ЛОКАЛЬНОЙ ТАБЛ.ДЕСКРИПТОРОВ !
---------------------------------------
! СПРАВОЧНЫЙ АДРЕС СТРАНИЧНОЙ ТАБЛ. !
---------------------------------------
! ОБЩИЕ РЕГИСТРЫ !
= =
---------------------------------------
! РЕГИСТР ФЛАГОВ !
---------------------------------------
! !
---------------------------------------
! СЕГМЕНТНЫЕ РЕГИСТРЫ !
= =
---------------------------------------
! ПРИВИЛИГИРОВАННЫЕ !
= =
---------------------------------------
3.2.2. СМЕНА ЗАДАЧИ 3.2.2. СМЕНА ЗАДАЧИ 3.2.2. СМЕ
НА ЗАДАЧИ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА РАЗРЕШЕТ ВЫПОЛНЕНИЕ ??????? В СООТВЕТ
СТВИИ С ПЛАНОМ.
ЭТОТ ПЛАН УСТАНАВЛИВАЕТ ВРЕМЯ ВЫПОЛНЕНИЯ ЗАДАЧ. ПОСКОЛЬКУ МЕТО
ДЫ ПЛАНИРОВАНИЯ
???????? РАЗЛИЧНЫЕ, 80386 ПРЕДОСТАВЛЯЕТ ЭТО ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕ
МЕ. ???? КОГДА
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА РЕШАЕТ НАЧАТЬ ВЫПОЛНЕНИЕ ????? ЗАДАЧИ,
ОНА НАПРАВЛЯЕТ
ПРОЦЕССОР НА ВЫПОЛНЕНИЕ ЕЩЕ ОДНОГО ?????, ИНОГДА НАЗЫВАЕМОГО СМЕН
ОЙ КОНТЕКСТА.
ПРОЦЕССОР 80386 ХРАНИТ СЕЛЕКТОР И ДЕСКРИПТОР ????? ТЕКУЩЕЙ
ЗАДАЧИ В СВОЕМ
РЕГИСТРЕ ЗАДАЧИ ?????? ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ВЫДАЕТ КОМАНДУ ПЕР
ЕХОДА ????????
ЯВЛЯЕТСЯ СЕЛЕКТОР СЕГМЕНТА TSS НОВОЙ ЗАДАЧИ ?????? ЭТУ КОМАНДУ,
ЗАНОСЯ ВНАЧАЛЕ
СВОИ РЕГИСТРЫ В ТЕКУЩИЙ TSS, А ЗАТЕМ ЗАГРУЖАЯ TR СЕЛЕКТОРОМ (И
СВЯЗАННЫМ С НИМ
ДЕСКРИПТОРОМ), УКАЗАННЫМ В КОМАНДЕ. ПОЛУЧИВ АДРЕС НОВОГО
TSS, ПРОЦЕССОР
36
ЗАГРУЖАЕТ СВОИ РЕГИСТРЫ ВЕЛИЧИНАМИ ИЗ НОВОГО TSS. ПОСЛЕ Ч
ЕГО ВЫПОЛНЕНИЕ
ПРОГРАММЫ ПРОДОЛЖАЕТСЯ С КОМАНДЫ, НА КОТОРУЮ УКАЗЫВАЕТ СЧЕТЧИ
К КОМАНД НОВОЙ
ЗАДАЧИ. ДЛЯ ВОЗОБНАВЛЕНИЯ СТАРОЙ ЗАДАЧИ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА
ДОЛЖНА ВЫДАТЬ
КОМАНДУ ПЕРЕХОДА И TSS СТАРОЙ ЗАДАЧИ, ПОСЛЕ ЭТОГО ВЫПОЛНЕНИЕ
СТАРОЙ ЗАДАЧИ
ПРОДОЛЖАЕТСЯ С КОМАНДОЙ, СЛЕДУЮЩЕЙ ПОСЛЕ КОМАНДЫ ПЕРЕХОДА TSS, П
РЕКРАТИВШЕЙ ЕЕ
ВЫПОЛНЕНИЕ. ТАКАЯ СМЕНА ЗАДАЧИ ЗАНИМАЕТ 17 МКС (ПРИ РАБОЧЕЙ Ч
АСТОТЕ 16 МГЦ И
ОТСУТСТВИИ СОСТОЯНИЙ ОЖИДАНИЯ).
3.3. АДРЕСАЦИЯ 3.3. АДРЕСАЦИЯ 3.3. АДРЕСАЦИЯ
ФИЗИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО БОЛЬШИНСТВА ВЫЧИСЛИ
ТЕЛЬНЫХ МАШИН
ОРГАНИЗОВАНО ПРОСТО КАК МАССИВ БАЙТОВ. С ПОЯВЛЕНИЯ БЛОКОВ УПРА
ВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ
(БУП), АРХИТЕКТУРА МАШИН СТАЛА РАЗЛИЧАТЬ ФИЗИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО,
РЕАЛИЗУЕМОЕ, АППАРАТУРОЙ ПАМЯТИ И ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРА
НСТВО, ВИДИМОЕ
ПРОГРАММИСТОМ. БЛОК УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ ТРАНСЛИРУЕТ ЛОГИЧЕСКИЕ АД
РЕСА ПРОГРАММ В
ФИЗИЧЕСКИЕ АДРЕСА, ВЫДАВАЕМЫЕ НА СИСТЕМНУЮ МАГИСТРАЛЬ. В БОЛЬШИН
СТВЕ АРХИТЕКТУР
ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ЗАДАЧИ ПРЕДСТАВЛЯЕТСЯ КАК
НАБОР СЛЕДУЮЩИХ
ВАРИАНТОВ:
БАЙТЫ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТАРНСТВО СОСТОИТ ИЗ
МАССИВА БАЙТОВ,
НЕ ИМЕЮЩЕГО ОПРЕДЕЛЕННОЙ СТРУКТУРЫ (Т
АКОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО ИНОГДА НАЗЫВАЕТСЯ "ПЛОСКИМ" ИЛ
И "ЛИНЕЙНЫМ").
ТРАНСЛЯЦИЯ АДРЕСА В ЭТОМ СЛУЧАЕ НЕ ТРЕБУ
ЕТСЯ, ПОСКОЛЬКУ
ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС ТОЧНО ЭКВИВАЛЕНТЕН ФИЗИЧЕСКО
МУ.
СЕГМЕНТ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО СОСТОИТ ИЗ
НЕСКОЛЬКИХ ИЛИ
БОЛЬШОГО ЧИСЛА СЕГМЕНТОВ, КАЖДЫЙ ИЗ КО
ТОРЫХ СОДЕРЖИТ
ПЕРЕМЕННОЕ ЧИСЛО БАЙТОВ. ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС
РАЗДЕЛЕН НА ДВЕ
ЧАСТИ, НОМЕРА СЕГМЕНТА И СMЕЩЕНИЯ ВНУТРИ
СЕГМЕНТА. БУП
ПРОИЗВОДИТ ТРАНСЛЯЦИЮ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В ФИ
ЗИ^ЕСКИЙ.
СТРАНИЦЫ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО СОСТОИТ ИЗ
БОЛЬШОГО ЧИСЛА
СТРАНИЦ, КАЖДАЯ ИЗ КОТОРЫХ ВКЛЮЧАЕТ В СЕБ
Я ФИКСИРОВАННОЕ
37
ЧИСЛО БАЙТОВ. ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС СОСТОИТ ИЗ НО
МЕРА СТРАНИЦЫ И
СМЕЩЕНИЯ ВНУТРИ СТРАНИЦЫ. БУП ПРОИЗВОД
ИТ ТРАНСЛЯЦИЮ
ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В ФИЗИЧЕСКИЙ.
СТРАНИЧНЫЕ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО СОСТОИТ ИЗ С
ЕГМЕНТОВ,
СЕГМЕНТЫ КОТОРЫЕ В СВОЮ ОЧЕРЕДЬ, СОСТОЯТ ИЗ СТРАНИЦ. Л
ОГИЧЕСКИЙ АДРЕС
СОСТОИТ ИЗ НОМЕРА СЕГМЕНТА И СМЕЩЕНИЯ ВНУТР
И СЕГМЕНТА. БУП
ПРОИЗВОДИТ ТРАНСЛЯЦИЮ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В НО
МЕР СТРАНИЦЫ И
СМЕЩЕНИЕ В НЕЙ, КОТОРЫЕ ЗАТЕМ ТРАНСЛИРУЮТС
Я В ФИЗИЧЕСКИЙ
АДРЕС.
КАЖДЫЙ ИЗ ЭТИХ ВАРИАНТОВ ХОРОШО ПОДХОДИТ ДЛЯ ОДНИХ СИСТЕМ
И МАЛО ПРИГОДЕН
ДЛЯ ДРУГИХ. НАПРИМЕР, ЛИНЕЙНОЕ ПРОСТРАНСТВО ВПОЛНЕ ПОДХОДИТ
ДЛЯ СИСТЕМ С
ПРОСТЫМИ ВЕТВЛЕНИЯМИ, В ТО ВРЕМЯ КАК ДЛЯ СИСТЕМ, КОТО
РЫЕ ВЫПОЛНЯЮТ
ИНДИВИДУАЛЬНОЕ УПРАВЛЕНИЕ И ЗАЩИТУ ОТДЕЛЬНЫХ ПРОГРАММНЫХ СТ
РУКТУР, БОЛЬШЕ
ПОДХОДИТ ВАРИАНТ С СЕГМЕНТАЦИЕЙ ПАМЯТИ. В 80386 РЕАЛИ
ЗОВАН ВАРИАНТ,
ПРЕДСТАВЛЯЮЩИЙ ПАМЯТЬ КАК НАБОР СЕГМЕНТОВ, КОТОРЫЕ ПО ЖЕЛАН
ИЮ МОГУТ БЫТЬ
РАЗДЕЛЕНЫ НА СТРАНИЦЫ. НА ПРАКТИКЕ АРХИТЕКТУРА 80386 ОБЕСПЕЧИВА
ЕТ ОПЕРАЦИОННЫЕ
ССИТЕМЫ ЛЮБЫМ ИЗ ЧЕТЫРЕХ ВАРИАНТОВ ПРЕДСТАВЛЕНИЯ ПАМЯТИ.
3.3.1. ПРИНЦИП ТАРНСЛЯЦИИ АДРСА 3.3.1. ПРИНЦИП ТАРНСЛЯЦ
ИИ АДРСА 3.3.1. ПРИНЦИП ТАРНСЛЯЦИИ АДРСА
ПРИНЦИП ТАРНСЛЯЦИИ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В ФИЗИЧЕСКИЙ В ПР
ОЦЕССОРЕ 80386
ИЛЛЮСТРИРУЕТСЯ НА РИС.3-3. ПОСЛЕДОВАТЕЛЬНОСТЬ ОПЕРАЦИЙ, ПОКАЗАН
НАЯ НА РИС.3-3
ЯВЛЯЕТСЯ ЦЕНТРАЛЬНОЙ КАК ДЛЯ АДРЕСАЦИИ, ТАК И ДЛЯ ЗАЩИ
ТЫ. ЗДЕСЬ ОНА
РАССМАТРИВАЕТСЯ В СХЕМАТИЧНОЙ ФОРМЕ С ЦЕЛЬЮ ДАТЬ ЯСНОЕ ОБЩЕЕ ПРЕД
СТАВЛЕНИЕ О НЕЙ
ПРЕЖДЕ, ЧЕМ ПЕРЕЙТИ К РАССМОТРЕНИЮ ТАКИХ СВОЙСТВ, КАК ВИРТУА
ЛЬНАЯ ПАМЯТЬ И
ЗАЩИТА.
В ПОСЛЕДУЮЩИХ РАЗДЕЛАХ БУДУТ ПОДРОБНО РАССМОТРЕНЫ РА
ЗЛИЧНЫЕ ЭТАПЫ
ТРАНСЛЯЦИИ АДРЕСА И БУДЕТ ПОКАЗАНО, КАК ОНИ МОГУТ БЫТЬ ПР
ИСПОСОБЛЕНЫ ПОД
ТРЕБОВАНИЯ КОНКРЕТНОЙ СИСТЕМЫ.
38
КАК ПОКАЗАНО В ПРЕДЫДУЩЕЙ ГЛАВЕ, СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ ПАМЯ
ТИ 80386 ДАЮТ
32-БИТНОЕ СМЕЩЕНИЕ ИСКОМОГО ОПЕРАНДА. СОВМЕСТНО С СЕЛЕКТОРОМ
СЕГМЕНТА ЭТО
СМЕЩЕНИЕ ОБРАЗУЕТ СОСТАВНОЙ ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС: СЕЛЕКТОР
ЭТОГО АДРЕСА
ИДЕНТИФИЦИРУЕТИСКОМЫЙ СЕГМЕНТ, А СМЕЩЕНИЕ УКАЗЫВАЕТ НА ОПЕРАНД
В СЕГМЕНТЕ. В
БОЛЬШИНСТВЕ КОМАНД СЕЛЕКТОР ЗАДАЕТСЯ НЕЯВНО КАК СОДЕРЖИМОЕ СЕГМЕН
ТНОГО РЕГИСТРА.
--------------
! ТАБЛИЦЫ !
!ДЕСКРИПТОРОВ!
--------------
!
ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС ! ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕ
------------------- ---------------- -------------
---
!СЕЛЕКТОР!СМЕЩЕНИЕ!--------->! ТРАНСЛЯЦИЯ !------>! !
-----! !------
------------------- ! СЕГМЕНТА ! -------------
--- ! !
47 31 0 ---------------- 31 0
ЗАПРЕТ ! !
СТРАНИЦ ! !
! !
! !
----------------------------------------------------
------------ !
!
!
! ------------- ----
--------------
! ! ТАБЛИЦЫ ! ! 3
1 0
! ! СТРАНИЦ ! ! -
------------
! ! ! >--!
ФИЗ.АДРЕС !
! ------------- ! -
------------
! ! ----
------
31 ! 0 ! 31
0 !
------------- ----------------- ---------
-- !
! !--------->! !------->!
!----
------------- ----------------- ---------
--
ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС ТРАНСЛЯЦИЯ СТРАНИЦЫ ФИЗИЧЕСКИ
Й АДРЕС
СЕЛЕКТОР ПРЕДСТАВЛЯЕТ СОБОЙ ИНДЕКС В ТАБЛИЦЕ ДЕСКРИПТОРОВ
СЕГМЕНТОВ, Т.Е.
ЭТО ПОЛЕ СОДЕРЖИТ НОМЕР СЕГМЕНТА. КАЖДЫЙ ЭЛЕМЕНТ ТАБЛИЦЫ ДЕСКРИП
ТОРОВ СЕГМЕНТОВ
СОДЕРЖИТ БАЗОВЫЙ АДРЕС СЕГМЕНТА. ПРОЦЕССОР ДОБАВЛЯЕТ К НЕМУ СМЕЩ
ЕНИЕ И ПОЛУЧАЕТ
32-БИТНЫЙ ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС. ЕСЛИ СТРАНИЦЫ НЕ РАЗРЕШЕНЫ, ПРОЦЕСС
ОР СЧИТАЕТ, ЧТО
ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС ЯВЛЯЕТСЯ ФИЗИЧЕСКИМ, И ВЫДАЕТ ЕГО НА АДРСНЫЕ ВЫВОД
Ы.
ЕСЛИ СТРАНИЦЫ РАЗРЕШЕНЫ, ТО 80386 ТРАНСЛИРУЕТ ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕ
С В ФИЗИЧЕСКИЙ.
ЭТО ДЕЛАЕТСЯ С ПОМОЩЬЮ СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦ. СТРАНИЧНАЯ ТАБ
ЛИЦА ПО СВОЕЙ
ОРГАНИЗАЦИИ АНАЛОГИЧНА ТАБЛИЦЕ ДЕСКРИПТОРОВ, ЗА ИСКЛЮЧЕНИЕМ ТОГ
О, ЧТО КАЖДЫЙ
ЭЛЕМЕНТ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ СОДЕРЖИТ ФИЗИЧЕСКИЙ БАЗОВЫЙ АДРЕС СТРА
НИЦЫ 4КБАЙТ.
39
ПОСКОЛЬКУ СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ 80386 ОХВАТЫВАЮТ КАК ТРАДИЦ
ИОННЫЕ ЭЛЕМЕНТЫ
СТРУКТУРНОГО ДЕЛЕНИЯ АДРЕСНОГО ПРОСТРАНСТВА (СЕГМЕНТЫ, И
ДОПОЛНИТЕЛЬНО,
СТРАНИЦЫ) И ПОСКОЛЬКУ СЕГМЕНТЫ МОГУТ БЫТЬ ОЧЕНЬ БОЛЬШИМИ (ДО 4
ГБАЙТ), ТО ЭТИ
СПОСОБЫ АДРЕСАЦИИ ОКАЗЫВАЮТСЯ ОЧЕНЬ ГИБКИМИ. ТАКИМ ОБРАЗОМ, ОПЕРА
ЦИОННАЯ СИСТЕМА
МОЖЕТ ДАТЬ ЗАДАЧЕ ОДНО ЛИНЕЙНОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО, ЛИН
ЕЙНОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО ИЗ СТРАНИЦ, АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ИЗ СЕГМЕНТОВ ИЛИ С
ЕГМЕНТИРОВАННОЕ
АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО СО СТРАНИЧНЫМ ДЕЛЕНИЕМ.
ПО ВСЕЙ СВОЕЙ ГИБКОСТИ МНОГОСТУПЕНЧАТАЯ ТРАНСЛЯЦИЯ АДР
ЕСА В 80386
ВЫПОЛНЯЕТСЯ ДОСТАТОЧНО БЫСТРО. ТИПИЧНОЕ ВРЕМЯ ВЫЧИСЛЕНИЯ СМЕЩЕН
ИЯ И ТРАНСЛЯЦИИ
ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В ФИЗИЧЕСКИЙ СОСТОВЛЯЕТ 1,5 ТАКТА. БОЛЕ
Е ТОГО, ВРЕМЯ
ТРАНСЛЯЦИИ АДРЕСА НЕЗАМЕТНО ДЛЯ ПРОГРАММЫ, ПОСКОЛЬКУ ВНУТРЕН
НИЙ БУП 80386
ТРАНСЛИРУЕТ АДРЕС ПАРАЛЛЕЛЬНО С ДРУГИМИ ОПЕРАЦИЯМИ ПРОЦЕССОРА
(КРОМЕ СЛУЧАЕВ,
КОГДА КОМАНДЫ ПЕРЕХОДА ИЛИ ВЫЗОВА ВРЕМЕННО ПРЕРЫВАЮТ СОВМЕЩЕ
ННОЕ ВЫПОЛНЕНИЕ
ОПЕРАЦИЙ).
3.3.2. СЕГМЕНТЫ 3.3.2. СЕГМЕНТЫ 3.3.2. СЕГМЕНТЫ
СЕГМЕНТ ЯВЛЯЕТСЯ ЕДИНИЦЕЙ ЛОГИЧЕСКОГО ПРОСТРАНСТВА,
ПРЕДСТАВЛЯЕМОГО
ПРОЦЕССОРОМ ЗАДАЧЕ, Т.Е. ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ЗАД
АЧИ СОСТОИТ ИЗ
ОДНОГО ИЛИ НЕСКОЛЬКИХ СЕГМЕНТОВ. ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ СУЩЕСТВ
ЕННО ОТЛИЧАЮТСЯ
ДРУГ ОТ ДРУГА ПО СПОСОБУ ОПРЕДЕЛЕНИЯ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСНОГО ПРОСТ
РАНСТВА ЗАДАЧИ.
НАПРИМЕР, СИСТЕМА РЕАЛЬНОГО ВРЕМЕНИ С ВЕТВЛЕНИЯМИ МОЖЕТ ОПРЕДЕ
ЛИТЬ ЛОГИЧЕСКОЕ
АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО КАК ЕДИНОЕ ЦЕЛОЕ, СОВМЕСТНО ИСПОЛЬЗУЕМОЕ В
СЕМИ ЗАДАЧАМИ И
САМОЙ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ, ДРУГИМИ СЛОВАМИ ОДИН СЕГМЕ
НТ КОЛЛЕКТИВНО
ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ВСЕЙ СИСТЕМОЙ. В ДРУГОМ КРАЙНЕМ СЛУЧАЕ СИСТЕМА МОЖ
ЕТ РАСПРЕДЕЛИТЬ
КАЖДУЮ СТРУКТУРУ ДАННЫХ И ПРОЦЕДУРУ ПО СВОИМ СЕГМЕНТАМ, В
СЛЕДСТВИИ ЧЕГО
ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ЗАДАЧИ ПРЕДСТАНЕТ В ВИДЕ ДЕСЯ
ТКОВ ИЛИ СОТЕН
АДРЕСНЫХ ПРОСТРАНСТВ, КАЖДОЕ ИЗ КОТОРЫХ БУДЕТ СООТВЕТСТВОВАТЬ
СВОЕЙ СТРУКТУРЕ
ДАННЫХ ИЛИ ПРОЦЕДУРЕ. МЕЖДУ ЭТИМИ КРАЙНИМИ СЛУЧАЯМИ ОКАЗЫВАЕТС
Я УНИВЕРСАЛЬНАЯ
СИСТЕМА С РАЗДЕЛЕНИЕМ ВРЕМЕНИ, В КОТОРОЙ ЗАДАЧИ ВЫПОЛНЯЮТС
Я В ОТДЕЛЬНЫХ
40
ЛОГИЧЕСКИХ АДРЕСНЫХ ПРОСТРАНСТВАХ, И В КОТОРЫХ ПРОГРАММЫ ЗАДАЧ
ОТДЕЛЕНЫ ОТ ИХ
ДАННЫХ, А ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГРАММЫ И ДАННЫЕ ОТДЕЛЕНЫ ОТ ПРОГР
АММЫ И ДАННЫХ
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ. СВОЙСТВО СЕГМЕНТАЦИИ В ПРОЦЕССОРЕ 80386 ДОС
ТАТОЧНО ГИБКОЕ,
И МОЖЕТ ОБЕСПЕЧИТЬ КАЖДЫЙ ИЗ ЭТИХ ПРИМЕРОВ, КАК И ЛЮБЫЕ ДРУГИЕ.
КАК УЖЕ БЫЛО ПОКАЗАНО В ГЛАВЕ 2, КОМАНДА 80386 ССЫЛАЕТ
СЯ НА ОПЕРАНД В
ПАМЯТИ С ПОМОЩЬЮ СОСТАВНОГО ЛОГОЧЕСКОГО АДРЕСА, СОСТОЯЩЕГО ИЗ СЕЛ
ЕКТОРА СЕГМЕНТА
И СМЕЩЕНИЯ ВНУТРИ СЕГМЕНТА. В ПРИНЦИПЕ 80386 ТРАНСЛИРУЕТ ЛОГИ
ЧЕСКИЙ АДРЕС В
ЛИНЕЙНЫЙ С ПОМОЩЬЮ СЕЛЕКТОРА, УКАЗЫВАЮЩЕГО НА ДЕСКРИПТОР СЕГМЕ
НТА В ТАБЛИЦЕ
ДЕСКРИПТОРОВ. ДЕСКРИПТОР СОДЕРЖИТ БАЗОВЫЙ АДРЕС СЕГМЕНТА В ЛИН
ЕЙНОМ АДРЕСНОМ
ПРОСТРАНСТВЕ, ДОБАВЛЕНИЕ СМЕЩЕНИЯ К БАЗОВОМУ АДРЕСУ ДАЕТ
ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС
ОПЕРАНДА. НА ПРАКТИКЕ ТРАНСЛЯЦИЯ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА В ЛИНЕЙНЫЙ О
ПТИМИЗИРОВАНА С
ПОМОЩЬЮ НЕЯВНОГО УКАЗАНИЯ НА СЕЛЕКТОРЫ И ХРАНЕНИЯ ДЕСКРИПТОРОВ
В РЕГИСТРАХ.
ПОЭТОМУ ОБРАЩЕНИЕ К ТАБЛИЦЕ ДЕСКРИПТОРОВ ПРОИЗВОДИТСЯ ТОЛЬКОД
ЛЯ ТЕХ КОМАНД,
КОТОРЫЕ ЗАГРУЖАЮТ НОВЫЕ СЕЛЕКТОРЫ В СЕГМЕНТНЫЕ РЕГИСТРЫ (Н
АПРИМЕР, ВЫЗОВ
ПРОЦЕДУРЫ ИЗ ДРУГОГО СЕГМЕНТА ПРИВОДИТ К ЗАМЕНЕ СЕЛЕКТОРА В РЕГИ
СТРЕ CS). ХОТЯ
НА ПРАКТИКЕ ЭТО БЫВАЕТ РЕДКО, ТЕМ НЕ МЕНЕЕ УДОБНЕЕ ПРЕДСТАВ
ЛЯТЬ ТРАНСЛЯЦИЮ
ПРОЦЕССОРОМ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА КАК ОБРАЩЕНИЕ К ДЕСКРИПТОРАМ
В ТАБЛИЦАХ
ДЕСКРИПТОРОВ СЕГМЕНТОВ, ПОСКОЛЬКУ ОТСЮДА СЛЕДУЕТ, ЧТО ИМЕННО
ДЕСКРИПТОРЫ В
ТАБЛИЦАХ ДЕСКРИПТОРОВ СЕГМЕНТОВ ЗАДАЧИ ОПРЕДЕЛЯЮТ ЛОГИЧЕ
СКОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО ЗАДАЧИ. БЕЗ ДЕСКРИПТОРА ЗАДАЧА НЕ В СОСТОЯНИИ
СГЕНЕРИРОВАТЬ
ЛИНЕЙНЫЕ АДРЕСА.
ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ СЕГМЕНТОВ ПРЕДСТАВЛЯЕТ СОБОЙ МАССИВ Д
ЕСКРИПТОРОВ, НА
РИС.3-4 ДАН ЛОГИЧЕСКИЙ ФОРМАТ ДЕСКРИПТОРА. ПОЛЕ БАЗОВОГО
АДРЕСА УЖЕ
РАССМАТРИВАЛОСЬ ВЫШЕ. ПОЛЕ ПРЕДЕЛЬНОГО РАЗМЕРА ОПРЕДЕЛЯЕТ ДЛИНУ
СЕГМЕНТА, 80386
ИСПОЛЬЗУЕТ ПОЛЕ ПРЕДЕЛЬНОГО РАЗМЕРА ДЛЯ ПРОВЕРКИ ПРАВИЛЬНОСТИ ВЕ
ЛИЧИНЫ СМЕЩЕНИЯ
В ЛОГИЧЕСКОМ АДРЕСЕ, А ИМЕННО, ЧТО ОНО ПОПАДАЕТ ВНУТРЬ СЕГМ
ЕНТА. АТТРИБУТЫ
СЕГМЕНТА, В ОСНОВНОМ, ОТНОСЯТСЯ К ЗАЩИТЕ И БУДУТ РАССМОТРЕНЫ ДАЛЕ
Е В ЭТОЙ ГЛАВЕ.
41
АТТРИБУТЫ
ПРИЗНАК ПОСЛЕДНЕГО ОБРАЩЕНИЯ ----------------------------!
ПРАВА ----------------------------------------------! !
ТИП -------------------------------------------! ! !
ПРИВИЛЕГИЯ -------------------------------! ! ! !
ПРИЗНАК ПРИСУТСТВИЯ ------------------! ! ! ! !
! ! ! ! !
! ! ! ! !
! ! ! ! !
! ! ! ! !
! ! ! ! !
-------------------------
! ! ! ! !
----------------------------------------
! ПРЕДЕЛЬНЫЙ РАЗМЕР !
----------------------------------------
! БАЗОВЫЙ АДРЕС
----------------------------------------
КАЖДАЯ ЗАДАЧА МОЖЕТ ИМЕТЬ СИСТЕМНОЕ И ИНДИВИДУАЛЬНОЕ ЛОГИ
ЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО. ЭТ ПРОСТРАНСТВА ОПИСЫВАЮТСЯ, СООТВЕТСТВЕННО ГЛОБ
АЛЬНОЙ ТАБЛИЦЕЙ
ДЕСКРИПТОРОВ (GDT) И ЛОКАЛЬНОЙ ТАБЛИЦЕЙ ДЕСКРИПТОРОВ (LTD). (В СЕ
ЛЕКТОРЕ ИМЕЕТСЯ
БИТ, СВЯЗЫВАЮЩИЙ ЕГО С ТОЙ ИЛИ ИНОЙ ТАБЛИЦЕЙ). ЭТИ ТАБЛИЦЫ ДЕС
КРИПТОРОВ МОГУТ
СОДЕРЖАТЬ МАКСИМУМ 8192 ДЕСКРИПТОРА И СОВМЕСТНО ОНИ ОПРЕДЕЛ
ЯЮТ ЛОГИЧЕСКОЕ
АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ЗАДАЧИ. ЭТО ОЗНАЧАЕТ, ЧТО ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ
НОВЫЙ СЕГМЕНТ
МОГ АДРЕСОВАТЬСЯ ЗАДАЧЕЙ, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ДОЛЖНА ВНЕСТИ НО
ВЫЙ ДЕСКРИПТОР
ЭТОГО СЕГМЕНТА ЛИБО В GDT, ЛИБО В LDT ЗАДАЧИ. В СИСТЕМАХ С ЗАЩ
ИТОЙ GDT И LDT
МОГУТ БЫТЬ СДЕЛАНЫ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫМИ СТРУКТУРАМИ ТАК, ЧТО ИЗ
МЕНЕНИЯ В НИХ
СМОЖЕТ ПРОИЗВОДИТЬ ТОЛЦКО ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА.
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ИЗ ЕЕ НАЗВАНИЯ, ГЛОБАЛЬНАЯ ТАБЛИЦ
А ДЕСКРИПТОРОВ
ДОСТУПНА ВСЕМ ЗАДАЧАМ, ОБЫЧНО ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ ЗАНОСЯТ ДЕСКРИ
ПТОРЫ СИСТЕМНЫХ
СЕГМЕНТОВ В GDT. КОДОВЫЙ СЕГМЕНТ (ИЛИ СЕГМЕНТЫ) ОПЕРАЦИОННОЙ СИ
СТЕМЫ ЯВЛЯЕТСЯ
ХОРОШИМ ПРИМЕРОМ СЕГМЕНТА, КОТОРЫЙ ДОЛЖЕН БЫТЬ ДОСТУПНЫМ ВС
ЕМ ЗАДАЧАМ, И
ДЕСКРИПТОР КОТОРОГО ОБЫЧНО НАХОДИТСЯ В GDT. В ПРОТИВОПОЛОЖНОСТ
Ь ЭТОМУ КАЖДАЯ
ЗАДАЧА МОЖЕТ ИМЕТЬ СВОЮ ЛОКАЛЬНУЮ ТАБЛИЦУ ДЕСКРИПТОРОВ. ПРОЦЕСС
ОР ПОДДЕРЖИВАЕТ
АДРЕС LDT ТЕКУЩЕЙ ЗАДАЧИ В СВОЕМ РЕГИСТРЕ ЛОКАЛЬНОЙ ТАБЛИЦЫ ДЕСКР
ИПТОРОВ (LDTR),
ОДНАКО ОН ПЕРЕЗАГРУЖАЕТ ЭТОТ РЕГИСТР (ТАК ЖЕ, КАК ОН ПЕРЕЗАГРУЖА
ЕТ СВОИ ОБЩИЕ И
СЕГМЕНТНЫЙ РЕГИСТРЫ) НОВЫМ ЗНАЧЕНИЕМ TSS ПРИ СМЕНЕ ЗАДАЧ.
42
ЗАДАЧИ МОГУТ ДЕЛИТЬ ОДНИ СЕГМЕНТЫ В СЛЕДУЮЩУХ СЛУЧАЯХ (СМ.РИ
С.3-5):
1. СЕГМЕНТ, ДЕСКРИПТОР КОТОРОГО НАХОДИТСЯ В GDT, ЯВЛЯЕТСЯ
ОБЩИМ ДЛЯ ВСЕХ
ЗАДАЧ.
2. ЗАДАЧИ, ИМЕЮЩИЕ ОБЩУЮ LDT, ИМЕЮТ И ОБЩИЕ СЕГМЕНТЫ, ОПИСЫВ
АЕМЫЕ ЭТОЙ LDT,
ТАКОЙ ПОДХОД ДОПУСТИМ В СЛУЧАЕ ТЕСНО ВЗАИМОДЕЙСТВУЮЩИХ ЗА
ДАЧ.
3. ДЕСКРИПТОРЫ В РАЗЛИЧНЫХ LDT МОГУТ УКАЗЫВАТЬ НА ОДИН О Т
ОТ ЖЕ СЕГМЕНТ,
ТАКИЕ ДЕСКРИПТОРЫ НАЗЫВАЮТСЯ ПСЕВДОИМЕНАМИ. ИСПОЛЬЗОВА
НИЕ ПСЕВДОИМЕНИ
ПОЗВОЛЯЕТ ЗАДАЧАМ ИМЕТЬ ОБЩИМ ТОЛЬКО ОДИН СЕГМЕНТ, А НЕ
ВСЕ СЕГМЕНТЫ,
ОПРЕДЕЛЕННЫЕ ТАБЛИЦЕЙ ДЕСКРИПТОРОВ.
3.3.3. СТРАНИЦЫ 3.3.3. СТРАНИЦЫ 3.3.3. СТРАНИЦЫ
НЕЗАВИСИМО ОТ ТОГО, СОДЕРЖИТ ЛИ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТ
РАНСТВО ЗАДАЧИ
ОДИН ИЛИ МНОГО СЕГМЕНТОВ, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ РАЗДЕЛИТЬ ЛИ
НЕЙНОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО НА СТРАНИЦЫ. С ТОЧКИ ЗРЕНИЯ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ СТ
РАНИЦЫ ЯВЛЯЮТСЯ
УДОБНЫМИ ЭЛЕМЕНТАМИ ДЛЯ РАСПРЕДЕЛЕНИЯ И ПЕРЕРАСПРЕДЕЛЕНИЯ ПАМЯТИ
, ПОСКОЛЬКУ ОНИ
ВСЕ ИМЕЮТ ОДИНАКОВЫЙ РАЗМЕР. СТРАНИЦЫ ТАКЖЕ ЯВЛЯЮТСЯ СРЕДСТВОМ
ЗАЩИТЫ ЧАСТЕЙ
БОЛЬШИХ СЕГМЕНТОВ И, ЧТО ОСОБЕННО ВАЖНО, ОБЕСПЕЧИВАЮТ УДОБНЫЙ СПО
СОБ ОРГАНИЗАЦИИ
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТИ. УКАЗАННЫЕ ПРИМЕНЕНИЯ СТРАНИЧНОЙ ОРГАН
ИЗАЦИИ ПАМЯТИ
ОБСУЖДАЮТСЯ НИЖЕ.
СТРАНИЦА В 80386 ИМЕЕТ ДЛИНУ 4К БАЙТ. ЭТОТ РАЗМЕР НАХОДИТ
СЯ В СОГЛАСИИ С
ПРОМЫШЛЕННОЙ ТЕНДЕНЦИЕЙ К УВЕЛИЧЕНИЮ ДЛИНЫ СТРАНИЦ И ВЕДЕТ
К УВЕЛИЧЕНИЮ
ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТИ ПО ДВУМ НАПРАВЛЕНИЯМ.
ВО-ПЕРВЫХ, ОН ОБЕСПЕЧИВАЕТ ХОРОШЕЕ ОТНОШЕНИЕ ПОКАЗАНИЙ СТР
АНИЦ В КЭШ ПРИ
ДАННОМ ОБ'ЕМЕ КЭШ-ПАМЯТИ, КОТОРАЯ МОЖЕТ БЫТЬ В НАСТОЯЩЕЕ ВРЕМЯ РЕ
АЛЬНО РАЗМЕЩЕНА
НА КРИСТАЛЛЕ, ИСХОДЯ ИЗ ДОСТИГНУТОГО УРОВНЯ ТЕХНОЛОГИИ. (КЭ
Ш-ПАМЯТЬ 80386,
РАСПОЛОЖЕННАЯ НА КРИСТАЛЛЕ, ОПИСЫВАЕТСЯ КРАТКО). ВО-ВТОРЫХ, 4К
БАЙТОВ ЯВЛЯЮТСЯ
ЭФФЕКТИВНЫМ РАЗМЕРОМ БЛОКА ДЛЯ ДИСКОВЫХ ПЕРЕДАЧ. БОЛЬШИНСТВ
О ОПЕРАЦИОННЫХ
СИСТЕМ, РАБОТАЮЩИХ НА МАШИНАХ С МЕНЬШЕЙ ДЛИНОЙ СТРАНИЦЫ, ДОЛЖ
НЫ ГРУППИРОВАТЬ
43
СТРАНИЦЫ В "КЛАСТЕРЫ", ЧТОБЫ СОКРАТИТЬ КОЛИЧЕСТВО ДИСКОВЫХ ПЕРЕДА
Ч.
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА 80386 ВКЛЮЧАЕТ СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ, У
СТАНАВЛИВАЯ БИТ
PG В УПРАВЛЯЮЩЕМ РЕГИСТРЕ 0 ПРИ ПОМОЩИ ПРИВИЛЕГИРОВАННОЙ
КОМАНДЫ. КОГДА
СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ ВКЛЮЧЕН, ПРОЦЕССОР ТРАНСЛИРУЕТ ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕ
С В ФИЗИЧЕСКИЙ
АДРЕС, ИСПОЛЬЗУЯ СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ. СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ ЯВЛЯЮТС
Я ЧАСТЬЮ ТАБЛИЦ
ДЕСКРИПТОРОВ СЕГМЕНТОВ. ТАК ЖЕ КАК ТАБЛИЦЫ ДЕСКРИПТОРОВ СЕ
ГМЕНТОВ ЗАДАЧИ
ОПРЕДЕЛЯЮТ ЕЕ ЛОГИЧЕСКОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО, СТРАНИЧНЫЕ
ТАБЛИЦЫ ЗАДАЧИ
ОПРЕДЕЛЯЮТ ЕЕ ЛИНЕЙНОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО. АНАЛОГИЧНО СУ
ПЕР-МИНИ-ЭВМ И
БОЛЬШИМ ЭВМ СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ 80386 ОРГАНИЗОВАНЫ ПО ПРИНЦИПУ
ДВУХУРОВНЕВОЙ
ИЕРАРХИИ, КАК ПОКАЗАНО НА РИС.3-6. КАЖДАЯ ЗААДЧА МОЖЕТ ИМ
ЕТЬ СПРАВОЧНИК
СИСТЕМНЫХ ТАБЛИЦ. СИСТЕМНЫЙ РЕГИСТР CR3 ПРОЦЕССОРА 80386 (БА
ЗА СПРАВОЧНИКА
СИСТЕМНЫХ ТАБЛИЦ) УКАЗЫВАЕТ НА СПРАВОЧНИК СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦ РАБ
ОТАЮЩЕЙ ЗАДАЧИ.
ПРОЦЕССОР ОБНОВЛЯЕТ РЕГИСТР CR3 ПРИ КАЖДОМ ПЕРЕКЛЮЧЕНИИ ЗАДАЧИ,
ПОЛУЧАЯ НОВЫЙ
АДРЕС ЗАДАЧИ ИЗ TSS НОВОЙ ЗАДАЧИ. СПРАВОЧНИК СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИ
Ц ИМЕЕТ ДЛИНУ,
РАВНУЮ ОДНОЙ СТРАНИЦЕ И СОДЕРЖИТ ЭЛЕМЕНТЫ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ
ОПИСЫВАЮТ 1024
СТРАНИЦЫ. ТАКИМ ОБРАЗОМ, КАЦДАЯ СТРАНИЧНАЯ ТАБЛИЦА ОПИСЫВАЕ
Т 4М БАЙТА, А
ОГЛАВЛЕНИЕ МОЖЕТ ОПИСАТЬ ДО 4Г БАЙТ - МАКСИМАЛЬНОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТ
РАНСТВО.
НА РИС.3-6 В ФУНКЦИОНАЛЬНЫХ ОБОЗНАЧЕНИЯХ ПОКАЗАНО КАК 80 7
86 ТРАНСЛИРУЕТ
ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС В ФИЗИЧЕСКИЙ АДРЕС, ЕСЛИ СТРАНИЧНАЯ АДРЕСАЦИЯ ВКЛЮ
ЧЕНА. ПРОЦЕССОР
ИСПОЛЬЗУЕТ СТАРШИЕ 10 БИТ ЛИНЕЙНОГО АДРЕСА КАК ИНДЕКС В ОГЛАВЛ
ЕНИИ. ВЫБРАННЫЙ
ЭЛЕМЕНТ ОГЛАВЛЕНИЯ СОДЕРЖИТ АДРЕС СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ. ПРОЦЕ
ССОР ДОБАВЛЯЕТ
СРЕДНИЕ 10 БИТ ЛИНЕЙНОГО АДРЕСА К АДРЕСУ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ, ЧТОБ
Ы НАЙТИ ЭЛЕМЕНТ
СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ, КОТОРЫЙ ОПИСЫВАЕТ НЕОБХОДИМУЮ СТРАНИЦУ. ДОБА
ВЛЯЯ МЛАДШИЕ 12
БИТ ЛИНЕЙНОГО АДРЕСА К АДРЕСУ НАЧАЛА СТРАНИЦЫ, ПРОЦЕССОР ПОЛУ
ЧАЕТ 32-БИТНЫЙ
ФИЗИЧЕСКИЙ АДРЕС.
ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ СОКРАТИТЬ НАКЛАДНЫЕ РАСХОДЫ, ВОЗНИКШИЕ
ОТ ПОИСКА В
СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦАХ, 80386 ПОМЕЩАЕТ СПРАВОЧНУЮ ИНФОРМАЦИЮ О
32-Х ПОСЛЕДНИХ
СТРАНИЦАХ, ИСПОЛЬЗОВАВШИХСЯ ИМ, В СПЕЦИАЛЬНУЮ БЫСТРУЮ ПАМЯТЬ (КЭ
Ш), НАХОДЯЩУЮСЯ
ВНУТРИ САМОГО МИКРОПРОЦЕССОРА. ЭТА ПАМЯТЬ НАЗЫВАЕТСЯ ПЕРЕКОДИР
ОВАННЫМ БУФЕРОМ
ПРОСМОТРА ИСКЛЮЧЕНИЙ (ТLB). ТОЛЬКО В ТОМ СЛУЧАЕ, ЕСЛИ ПРОЦЕС
СОР НЕ НАХОДИТ
44
СПРАВОЧНОЙ ИНФОРМАЦИИ ДЛЯ СТРАНИЦЫ В TLB, ОН ОБРАЩАЕТСЯ К
СПРАВОЧНИКАМ И
СТРАНИЧНЫМ ТАБЛИЦАМ, НАХОДЯЩИМСЯ В ПАМЯТИ. КАК ПРАВИЛО, 98-99%
АДРЕСНЫХ ССЫЛОК
ПОПАДАЮТ В TLB, НЕ ТРЕБУЯ ОБРАЩЕНИЙ К ОСНОВНОЙ ПАМЯТИ ДЛЯ ТРА
НСЛЯЦИИ. КОГДА
НЕОБХОДИМОЙ ИНФОРМАЦИИ В TLB НЕ ОКАЗЫВАЕТСЯ, ПРОЦЕССОР ЗАМЕНЯЕТ
НАИБОЛЕЕ СТАРЫЙ
ЭЛЕМЕНТ TLB НОВЫМ ЭЛЕМЕНТОМ. ПРИНЦИП ЛОКАЛЬНОСТИ ССЫЛОК ПРЕДПОЛА
ГАЕТ, ЧТО НОВЫЙ
ЭЛЕМЕНТ СКОРЕЕ ВСЕГО БУДЕТ ИСПОЛЬЗОВАТЬСЯ В БУДЕЩЕМ.
ПОСКОЛЬКУ ВКЛЮЧЕНИЕ СТАРНИЧНОГО МЕХАНИЗМА НЕ УВЕЛИЧИВАЕТ ВРЕ
МЕНИ ТРАНСЛЯЦИИ
АДРЕСА, ОНО МАЛО ВЛИЯЕТ НА ВРЕМЯ ИСПОЛНЕНИЯ КОМАНДЫ ТОЛЬКО ПРИ
НЕПОПАДАНИЯХ В
TLB.
НА РИС.3-7 ПОКАЗАНЫ ОСНОВНЫЕ ПОЛЯ ЭЛЕМЕНТА СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЫ (PTE).
ЭЛЕМЕНТЫ СПРАВОЧНИКА СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦ ИДЕНТИЧНЫ ПОКАЗАННОМУ ЗА Т
ЕМ ИСКЛЮЧЕНИЕМ,
ЧТО ПОЛЕ АДРЕСА РАССМАТРИВАЕТСЯ КАК ФИЗИЧЕСКИЙ АДРЕС СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЫ, А НЕ
АДРЕС СТРАНИЦЫ.
АТРИБУТЫ
ПРИСУТСТВИЕ -------------------------------------------
---------!
ПРАВА -------------------------------------------------
--! !
ПРИВИЛЕГИИ ---------------------------------------!
! !
БЫЛО ОБРАЩЕНИЕ -----------------------------! !
! !
БЫЛА ЗАПИСЬ -------------------------! ! !
! !
ОПРЕДЕЛЯЕТСЯ ПОЛЬЗОВАТЕЛЕМ ----! ! ! !
! !
! ! ! !
! !
! ! ! !
! !
V V V V
V V
-----------------------------------------------------------------
------------
! АДРЕС СТРАНИЦЫ ! ! ! ! !
! !
! ! ! ! ! !
! !
-----------------------------------------------------------------
------------
ЗАДАЧИ МОГУТ СОВМЕСТНО ПОЛЬЗОВАТЬСЯ ОТДЕЛЬНЫМИ СТРАНИЦА
МИ ИЛИ ЦЕЛЫМИ
СТРАНИЧНЫМИ ТАБЛИЦАМИ. ЭЛЕМЕНТЫ 1 РАЗЛИЧНЫХ СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦ,
УКАЗЫВАЮЩИЕ НА
ОДНУ И ТУ ЖЕ СТРАНИЦУ , ЯВЛЯЮТСЯ СИНОНИМАМИ ОДИН ДЛЯ ДРУГО
ГО, ТАКЖЕ КАК
ДЕСКРИПТОРЫ С ТЕМИ ЖЕ САМЫМИ АДРЕСАМИ ЯВЛЯЮТСЯ СИНОНИМАМИ ДРУГ ДЛ
Я ДРУГА.
В ДВУХ УРОВНЕВОЙ СТРУКТУРЕ СТРАНИЧНЫХ ТАБЛИЦ ПРОЦЕССОР
А 80786 ЛЕГЧЕ
РАЗДЕЛЯТЬ СТРАНИЦЫ МЕЖДУ ЗАДАЧАМИ ПУТЕМ РАЗДЕЛЕНИЯ ЦЕЛОЙ СТРА
НИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ.
ПОСКОЛЬКУ АДРЕС РАЗДЕЛЯЕМОЙ СТРАНИЦЫ В ЭТОМ СЛУЧАЕ НАХОДИТСЯ В О
ДНОЙ СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЕ, ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ НЕОБХОДИМО ИЗМЕНИТЬ ТОЛЬКО ОДИН ЭЛЕ
МЕНТ СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЫ, КОГДА ОНА ПЕРЕМЕЩАЕТ ЭТУ СТРАНИЦУ.
45
3.3.4. ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ 3.3.4. ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ
3.3.4. ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ
ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ ПОЗВОЛЯЕТ ОЧЕНЬ БОЛЬШИМ ПРОГРАММАМ ИЛИ Г
РУППАМ РАБОТАТЬ
В ЗНАЧИТЕЛЬНО МЕНЬШЕМ ОБ'ЕМЕ ФИЗИЧЕСКОЙ ПАМЯТИ БЕЗ ИСПОЛЬЗ
ОВАНИЯ ТЕХНИКИ
ОВЕРЛЕЕВ. СИСТЕМЫ С ВИРТУАЛЬНОЙ МОГУТ ОСНОВЫВАТЬСЯ ИЛИ НА СЕ
ГМЕНТАХ, ИЛИ НА
СТРАНИЦАХ. В ОБОИХ СЛУЧАЯХ ОСНОВНАЯ ИДЕЯ ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТИ СОСТО
ИТ В ТОМ, ЧТОБЫ
ИСПОЛЬЗОВАТЬ ЗНАЧИТЕЛЬНО БОЛЕЕ ДЕШЕВУЮ ДИСКОВУЮ ПАМЯТЬ ВМЕСТО ПО
ЛУПРОВОДНИКОВОЙ
ПАМЯТИ. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА В СЛУЧАЕ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ
ЗАПОМИНАЕТ ВСЕ
СЕГМЕНТЫ ИЛИ СТРАНИЦЫ В БОЛЬШОЙ ОБЛАСТИ ДИСКОВОЙ ПАМЯТИ, НА
ЗЫВАЕМОЙ ЧАСТО
"ОБЛАСТЬЮ ОБМЕНА". ЗНАЧИТЕЛЬНО МЕНЬШАЯ ФИЗИЧЕСКАЯ (РЕАЛЬНАЯ)
ПАМЯТЬ СОДЕРЖИТ
ТОЛЬКО НАИБОЛЕЕ ЧАСТО ИСПОЛЬЗУЕМЫЕ СЕГМЕНТЫ ИЛИ СТРАНИЦЫ. ДО
ТЕХ ПОР, ПОКА
СЕГМЕНТЫ ИЛИ СТРАНИЦЫ ЗАПОМНЕННЫЕ НА ДИСКЕ, ИСПОЛЬЗУЮТСЯ НЕЧА
СТО, СИСТЕМА С
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ БУДЕТ ВЕСТИ СЕБЯ ТАКЖЕ ХОРОШО, КАК И СИСТЕМА
СО ЗНАЧИТЕЛЬНО
БОЛЬШЕЙ ОПЕРАТИВНОЙ ПАМЯТЬЮ, НО ЗА ЗНАЧИТЕЛЬНО МЕНЬШУЮ
ЦЕНУ. КЛЮЧЕВЫЕ
АРХИТЕКТУРНЫЕ СВОЙСТВА, НЕОБХОДИМЫЕ ДЛЯ ЭФФЕКТОВНОГО ИСПОЛЬЗОВА
НИЯ ВИРТУАЛЬНОЙ
ПАМЯТИ, ПЕРЕЧИСЛЯЮТСЯ НИЖЕ:
- БИТ ДЛЯ КАЖДОГО СЕГМЕНТА ИЛИ СТАРНИЦЫ, КОТОРЫЙ ГОВОРИТ
ПРОЦЕССОРУ (ИЛИ
УСТРОЙСТВУ УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ), ИМЕЕТСЯ ЛИ ДАННЫЙ СЕГМЕНТ ИЛИ СТР
АНИЦА В ПАМЯТИ,
ИЛИ НЕОБХОДИМО ЗАГРУЗИТЬ ЕГО (ЕЕ) С ДИСКА;
- МЕХАНИЗМ ЛОВУШКИ ИЛИ ОСОБОГО ПРЕРЫВАНИЯ, ПРИ ПОМОЩИ КОТ
ОРОГО ПРОЦЕССОР
МОЖЕТ УКАЗАТЬ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ О НЕОБХОДИМОСТИ ЗАГРУ
ЗКИ В ПАМЯТЬ
ОТСУТСТВУЮЩЕГО СЕГМЕНТА ИЛИ СТРАНИЦЫ;
- ПЕРЕЗАПУСКАЕМЫЕ КОМАНДЫ, КОТОРЫЕ ПОЗВОЛЯЮТ ПРОЦЕСОРУ В
ЫБИРАТЬ ЗАНОВО
КОМАНДУ ПОСЛЕ ТОГО,КАК ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ЗАГРУЗИЛА
ТОЛЬКО ЧТО
НЕПРИСУТСТВУЮЩУЮ СТРАНИЦУ В ПАМЯТЬ И ПОМЕТИЛА ЕЕ ПРИСУТСТВУЮЩЕЙ.
ПРОЦЕССОР 80786 ИМЕЕТ ВСЕ ЭТИ НЕОБХОДИМЫЕ СВОЙСТВА, А ТАКЖЕ
ДРУГИЕ, КОТОРЫЕ
УЛУЧШАЮТ ЭФФЕКТИВНОСТЬ МЕХАНИЗМА УПРАВЛЕНИЯ ВИРТУАЛЬНОЙ
ПАМЯТЬЮ. КАК
ДЕСКРИПТОРЫ, ТАК И ЭЛЕМЕНТЫ СТАРНИЧНЫХ ТАБЛИЦ ИМЕЮТ БИТ ПРИСУТС
ТВИЯ И ПОЭТОМУ
МОГУТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНЫ КАК ОСНОВА ДЛЯ ПОСТРОЕНИЯ ВИРТУАЛЬНОЙ
ПАМЯТЬЮ. ОБМЕН
СЕГМЕНТАМИ МЕЖДУ ПАМЯТЬЮ И ДИСКОМ ЯВЛЯЮТСЯ РАЗУМНЫМ ПОДХОДОМ,
КОГДА СЕГМЕНТЫ
46
ОТНОСИТЕЛЬНО МАЛЫ, КАК ЭТО БЫЛО В 16-БИТНЫХ АРХИТЕКТУРАХ. КОГДА
СЕГМЕНТЫ МОГУТ
БЫТЬ ОЧЕНЬ ВЕЛИКИ, КАК ЭТО ВОЗМОЖНО В 80786, ОБМЕН СТРАНИЦАМИ
ОБЫЧНО ЯВЛЯЕТСЯ
БОЛЕЕ ЭФФЕКТИВНЫМ ПРИЕМОМ БЛАГОДАРЯ ФИКСИРОВАННОМУ РАЗМЕРУ СТРАНИ
Ц. В СТРАНИЧНЫХ
СИСТЕМАХ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА РАСПРЕДЕЛЯЕТ И ОСВОБОЖДАЕТ ПАМ
ЯТЬ ЭЛЕМЕНТАМИ
РАЗМЕРОМ СО СТРАНИЦУ, НАЗЫВАЕМЫЕМИ СТАРНИЧНЫМИ КАДРАМИ; СТАРНИЦА
, ЗАГРУЖАЕМАЯ С
ДИСКА, БУДЕТ ПОДХОДИТЬ ЛЮБОМУ ИМЕЮЩЕМУСЯ КАДРУ. ПОСКОЛЬКУ
БОЛЬШИНСТВО ИЗ
32-БИТНЫХ СИСТЕМ С ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ ОСНОВЫВАЕТСЯ НА МЕХА
НИЗМЕ СТРАНИЦ,
ОСТАВШАЯСЯ ЧАСТЬ ЭТОГО РАЗДЕЛА ОПИСЫВАЕТ СТРАНИЧНЫЙ ВИРТУАЛЬНЫЙ М
ЕХАНИЗМ 80786.
В ОБЩЕМ СЛУЧАЕ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА СО СТРАНИЧНОЙ ВИРТУ
АЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ
ПЕРЕСЫЛАЕТ ОТСУТСТВУЮЩИЕ СТРАНИЦЫ С ДИСКА В СТАРНИЧНЫЕ КАДРЫ ПО
ЗАПРОСАМ, Т.Е.
КОГДА ОНА БУДЕТ ОПОВЕЩЕНА ПРОЦЕССОРОМ, ЧТО КОМАНДА ОБРАЩАЕТСЯ К
ОТСУТСТВУЮЩЕЙ
СТРАНИЦЕ. КОГДА КОЛИЧЕСТВО СВОБОДНЫХ КАДРОВ СТАНОВИТСЯ МАЛЕНЬКИ
М, ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА ТАКЖЕ ПЕРЕДАЕТ СТРАНИЦЫ ИЗ СТРАНИЧНЫХ КАДРОВ НА ДИСК, ПЫ
ТАЯСЬ ИЗ'ЯТЬ ТЕ
СТРАНИЦЫ, КОТОРЫЕ ВРЯД ЛИ БУДУТ ИСПОЛЬЗОВАНЫ В БЛИЖАЙШЕМ БУДУЩЕ
М. ПУТЕМ ТАКОГО
"ПРОЗРАЧНОГО" ОБМЕНА СТАРНИЦАМИ МЕЖДУ СТРАНИЧНЫМИ КАДРАМИ И ДИСК
ОМ ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА СОЗДАЕТ У ПРИКЛАДНОГО ПРОГРАММНОГО ОБЕСПЕЧЕНИЯ ИЛЛЮЗИЮ,
ЧТО ФИЗИЧЕСКАЯ
ПАМЯТЬ ИМЕЕТ РАЗМЕР ОЧЕНЬ БОЛЬШОЙ ОБЛАСТИ ОБМЕНА НА ДИСКЕ.
НИЖЕ ПОДРОБНО
ОПИСЫВАЕТСЯ ЭТОТ МЕХАНИЗМ.
КОГДА В ПРОЦЕССЕ ТРАНСЛЯЦИИ ЛОГИЧЕСКОГО АДРЕСА ПРОЦЕССОР ПО
ЛУЧАЕТ ЛИНЕЙНЫЙ
АДРЕС, КОТОРЫЙ ССЫЛАЕТСЯ НА ЭЛЕМЕНТ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ, ЧЕЙ Б
ИТ ПРИСУТСТВИЯ
СБРОШЕН, В ПРОЦЕССОРЕ ВОЗНИКАЕТ ОСОБАЯ СИТУАЦИЯ, НАЗЫВАЕМАЯ, УСЛО
ВНО, СТРАНИЧНОЙ
ОШИБКОЙ. ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ РАССМАТРИВАЮТСЯ НИЖЕ В ЭТОМ РАЗДЕЛЕ
, НО ОСНОВНЫМ
СЛЕДСТВИЕМ ЭТОЙ ОШИБКИ ЯВЛЯЕТСЯ ВЫЗОВ ПРОЦЕССОРОМ ПРОЦЕДУРЫ
ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМЫ, НАЗЫВАЕМОЙ ОБРАБОТЧИКОМ СТРАНИЧНОЙ ОШИБКИ. ПРИ ВХОДЕ
В ОБРАБОТЧИК
СТРАНИЧНОЙ ОШИБКИ UПРАВЛЯЮЩИЙ РЕГИСТР 2 СОДЕРЖИТ ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС
, СВЯЗАННЫЙ С
ОТСУТСТВУЮЩЕЙ СТРАНИЦЕЙ. ПО ЭТОМУ АДРЕСУ ОБРАБОТЧИК СТРАНИЧН
ОЙ ОШИБКИ МОЖЕТ
НАЙТИ ОТНОСЯЩИЙСЯ К НЕМУ ЭЛЕМЕНТ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ ПУТЕМ ТРАНС
ЛЯЦИИ ЛИНЕЙНОГО
АДРЕСА, КАК ЭТО ДЕЛАЕТ ПРОЦЕССОР. ОТМЕТИМ, ЧТО ВСЕ ОСТАЛ
ЬНЫЕ БИТЫ, ЗА
ИСКЛЮЧЕНИЕМ БИТА ПРИСУТСТВИЯ В ЭЛЕМЕНТЕ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ
, ОПРЕДЕЛЯЮТСЯ
ПОЛЬЗОВАТЕЛЕМ; ОНИ ПРЕДСТАВЛЯЮТ ДЛЯ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ УДОБ
НОЕ МЕСТО ДЛЯ
47
ЗАПОМИНАНИЯ ДИСКОВОГО АДРЕСА ОТСУТСТВУЮЩЕЙ СТРАНИЦЫ. ОПРЕДЕЛИВ
ДИСКОВЫЙ АДРЕС
ОТСУТСТВУЮЩЕЙ СТРАНИЦЫ, ОБРАБОТЧИК СТРАНИЧНОЙ ОШИБКИ МОЖЕТ
НАЙТИ СВОБОДНЫЙ
СТРАНИЧНЫЙ КАДР И ПЕРЕДАТЬ СТРАНИЦУ С ДИСКА В ЭТОТ КАДР. ЗА
ТЕМ ОБРАБОТЧИК
СТАРНИЧНОЙ ОШИБКИ ИЗМЕНЯЕТ АДРЕСНОЕ ПОЛЕ В ЭЛЕМЕНТЕ СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЫ И БИТ
ПРИСУТСТВИЯ, ПОСЛЕ ЧЕГО ВОЗВРАЩАЕТ УПРАВЛЕНИЕ ПРОГРАММЕ, ПРЕРВА
ННОЙ СТРАНИЧНОЙ
ОШИБКОЙ. ПОСЛЕ ЭТОГО ПРОЦЕССОР АВТОМАТИЧЕСКИ ЗАНОВО ВЫБИРАЕТ КОМ
АНДУ, В КОТОРОЙ
ПРОИЗОШЛА СТРАНИЧНАЯ ОШИБКА, И РЕЗУЛЬТАТ БУДЕТ ТАКИМ ЖЕ, КАК Е
СЛИ БЫ СТРАНИЦА
РАНЕЕ НАХОДИЛАСЬ В ПАМЯТИ, КОГДА КОМАНДА НАЧАЛА ИСПОЛНЯТЬЯСЯ В ПЕ
РВЫЙ РАЗ.
ДРУГИЕ ПОЛЯ В ЭЛЕМЕНТЕ СТАРНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ ПРОЦЕССОРА
80786 ПОМОГАЮТ
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ ЭФФЕКТИВНО ПРОИЗВОДИТЬ ДЕЙСТВИЯ, СВЯЗАННЫЕ
С УПРАВЛЕНИЕМ
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ. КРОМЕ ЗАГРУЗКИ СТАРНИЦ ПО ЗАПРОСАМ ОПЕРАЦ
ИОННАЯ СИСТЕМА
ДОЛЖНА ПОДДЕРЖИВАТЬ НАБОР СВОБОДНЫХ СТРАНИЧНЫХ КАДРОВ, КОТОР
ЫЕ МОГУТ БЫТЬ
РАСПРЕДЕЛЕНЫ ОБРАБОТЧИКОМ СТРАНИЧНЫХ ОШИБОК. ДЛЯ УВЕЛИЧЕНИЯ НА
БОРА СВОБОДНЫХ
СТАРНИЧНЫХ КАДРОВ ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ДОЛЖНА ЗНАТЬ, КАКОЙ К
АДР ОСВОБОДИТЬ.
ПРЕЖДЕ ЧЕМ ОСВОБОДИТЬ КАДР, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ДОЛЖНА ЗАПИСАТЬ
ЭТУ СТРАНИЦУ НА
ДИСК, ЕСЛИ СТРАНИЦА БЫЛА МОДИФИЦИРОВАНА С ТЕХ ПОР, КОГДА ОНА БЫЛА
ЗАГРУЖЕНА. ДЛЯ
ТОГО, ЧТОБЫ ПОМОЧЬ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ В ЭТОЙ ДЛИТЕЛЬНОСТИ, АР
ХИТЕКТУРА 80786
ИМЕЕТ БИТ ДОСТУПА И БИТ ИЗМЕНЕНИЯ В КАЖДОМ ЭЛЕМЕНТЕ СТРАН
ИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ,
ПРОЦЕССОР ИЗМЕНЯЕТ ЭТИ БИТЫ АВТОМАТИЧЕСКИ, ДЛЯ ВСЕХ ИМЕЮЩИХСЯ В
ПАМЯТИ СТРАНИЦ
80786 УСТАНАВЛИВАЕТ БИТ ДОСТУПА ВСЕГДА, КОГДА ПРОИСХОДИТ ЧТЕН
ИЕ ИЛИ ЗАПИСЬ В
ДАННОЙ СТРАНИЦЕ, ИУСТАНАВЛИВАЕТ БИТ ИЗМЕНЕНИЯ, КОГДА ПРОИСХОДИ
Т ЗАПИСЬ В ЭТУ
СТРАНИЦУ. ПУТЕМ ПЕРИОДИЧЕСКОГО ПРОСМОТРА И СБРОСА БИТОВ ДОСТУП
А ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА МОЖЕТ ОПРЕДЕЛИТЬ СТРАНИЦЫ, КОТОРЫЕ ДАВНО НЕ ИСПОЛЬЗО
ВАЛИСЬ. КАДРЫ,
СОДЕРЖАЩИЕ ТАКИЕ СТРАНИЦЫ, ЯВЛЯЮТСЯ ХОРОШИМИ КАНДИДАТАМИ НА
ОСВОБОЖДЕНИЕ,
ПОСКОЛЬКУ СТРСНИЦЫ, КОТОРЫЕ ДАВНО НЕ ИСПОЛЬЗОВАЛИСЬ, ВРЯД ЛИ БУД
УТ ИСПОЛЬЗОВАНЫ
В БЛИЖАЙШЕМ БУДУЩЕМ. КОГДА ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ВЫБРАЛА
СТРАНИЦУ ДЛЯ
ОСВОБОЖДЕНИЯ ЕЕ СТРАНИЧНОГО КАДРА, СТРАНИЦА НЕ ДОЛЖНА ЗАПИСЫВАТ
ЬСЯ НА ДИСК ЗА
ИСКЛЮЧЕНИЕМ СЛУЧАЯ, КОГДА ПРОЦЕССОР УСТАНОВИЛ ЕЕ БИТ ИЗМЕНЕНИЯ.
КАЖДЫЙ ЭЛЕМЕНТ СТАРНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ ТАКЖЕ СОДЕРЖИТ 3-Х БИТНО
Е ПОЛЕ, КОТОРОЕ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ИСПОЛЬЗОВАТЬ ПО СВОЕМУ УСМОТРЕНИ
Ю. ОПЕРАЦИОННЫЕ
48
СИСТЕМЫ ОБЫЧНО ИСПОЛЬЗУЮТ ЭТО ПОЛЕ ДЛЯ МАРКИРОВКИ СТРАНИЦ СПЕЦИ
АЛЬНЫМИ ЗНАКАМИ
ТАКИМИ КАК, НАПРИМЕР, "ЗАКРЫТО ДЛЯ ВВОДА/ВЫВОДА".
3.4. ЗАЩИТА 3.4. ЗАЩИТА 3.4. ЗАЩИТА
ПРОЦЕССОР 80786 ОБЕСПЕЧИВАЕТ НЕСКОЛЬКО МРХАНИЗМОВ З
АЩИТЫ, КОТОРОЕ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ СЕЛЕКТИВНО ВЫБИРАТЬ ДЛЯ СВОИХ НУЖД.
ОДНА ИЗ ФОРМ
ЗАЩИТЫ - ОТДЕЛЕНИЕ ПРОСТРАНСТВ АДРЕСОВ ЗАДАЧ ПРИ ПОМОЩИ ТАБЛ
ИЦ ДЕСКРИПТОРОВ
СЕГМЕНТОВ И СТАРНИЧНЫХ ТАБЛИЦ, ОБСУЖДАЛАСЬ ВЫШЕ. ЭТО РАЗДЕЛЕ
НИЕ ЭФФЕКТИВНО
ПРЕДОТВРАЩАЕТ НАЛОЛОЖЕНИЕ КОДОВ И ДАННЫХ РАЗЛИЧНЫХ ПРИКЛАД
НЫХ ЗАДАЧ. В
ДОПОЛНЕНИЕ К ИЗОЛЯЦИИ ЗАДАЧ ДРУГ ОТ ДРУГА 80386 ОБЕСПЕЧИВАЕТ ВОЗ
МОЖНОСТЬ ЗАЩИТЫ
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ОТ ПРИКЛАДНЫХ ЗАДАЧ, ЗАЩИТУ ОДНОЙ ЧАС
ТИ ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМЫ ОТ ДРУГИХ ЧАСТЕЙ И ЗАЩИТУ ЗАДАЧ ОТ НЕКОТОРЫХ ИХ СОБС
ТВЕННЫХ ОШИБОК.
КРОМЕ ТОГО, ЧТО СИСТЕМА ЗАЩИТЫ 80386 ДЕЛАЕТ ОПЕРАЦИОННЫЕ
СИСТЕМЫ БОЛЕЕ
НАДЕЖНЫМИ, ОНА МОЖЕТ УПРОСТИТЬ ПРОЦЕСС ОТЛАДКИ, ИСПОЛЬЗУЯ ПРЕРЫ
ВАНИЯ (ЛОВУШКИ)
ПО ОШИБКАМ ДЛЯ КОНКРЕТНЫХ ЗАДАЧ. ВСЕ СВОЙСТВА ЗАЩИТЫ ПРО
ЦЕССОРА 80386
РЕАЛИЗОВАНЫ ВНУТРИ КРИСТАЛЛА, ПОЭТОМУ ДЕЙСТВИЯ ПО ПРОВЕРКЕ ЗАЩ
ИТЫ НЕ ВЛЯЮТ НА
ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ ПРОЦЕССОРА.
3.4.1. ПРИВИЛЕГИИ 3.4.1. ПРИВИЛЕГИИ 3.4.1. ПРИВИЛЕ
ГИИ
МНОГИЕ ИЗ СВОЙСТВ ЗАЩИТЫ ПРОЦЕССОРА 80386 БАЗИРУЮТСЯ НА П
ОНЯТИИ ИЕРАРХИИ
ПРИВИЛЕГИЙ. В ЛЮБОЙ МОМЕНТ ПРИВИЛЕГИИ ЗАДАЧИ ЭКВИВАЛЕНТНА УРО
ВНЮ ПРИВИЛЕГИЙ
ИСПОЛНЯЕМОГО КОДОВОГО СЕГМЕНТА. В КАЖДОМ ДЕСКРИПТОРЕ СЕГМЕНТА
ИМЕЕТСЯ ПОЛЕ,
КОТОРОЕ ОПРЕДЕЛЯЕТ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИ СВЯЗАННОГО С НИМ СЕГМЕН
ТА, ПОЛЕ МОЖЕТ
ПРИНИМАТЬ 0 - ЭТО НАИБОЛЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЙ УРОВЕНЬ, А УРОВЕНЬ
ПРИВЕЛЕГИИ 3 -
НАИМЕНЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЙ.
НА РИС.3-8 ПОКАЗАНО, КАК УРОВНИ ПРИВИЛЕГИИ ПРОЦЕССОРА 803
86 МОГУТ БЫТЬ
ИСПОЛЬЗОВАНЫ ДЛЯ УСТАНОВКИ РАЗЛИЧНЫХ СТРАТЕГИЙ ЗАЩИТЫ. СИСТЕМА Б
ЕЗ ЗАЩИТЫ МОЖЕТ
49
БЫТЬ РЕАЛИЗОВАНА ПУТЕМ ПРОСТОГО ПОМЕЩЕНИЯ ВСЕХ ПРОЦЕДУР В
СЕГМЕНТ (ИЛИ
СЕГМЕНТЫ), ЧЕЙ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИ РАВЕН 0. ТРАДИЦИОННОЕ
РАЗДЕЛЕНИЕ НА
СУПЕРВИЗОРА И ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ МОЖЕТ БЫТЬ РЕАЛИЗОВАНО ПУТЕМ ПОМЕЩ
ЕНИЯ ПРИКЛАДНОЙ
ЗАДАЧИ В СЕГМЕНТ С УРОВНЕМ ПРИВИЛЕГИИ 3, А ПРОЦЕДУР СУПЕРВИЗОРА
- В СЕГМЕНТ ЧЕЙ
УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ РАВЕН 0. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ТАКЖЕ ИСПО
ЛЬЗОВАТЬ УРОВНИ
ПРИВИЛЕГИИ 1 И 2, ЕСЛИ ЭТО НЕОБХОДИМО. НАПРИМЕР, НАИБОЛЕЕ КРИТИЧЕ
СКИЕ И НАИБОЛЕЕ
ИЗМЕНЯЕМЫЕ ПРОЦЕДУРЫ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ (ИНОГДА НАЗЫВАЕМЫЕ ЯДР
ОМ ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМЫ) МОГУТ ИМЕТЬ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ 0. УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕ
ГИЙ 0. УРОВЕНЬ
ПРИВИЛЕГИЙ 1 МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАН ДЛЯ ФУНКЦИЙ ОПЕРАЦИОННОЙ СИС
ТЕМЫ , КОТОРЫЕ
ЯВЛЯЮТСЯ МЕНЕЕ КРИТИЧЕСКИМИ И БОЛЕЕ ЧАСТО ИЗМЕНЯЮТСЯ ИЛИ РАСШИРЯ
ЮТСЯ, НАПРИМЕР,
ДЛЯ ДРАЙВЕРОВ УСТРОЙСТВ. УРОВЕНЬ 2 МОЖЕТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАН ДЛ
Я ИСПОЛЬЗОВАНИЯ
ПРОИЗВОДИТЕЛЯМИ ОРИГИНАЛЬНОГО ОБУРУДОВАНИЯ, ТАКИЕ ПРОИЗВОДИТЕЛИ
ОРИГИНАЛЬНОГО
ОБОРУДОВАНИЯ ДОЛЖНЫ ЗАТЕМ ПРИСВАИВАТЬ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ 2 СВ
ОИМ ПРОГРАММАМ,
ОСТАВЛЯЯ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ 3 ДЛЯ КОНЕЧНЫХ ПОЛЬЗОВАТЕЛЕЙ.
В ЭТОМ СЛУЧАЕ
ПРОГРАММЫ ПРОИЗВОДИТЕЛЕЙ ОРИГИНАЛЬНОГО ОБОРУДОВАНИЯ ЗАЩИЩЕН
Ы ОТ ПРОГРАММ
КОНЕЧНЫХ ПОЛЬЗОВАТЕЛЕЙ. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ЗАЩИЩЕНА КАК
ОТ ПРОГРАММ
ПРОИЗВОДИТЕЛЕЙ ОРИГИНАЛЬНОГО ОБОРУДОВАНИЯ И ПРОГРАММ КОНЕЧНЫХ ПО
ЛЬЗОВАТЕЛЕЙ, А
ЯДРО ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ЗАЩИЩЕНО ОТ ВСЕХ ОСТАЛЬНЫХ ПРОГРАММ, В
КЛЮЧАЯ ТУ ЧАСТЬ
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ, КОТОРАЯ ЯВЛЯЕТСЯ ПРЕДМЕТОМ ЧАСТНЫХ ИЗМЕНЕНИ
Й.
КАК БУДЕТ ПОКАЗАНО НИЖЕ, УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ ЗАДАЧИ ОПР
ЕДЕЛЯЕТ, КАКИЕ
КОМАНДЫ МОЖНО ИСПОЛЬЗОВАТЬ И КАКОЕ ПОДМНОЖЕСТВО СЕГМЕНТОВ И/ИЛИ
СТРАНИЦ В ИХ
АДРЕСНОМ ПРОСТРАНСТВЕ ОНИ МОГУТ ОБРАБАТЫВАТЬ (ИСПОЛНЯТЬ). ПРОЦЕСС
ОР ОСУЩЕСТВЛЯЕТ
ПРОВЕРКУ НА ДОПУСТИМОСТЬ РАБОТЫ СОГЛАСНО УРОВНЮ ПРИВИЛЕГИИ З
АДАЧИ И УРОВНЮ
ПРИВИЛЕГИИ СЕГМЕНТОВ ИЛИ СТРАНИЦ, КОТОРЫЕ ЯВЛЯЮТСЯ ОПЕРАНДАМИ
КОМАНД. ЛЮБАЯ
ПОПЫТКА ЗАДАЧИ ИСПОЛЬЗОВАТЬ БОЛЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЙ СЕГМЕНТ
ИЛИ СТРАНИЦУ
ПРИВОДИТ К ОСТАНОВКЕ РАБОТЫ ПРОЦЕССОРА НАД КОМАНДОЙ И ВОЗНИК
НОВЕНИЮ ОСОБОЙ
СИТУАЦИИ ЗАЩИТЫ. (ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ ОПИСЫВАЮТСЯ В ДАННОМ РАЗ
ДЕЛЕ НИЖЕ КАК
СИСТЕМНЫЕ ВЫЗОВЫ, КОТОРЫЕ ОБЕСПЕЧИВАЮТ УПРАВЛЯЕМЫЙ ПУТЬ ДЛЯ
ВЫЗОВА МЕНЕЕ
ПРИВИЛЕГИРОВАННЫМИ ПРОЦЕДУРАМИ БОЛЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫХ ПРОЦЕДУР).
50
3.4.2. ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ 3.4.2. ПРИВИЛЕГИРОВАНН
ЫЕ КОМАНДЫ 3.4.2. ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ
В ДОПОЛНЕНИЕ К ТОМУ, КАКИЕ СЕГМЕНТЫ И СТРАНИЦЫ МОГУТ БЫТЬ
ИСПОЛЬЗОВАНЫ,
УРОВЕНЬ ПРУВУЛЕГИИ ЗАДАЧИ ОПРЕДЕЛЯЕТ КОМАНДЫ, КОТОРЫЕ ЗАДАЧ
ЕЙ МОГУТ БЫТЬ
ИСПОЛЬЗОВАНЫ. ПРОЦЕССОР 80386 ИМЕЕТ ПОДМНОЖЕСТВО КОМАНД, ИСПО
ЛНЕНИЕ КОТОРЫХ
ДОЛЖНО БЫТЬ ТЩАТЕЛЬНО ПРОАНАЛИЗИРОВАНО ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ ПРЕДОТВР
АТИТЬ СЕРЬЕЗНЫЕ
РАЗРУШЕНИЯ СИСТЕМЫ. ВСЕ КОМАНДЫ, КОТОРЫЕ ЗАГРУЖАЮТ НОВЫЕ ЗНАЧЕНИ
Я В СИСТЕМНЫЕ
РЕГИСТРЫ, ЯВЛЯЮТСЯ ПРИМЕРАМИ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫХ КОМАНД. ТОЛЬКО ЗАД
АЧА, РАБОТАЮЩАЯ
НА УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИЙ 0, МОЖЕТ ИСПОЛНЯТЬ ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЕ КОМАНДЫ
.
3.4.3. ЗАЩИТА СЕГМЕНТОВ 3.4.3. ЗАЩИТА СЕГМЕНТОВ 3.
4.3. ЗАЩИТА СЕГМЕНТОВ
ДЕСКРИПТОРЫ В РЕГИСТРАХ LDT И GDT - ЗАДАЧ ОПРЕДЕЛЯЮТ ЛОГИЧ
ЕСКОЕ АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО ЗАДАЧИ. СЕГМЕНТЫ, ОПРЕДЕЛЕННЫЕ В ЭТИХ ТАБЛИЦАХ
, ТЕОРЕТИЧЕСКИ
АДРЕСУЕМЫ, ПОСКОЛЬКУ ТАБЛИЦЫ ДЕСКРИПТОРОВ ОБЕСПЕЧИВАЮТ ИНФОРМАЦИЕ
Й, НЕОБХОДИМОЙ
ДЛЯ ВЫЧИСЛЕНИЯ АДРЕСА СЕГМЕНТА. ОДНАКО АДРЕСУЕМЫЙ СЕГМЕНТ НЕ МОЖЕ
Т БЫТЬ ДОСТУПЕН
ДЛЯ НЕКОТОРЫХ ОПЕРАЦИЙ, ИЗ-ЗА ДОПОЛНИТЕЛЬНЫХ ПРОВЕРОК ЗАЩИТЫ,
ОСУЩЕСТВЛЯЕМЫХ
ПРОЦЕССОРОМ 80386. ПРОЦЕССОР ПРОВЕРЯЕТ КАЖДОЕ ОБРАЩЕНИЕ
К СЕГМЕНТУ
(СГЕНЕРИРОВАННОЕ ПРИ ИСПОЛНЕНИИ КОМАНДЫ ИЛИ ПРИ ВЫБОРКЕ К
ОМАНДЫ), ЧТОБЫ
ОПРЕДЕЛИТЬ, ЧТО ОБРАЩЕНИЕ СОГЛАСУЕТСЯ С АТРУБУТАМИ ЗАЩИТЫ СЕГ
МЕНТА, КАК ЭТО
ОПИСАНО НИЖЕ.
ПРИВИЛЕГИЯ. ЧТОБЫ ПОЛУЧИТЬ ДОСТУП К СЕГМЕНТУ, ПРОГРАММА ДО
ЛЖНА ИМЕТЬ, ПО
КРАЙНЕЙ МЕРЕ, ТАКУЮ ЖЕ ПРИВИЛЕГИЮ КАК СЕГМЕНТ. НАПРИМЕР, ПРОГРА
ММА, РАБОТАЮЩАЯ
НА УРОВНЕ 3, МОЖЕТ ОБРАЩАТЬСЯ ТОЛЬКО К ТЕМ СЕГМЕНТАМ, ЧЕЙ УРОВ
ЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ
ТАКЖЕ РАВЕН 3, В ТО ВРЕМЯ, КАК ПРОГРАММА, РАБОТАЮЩАЯ НА УР
ОВНЕ 0, МОЖЕТ
ОБРАЩАТЬСЯ КО ВСЕМ СЕГМЕНТАМ В СВОЕМ АДРЕСНОМ ПРОСТРАНСТВЕ.
ГРАНИЦА. ОБРАЩЕНИЕ К СЕГМЕНТУ ДОЛЖНО НАХОДИТЬСЯ ВНУТРИ Г
РАНИЦ СЕГМЕНТА.
ГРАНИЦЫ СЕГМЕНТА ПОЗВОЛЯЮТ ПРОЦЕССОРУ ОБНАРУЖИВАТЬ ПРОГРАММНЫЕ ОШ
ИБКИ, ТАКИЕ КАК
ПЕРЕПОЛНЕНИЕ СТЕКА, НЕВЕРНЫЕ УКАЗАТЕЛИ И ИНДЕКСЫ МАССИВОВ, А ТАК
ЖЕ НЕПРАВИЛЬНЫЕ
АДРЕСА ВЫЗОВОВ И ПЕРЕХОДОВ. В СЛУЧАЯХ, КОГДА ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА МОЖЕТ
51
ОПРЕДЕЛИТЬ, ЧТО ОБРАЩЕНИЕ ЗА ГРАНИЦЫ СЕГМЕНТА НЕ ЯВЛЯЕТСЯ ОШИБКОЙ
(ПЕРЕПОЛНЕНИЕ
СТЕКА ЯВЛЯЕТСЯ ПРИМЕРОМ ДЛЯ НЕКОТОРЫХ СИСТЕМ), ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА МОЖЕТ
РАСШИРИТЬ СЕГМЕНТ (НАПРИМЕР, ПУТЕМ ДОБАВЛЕНИЯ СТАРНИЦЫ К НЕМУ) И
НАЧАТЬ КОМАНДУ
С НАЧАЛА.
ТИП. КАЖДЫЙ ДЕСКРИПТОР СОДЕРЖИТ ПОЛЕ ТИПА, КОТОРОЕ ПРОЦЕССО
Р ПРОВЕРЯЕТ НА
СООТВЕТСТВИЕ КОМАНДЕ, КОТОРУЮ ОН ИСПОЛНЯЕТ. ОБЫЧНЫЕ СЕГМЕНТЫ ИМ
ЕЮТ ТИП КОМАНД
ИЛИ ДАННЫХ , ПОЗВОЛЯЯ ПРОЦЕССОРУ, НАПРИМЕР, ОБНАРУЖИТЬ ПОП
ЫТКУ ЗАПИСИ В
СУЩЕСТВУЮЩИЙ КОД, НАПРИМЕР, ТИПЫ СЕГМЕНТОВ, НЕПОСРЕДСТВЕННО
РАБОТАЮЩИЕ В
ПРИКЛАДНЫХ ПРОГРАММАХ - ЭТО КОМАНДЫ И ДАННЫЕ. СИСТЕМНЫЕ ДЕСКРИПТ
ОРЫ ТАКЖЕ ИМЕЮТ
ТИП, ТАК ЧТО ПРОЦЕССОР МОЖЕТ, НАПРИМЕР, ПРОВЕРИТЬ ПРИ ПЕРЕКЛЮЧЕ
НИИ ЗАДАЧ, ЧТО
СЕГМЕНТ, УКАЗАННЫЙ В КОМАНДЕ JUMP TSS, ДЕЙСТВИТЕЛЬНО ЯВЛЯЕ
ТСЯ СЕГМЕНТОМ
СОСОТОЯНИЯ ЗАДАЧИ.
ПРАВА. ДЕСКРИПТОР СЕГМЕНТА МОЖЕТ БЫТЬ ПОМЕЧЕН ПРАВАМИ,
ОГРАНИЧИВАЮЩИМИ
ОПЕРАЦИИ, КОТОРЫЕ МОЖНО ПРОИЗВОДИТЬ СО СВЯЗАННЫМ С НИМ СЕГМ
ЕНТОМ. СЕГМЕНТЫ
КОМАНД МОГУТ БЫТЬ ПОМЕЧЕНЫ КАК ИСПОЛНЯЕМЫЙ ИЛИ ЧИТАЕМЫЙ. СЕГМЕН
ТЫ ДАННЫХ МОГУТ
БЫТЬ ПОМЕЧЕНЫ КАК ДОСТУПНЫЕ ТОЛКО ДЛЯ ЧТЕНИЯ ИЛИ КАК ДОСТУПНЫ
Е ДЛЯ ЧТЕНИЯ И
ЗАПИСИ.
ВСЕ ПРОВЕРРКИ, ОПИСАННЫЕ ВЫШЕ, ЗАВИСЯТ ОТ ЦЕЛОСТНОСТИ ДЕ
СКРИПТОРВ. ЕСЛИ
ЗАДАЧА, ИСПОЛНЯЮЩАЯ ПРИКЛАДНУЮ ПРОГРАММУ, МОГЛА БЫ ИЗМЕНЯТЬ ДЕСКР
ИПТОР, ПРОВЕРКА
НИЧЕГО БЫ НЕ ГАРАНТИРОВАЛА. ПО ЭТОЙ ПРИЧИНЕ ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА МОЖЕТ
ОГРАНИЧИТЬ ДОСТУП К ТАБЛИЦАМ ДЕСКРИПТОРОВ ТОЛЬКО ДЛЯ ПРОГР
АММ С УРОВНЕМ
ПРИВИЛЕГИИ 0.
ЗАМЕТИМ, ЧТО В СЛУЧАЕ РАЗДЕЛЯЕМЫХ СЕГМЕНТОВ РАЗЛИЧНЫЕ
ДЕСКРИПТОРЫ ДЛЯ
ОДНОГО И ТОГО ЖЕ СЕГМЕНТА (Т.Е. СИНОНИМЫ) МОГУТ ИМЕТЬ РАЗЛИЧНЫЕ А
ТРИБУТЫ ЗАЩИТЫ,
ПОЗВОЛЯЯ, НАПРИМЕР, ОДНОЙ ЗАДАЧЕ ЧИТАТЬ И ПИСАТЬ СЕГМЕНТ, В ТО ВР
ЕМЯ, КАК ДРУГОЙ
ТОЛЬКО ЧИТАТЬ ЕГО. СИНОНИМЫ ТАКЖЕ ПОЗВОЛЯЮТ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТ
ЕМЕ ПРЕОДОЛЕТЬ
МЕХАНИЗМ ЗАЩИТЫ, ЕСЛИ ЭТО НЕОБХОДИМО, НАПРИМЕР ДЛЯ ПЕРЕМЕ
ЩЕНИЯ КОДОВОГО
СЕГМЕНТА.
52
3.4.4. ЗАЩИТА СТРАНИЦ 3.4.4. ЗАЩИТА СТРАНИЦ 3.4.4.
ЗАЩИТА СТРАНИЦ
СИСТЕМЫ, КОТОРЫЕ ШИРОКО НЕ ИСПОЛЬЗУЮТ ЗАЩИТУ СЕГМЕНТОВ, ВМЕ
СТО ЭТОГО МОГУТ
ЗАЩИЩАТЬ СТРАНИЦЫ (ЗАЩИТА СТАРНИЦ МОЖЕТ БЫТЬ ТАКЖЕ ПРИЛОЖИМА К
ОТДЕЛЬНЫМ ЧАТЯМ
БОЛЬШИХ СЕГМЕНТОВ). АНАЛОГИЧНО ДЕСКРИПТОРУ ЭЛЕМЕНТ СТРАНИЧНОЙ
ТАБЛИЦЫ ИМЕЕТ
НАБОР АТРИБУТОВ ЗАЩИТЫ, ПРОЦЕССОР 80386 ПРОВЕРЯЕТ КАЖДОЕ ОБРАЩЕНИ
Е К СТРАНИЦЕ НА
СООТВЕТСТВИЕ ЭТИМ АТРИБУТАМ.
ЭЛЕМЕНТ СТРАНИЧНОЙ ТАБЛИЦЫ МОЖЕТ БЫТЬ ОТМЕЧЕН ОДНИМ И
З ДВУХ УРОВНЕЙ
ПРИВИЛЕГИЙ: ПОЛЬЗОВАТЕЛЬСКИЙ ИЛИ СУПЕРВИЗОРНЫЙ. ПОЛЬЗОВАТЕЛ
ЬСКИЙ УРОВЕНЬ
СООТВЕТСТВУЕТ УРОВНЮ ПРИВИЛЕГИЙ 3, А СУПЕРВИЗОРНЫЕ СТРАНИЦЫ МОГУТ
БЫТЬ ДОСАТУПНЫ
ТОЛЬКО ЗАДАЧАМ, РАБОТАЮЩИМ С УРОВНЯМИ ПРИВИЛЕГИЙ 0, 1 ИЛИ 2, П
ОЛЬЗОВАТЕЛЬСКАЯ
СТРАНИЦА МОЖЕТ БЫТЬ ОТМЕЧЕНА КАК ДОСТУПНАЯ ТОЛЬКО ДЛЯ ЧТЕНИЯ И
ЛИ ДЛЯ ЧТЕНИЯ И
ЗАПИСИ.
ПРОЦЕССОР 80386 ПРОВЕРЯЕТ АТРИБУТЫ ЗАЩИТЫ СТРАНИЦ ПОСЛ
Е ТОГО, КАК ОН
УДОСТОВЕРИЛСЯ, ЧТО ДОСТУП НАХОДИТСЯ В СООТВЕТСТВИИ С АТРИБУТАМИ
СЕГМЕНТА. ТАКИМ
ОБРАЗОМ, ЗАЩИТА СТАРНИЦ ЯВЛЯЕТСЯ УДОБНЫМ СРЕДСТВОМ ДЛЯ ОПЕРАЦ
ИОННОЙ СИСТЕМЫ
РЕАЛИЗОВАТЬ ДОПОЛНИТЕЛЬНУЮ ЗАЩИТУ ЧАСТЕЙ СЕГМЕНТОВ. НАПРИМЕР
, ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСИТЕМА МОЖЕТ БАЗОПАСНО ЗАПОЛНИТЬ ДАННЫЕ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЕ,
ОТНОСЯЩИЕСЯ К
ЗАДАЧАМ, ТАКИЕ КАК СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ И ДЕСКРИПТОРЫ ФАЙЛОВ, В С
ЕГМЕНТЕ ДАННЫХ
ЗАДАЧИ, ОБОЗНАЧИВ СТРАНИЦЫ, ГДЕ РАСПОЛОЖЕНЫ ЭТИ ДАННЫЕ, КАК СУПЕР
ВИЗОРНЫЕ.
3.5. СИСТЕМНЫЕ ВЫЗОВЫ 3.5. СИСТЕМНЫЕ ВЫЗОВЫ 3.5. С
ИСТЕМНЫЕ ВЫЗОВЫ
БОЛЬШИНСТВО ОПЕРААЦИОННЫХ СИСТЕМ ОРГАНИЗУЮТ СВОИ ФУНК
ЦИИ КАК НАБОР
ПРОЦЕДУР, КОТОРЫЕ МОГУТ БЫТЬ ВЫЗВАНЫ ЗАДАЧАМИ. НЕЗАЩИЩЕННАЯ ОПЕРА
ЦИОННАЯ СИСТЕМА
ПРОЦЕССОРА 80386 МОЖЕТ ПОМЕСТИТЬ СВОИ ПРОЦЕДУРЫ И ПРИКЛАДНОЙ
КОД В КОДОВОЙ
СЕГМЕНТ С УРОВНЕМ ПРИВИЛЕГИИ 0/ИЛИ В БОЛЕЕ ЧЕМ ОДИН ТАКОЙ СЕГМ
ЕНТ, ПРИКЛАДНАЯ
ЗАДАЧА МОЖЕТ ЗАТЕМ ВЫЗВАТЬ ФУНКЦИЮ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ОБ
ЫЧНОЙ КОМАНДНОЙ
ВЫЗОВА. ТАКОЙ ПОДХОД ЯВЛЯЕТСЯ БЫСТРЫМ, НО ТРЕБУЕТ ОТ ПРИКЛАДНЫХ
ЗАДАЧ, ЧТОБЫ В
НИХ НЕ БЫЛО ОШИБОК И ЧТОБЫ ОНИ ВЫПОЛНЯЛИСЬ ПРАВИЛЬНО (КАК
ЭТО, НАПРИМЕР,
53
РЕАЛИЗУЕТСЯ ВО ВСТРОЕННЫХ СИСТЕМАХ). НИЧТО НЕ ЗАПРЕЩАЕТ ЗАДАЧЕ
, РАБОТАЮЩЕЙ НА
УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИИ 0, ВЫЗЫВАТЬ ПРОЦЕДУРЫ, НАХОДЯЩИЕСЯ В АДРЕ
СЕ, КОТОРЫЙ НЕ
ЯВЛЯЕТСЯ ТОЧКОЙ ВХОДА В ОПЕРАЦИОННУЮ СИСТЕМУ, НИЧТО НЕ ЗАПРЕЩАЕТ
ТАКОЙ ЗАДАЧЕ
ИСПОРТИТЬ ДАННЫЕ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ. ДЛЯ ЗАЩИТЫ ОПЕРАЦ
ИОННОЙ СИСТЕМЫ
ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГАРММЫ И ДАННЫЕ МОГУТ БЫТЬ ПОМЕЩЕНЫ В МЕНЕЕ ПР
ИВИЛЕГИРОВАННЫЕ
СЕГМЕНТЫ. ТАКЖЕ КАК ЗАДАЧА, РАБОТАЮЩАЯ НА ДАННОМ УРОВНЕ ПРИВИ
ЛЕГИИ, НЕ МОЖЕТ
ЧИТАТЬ ИЛИ ПИСАТЬ ДАННЫЕ В СЕГМЕНТ С БОЛЬШИМ УРОВНЕМ ПРИВИЛЕГИИ,
ЗАДАЧА ТАКЖЕ НЕ
МОЖЕТ НЕПОСРЕДСТВЕННО ВЫЗВАТЬ ПРОЦЕДУРУ ИЗ БОЛЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАННО
ГО СЕГМЕНТА.
ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ ПОЗВОЛИТЬ ЗАДАЧЕ, ИСПОЛНЯЮЩЕЙ КОМАН
ДЫ ИЗ МЕНЕЕ
ПРИВИЛЕГИРОВАННОГО СЕГМЕНТА, СДЕЛАТЬ ВЫЗОВ ЗАЩИЩЕННОЙ СИСТЕМ
НОЙ ПРОЦЕДУРЫ,
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ДОЛЖНА ОПРЕДЕЛИТЬ ОДНУ ИЛИ БОЛЕЕ ВХО
ДНЫХ ТОЧЕК. В
ПРОЦЕССОРЕ 80386 ЭТИ ВХОДНЫЕ ТОЧКИ НАЗЫВАЮТСЯ ШЛЮЗАМИ (СМ.РИС.3-9
).
АТРИБУТЫ
СЧЕТЧИК ДВОЙНЫХ СЛОВ
ТИП
ПРИВИЛЕГИЯ
--------------------------------------------------
! ! ! ! ! БИТ НАЛИЧИЯ !
! ! ! ! ! !
--------------------------------------------------
! УКАЗАТЕЛЬ ТОЧКИ ВХОДА !
--------------------------------------------------
СЧЕТЧИК ДВОЙНЫХ СЛОВ ОТНОСИТСЯ ТОЛЬКО К ШЛЮЗАМ
ИМЕЮТСЯ ДВА ТИПА ШЛЮЗОВ, КОТОРЫЕ МОГУТ БЫТЬ ИСПОЛЬЗОВАНЫ
ДЛЯ РЕАЛИЗАЦИИ
ВХОДНЫХ ТОЧЕК ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ: ШЛЮЗЫ ЛОВУШЕК И ШЛЮЗЫ ВЫЗ
ОВОВ. ДВА ТИПА
ШЛЮЗОВ, ВООБЩЕ ГОВОРЯ, ПОХОЖИ, ОДНАКО ШЛЮЗ ВЫЗОВА ПОЗВОЛЯЕТ СД
ЕЛАТЬ ИНТЕРФЕЙС
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ИДЕНТИЧНЫМ С ИНТЕРФЕЙСОМ ОБЫЧНОЙ ПРОЦЕДУРЫ.
ИСПОЛЬЗУЯ ШЛЮЗЫ
ВЫЗОВОВ, ПРОГРАММИСТЫ КОМПИЛЯТОРОВ И АССЕМБЛЕРОВ МОГУТ ИСПОЛЬЗОВА
ТЬ ОБЩИЙ НАБОР
СОГЛАШЕНИЙ ДЛЯ ВЫЗОВА ЛЮБЫХ ПРОЦЕДУР, ОСТАВЛЯЯ ЗА ПРОЦЕССОРОМ
80386 ЗАБОТЫ О
ДОПОЛНИТЕЛЬНОЙ ОБРАБОТКЕ, НЕОБХОДИМОЙ ДЛЯ ИЗМЕНЕНИЯ УРОВНЕЙ ПРИВИ
ЛЕГИИ.
КАК ПОКАЗАНО НА РИС.3-9, ШЛЮЗ СОДЕРЖИТ ЛОГИЧЕСКИЙ АДРЕС В
ХОДНОЙ ТОЧКИ И
НАБОР АТРИБУТОВ. НАИБОЛЕЕ ВАЖНЫЙ АТРИБУТ - ЭТО УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИ
ШЛЮЗА. УРОВЕНЬ
54
ПРИВИЛЕГИИ ШЛЮЗА ОПРЕДЕЛЯЕТ УРОВНИ ПРИВИЛЕГИИ, КОТОРЫЕ МОГУТ ИСП
ОЛЬЗОВАТЬ ШЛЮЗ,
ДЛЯ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ШЛЮЗА ВЫЗЫВАЮЩАЯ ПРОЦЕДУРА ДОЛЖНА БЫТЬ, КАК
МИНИМУМ, ТАКЖЕ
ПРИВИЛЕГИРОВАНА КАК ШЛЮЗ. НА РИС.3-10 ПОКАЗАН ПРИМЕР. В ЭТО
Й ГИПОТИЧЕСКОЙ
СИСТЕМЕ ПРОГРАММА ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ ИМЕЕТ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИ 3, В
ТО ВРЕМЯ КАК
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА РАЗДЕЛЕНА НА 2 УРОВНЯ. ЯДРО ОПЕРАЦИОННОЙ С
ИСТЕМЫ РАБОТАЕТ
НА УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИИ 0, А МЕНЕЕ КРИТИЧНЫЕ ФУНКЦИИ ОПЕРАЦИОННОЙ С
ИСТЕМЫ РАБОТАЮТ
НА УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИИ 1. (УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИ 2 НЕ ИСПОЛЬЗУЕТСЯ).
В ЭТОЙ СИСТЕМЕ
ПОЛЬЗОВАТЕЛЬСКАЯ ПРОГРАММА ПОЗВОЛЯЕТ ВЫЗЫВАТЬ СЕРВИСНЫЕ ПРОЦЕДУРЫ
, НО НЕ ЯДРО. В
СООТВЕТСТВИИ С ЭТИМ ОБЕСПЕЧИВАЕТ ШЛЮЗ ДЛЯ СЕРВИСНЫХ ПРОЦЕДУР. УРО
ВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ
ЭТОГО ШЛЮЗА РАВЕН 3, ТАК ЧТО ПРОГРАММА ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ МОЖЕТ ВЫЗЫ
ВАТЬ ПРОЦЕДУРЫ
ЧЕРЕЗ НЕГО. ПРИСВАИВАЯ ШЛЮЗУ ЯДРА УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИИИ 1, ОПЕРА
ЦИОННАЯ СИСТЕМА
ПОЗВОЛЯЕТ СЕРВИСНЫМ ПРОЦЕДУРАМ ВЫЗЫВАТЬ ЯДРО, НО ЗАПРЕЩАЕТ ДОС
ТУП К ПРОГРАММЕ
ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ, КОТОРАЯ МЕНЕЕ ПРИВИЛЕГИРОВАНА, ЧЕМ ШЛЮЗ ЯДРА.
ТАКИМ ОБРАЗОМ
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ПРИМЕНЯТЬ ШЛЮЗЫ ДЛЯ АККУРАТНОГО ОП
РЕДЕЛЕНИЯ СВОИХ
ТОЧЕК ВХОДА, ВКЛЮЧАЯ УРОВНИ ПРИВИЛЕГИИ, НЕОБХОДИМЫЕ ДЛЯ ИСПОЛЬЗОВ
АНИЯ ЭТИХ ТОЧЕК
ВХОДА. ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ СДЕЛАТЬ ФУНКЦИИ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ ВЫЗЫВ
АЕМЫМИ ИЗ ВСЕХ
ЗАДАЧ, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА, ОБЫЧНО ПОМЕЩАЕТ ИХ ШЛЮЗЫ ВЫЗОВОВ
В ГЛОБАЛЬНУЮ
ТАБЛИЦУ ДЕСКРИПТОРОВ.
ДЛЯ ОСУЩЕСТВЛЕНИЯ ВЫЗОВА ЧЕРЕЗ ШЛЮЗ ЛОВУШКИ ЗАДАЧА ИСП
ОЛЬЗУЕТ КОМАНДУ
ПРЕРЫВАНИЯ, ДЛЯ ОСУЩЕСТВЛЕНИЯ ВЫЗОВА ЧЕРЕЗ ШЛЮЗ ВЫЗОВА ЗАДАЧА ИС
ПОЛНЯЕТ КОМАНДУ
ОБЫЧНОГО МЕЖСЕГМЕНТНОГО ВЫЗОВА. ОБЕ КОМАНДЫ ИЗМЕНЯЮТ УРОВЕНЬ ПР
ИВИЛЕГИИ ЗААДЧИ
ПЕРЕХОДЯТ К СТЕКУ, ОПРЕДЕЛЕННОМУ (В TSS ЗАДАЧЕ) ДЛЯ СТАРШЕГО УРО
ВНЯ ПРИВИЛЕГИИ.
(ОПРЕДЕЛЕННАЯ СИСТЕМА ДОЛЖНА ИМЕТЬ СВОЙ СОБСТВЕННЫЙ СТЕК ДЛ
Я ТОГО, ЧТОБЫ
ГАРАНТИРОВАТЬ ДОСТАТОЧНО СТЕКОВОЕ ПРОСТРАНСТВО ДЛЯ РАБОТЫ,
НЕЛЬЗЯ ВЕРИТЬ
ПРИКЛАДНЫМ ЗАДАЧАМ, ЧТО ОНИ ИМЕЮТ ДОСТАТОЧНОЕ СТЕКОВОЕ ПРОСТРАНСТ
ВО).
ПЕРЕД ВЫЗОВОМ ЧЕРЕЗ СТЕК ВЫЗОВА ЗАДАЧА МОЖЕТ ЗАСЛАТЬ ПАРАМЕТ
РЫ В СВОЙ СТЕК,
КАК ОНА СДЕЛАЛА БЫ ЭТО ПЕРЕД ВЫЗОВОМ ДРУГОЙ ПРОЦЕДУРЫ. П
РОЦЕССОР 80386
АВТОМАТИЧЕСКИ КОПИРУЕТ ПАРАМЕТРЫ В ПРИВИЛЕГИРОВАННЫЙ СТЕК (ПОЛЕ С
ЧЕТЧИКА ДВОЙНЫХ
СЛОВ В ШЛЮЗЕ ВЫЗОВА ГОВОРИТ ПРОЦЕССОРУ 80386, СКОЛЬКО ДВОЙНЫХ
СЛОВ ПАРАМЕТРОВ
НЕОБХОДИМО СКОПИРИРОВАТЬ). СИСТЕМЫ, КОТОРЫЕ ОСУЩЕСТВЛЯЮТ ВЫЗОВ
Ы ЧЕРЕЗ ШЛЮЗЫ
55
ЛОВУШЕК, МОГУТ ПЕРЕСЫЛАТЬ ПАРАМЕТРЫ В РЕГИСТРАХ.
3.6. ПРЕРЫВАНИЯ И ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ 3.6. ПРЕРЫВАНИЯ И ОСО
БЫЕ СИТУАЦИИ 3.6. ПРЕРЫВАНИЯ И ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ
УСТРОЙСТВА ГЕНЕРИРУЮТ ПРЕРЫВАНИЯ, КОГДА ОНИ ТРЕБУЮТ ВНИМАН
ИЯ, В ТО ВРЕМЯ
КАК КОМАНДЫ МОГУТ ВЫЗВАТЬ ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ, ЕСЛИ ПРИ ИХ ИСПОЛЬЗО
ВАНИИ ВОЗНИКАЮТ
ОСОБЫЕ УСЛОВИЯ, ТАКИЕ КАК НЕСУЩЕСТВУЮЩАЯ СТРАНИЦА. ТИПИЧНОЕ
ПРЕРЫВАНИЕ ИЛИ
ОСОБАЯ СИТУАЦИЯ ТРЕБУЮТ БЫСТРОГО ВМЕШАТЕЛЬСТВА ПРОГРАММНОГО ДР
АЙВЕРА, КОТОРЫЙ
ОТВЕЧАЕТ НА ПРЕРЫВАНИЕ ИЛИ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ. ПОСЛЕ ТОГО, КАК
ДРАЙВЕР ВЕРНЕТ
УПРАВЛЕНИЕ, 80386 ВОЗОБНАВЛЯЕТ ИСПОЛНЕНИЕ КОМАНДНОГО ПОТОКА, КОТО
РЫЙ БЫЛ ПРЕРВАН
ИЛИ КОТОРЫЙ ВЫЗВАЛ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ. ПОСКОЛЬКУ ПРЕРЫВАНИЯ И О
СОБЫЕ СИТУАЦИИ
ВЕСЬМА ПОХОЖИ, ПРОЦЕССОР 80386 РАССМАТРИВАЕТ ИХ УНИФИЦИРОВАННЫМ С
ПОСОБОМ.
КАЖДЫЙ ИСТОЧНИК ПРЕРЫВАНИЯ И КАЖДЫЙ ТИП ОСОБОЙ С
ИТУАЦИИ ИМЕЕТ
ИДЕНТОФИКАЦИОННЫХ НОМЕР В ДИАПАЗОНЕ ОТ 0 ДО 255, ПРОЦЕССОР 80386
ИСПОЛЬЗУЕТ ЭТОТ
НОМЕР ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ ВЫЗВАТЬ ОБРАБОТЧИК, СВЯЗАННЫЙ С ПРЕРЫВАНИ
ЕМ ИЛИ ОСОБОЙ
СИТУАЦИЕЙ. ПРИ ВОЗНИКНОВЕНИИ ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ ОНИ РАСПОЗНАЮТСЯ ПРО
ЦЕССОРОМ 80386,
КОТОРЫЙ ОПРЕДЕЛЯЕТ НОМЕРА ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ, КАК ЭТО ПОКАЗАНО В Т
АБЛ.3-1. НОМЕРА
ПРЕРЫВАНИЙ ОПРЕДЕЛЯЮТСЯ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ. ОПЕРАЦИ
ОННАЯ СИСТЕМА
ИНИЦИАЛИЗИРУЕТ ПРОГРАММИРУЕМЫЙ КОНТРОЛЛЕР ПРЕРЫВАНИЙ 8259А ТАКИ
М ОБРАЗОМ, ЧТО
КАЖДЫЙ ИСТОЧНИК ПРЕРЫВАНИЙ СВЯЗЫВАЕТСЯ СО СВОИМ НОМЕРОМ.
ПРИ ПОЯВЛЕНИИ
ПРЕРЫВАНИЯ 8259А ПЕРЕДАЕТ ПРОЦЕССОРУ 80386 НОМЕР ПРЕРЫВАНИЯ. КОМ
АНДЫ ПРЕРЫВАНИЙ
УКАЗЫВАЮТ СВОИ НОМЕРА СВОИХ ОПЕРАНДАХ. ЗАМЕТИМ, ЧТО ДЛЯ С
ОВМЕСТИМОСТИ С
СУЩЕСТВУЮЩИМ И БУДУЩИМ ОБОРУДОВАНИЕМ ФИРМЫ ИНТЕЛ НОМЕРА ПРЕРЫ
ВАНИЙ И ОСОБЫХ
СИТУАЦИЙ ОТ 0 ДО 71 НЕ ДОЛЖНЫ ИСПОЛЬЗОВАТЬСЯ ИНАЧЕ, ЧЕМ ЭТО УКАЗ
АНО В ТАБЛ.3-1.
ВСЕ ДРУГИЕ НОМЕРА МОГУТ ПРИМЕНЯТЬСЯ БЕЗ ОГРАНИЧЕНИЙ.
56
ТАБЛИЦА 3-1
-----------------------------------------------------------------
------------
НОМЕР ! ОПИСАНИЕ
-----------------------------------------------------------------
------------
0 ! ДЕЛЕНИЕ НА 0
1 ! ОСОБАЯ СИТУАЦИЯ ОТЛАДКИ
3 ! КОНТРОЛЬНАЯ ТОЧКА ПРОГРАММЫ
4 ! ПЕРЕПОЛНЕНИЕ
5 ! НАРУШЕНИЕ ГАРНИЦ МАССИВА
6 ! НЕДОПУСТИМЫЙ КОД ОПЕРАЦИИ
7 ! СОПРОЦЕССОР ОТСУТСТВУЕТ
8 ! ДВОЙНАЯ ОШИБКА
10 ! НЕПРАВИЛЬНЫЙ TSS
11 ! СЕГМЕНТНАЯ ОШИБКА
12 ! ПЕРЕПОЛНЕНИЕ СТЕКА СВЕРХУ ИЛИ СНИЗ
13 ! НАРУШЕНИЕ ОБЩЕЙ ЗАЩИТЫ
14 ! СТРАНИЧНАЯ ОШИБКА
16 ! ОШИБКА СОПРОЦЕССОРА
3.6.1. ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ 3.6.1. ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ
3.6.1. ТАБЛИЦА ДЕСКРИПТОРОВ
СГЕНЕРИРОВАВ ИЛИ ПОЛУЧИВ НОМЕР ПРЕРЫВАНИЯ ИЛИ ОСОБОЙ СИТУА
ЦИИ, ПРОЦЕССОР
80386 ИСПОЛЬЗУЕТ ЕГО КАК ИНДЕКС В ТАБЛИЦЕ ДЕСКРИПТОРОВ ПРЕРЫВ
АНИЙ (IDT). IDT
МОЖЕТ БЫТЬ РАСПОЛОЖЕНА В ЛЮБОМ МЕСТЕ ПАМЯТИ, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА
ИНИЦИАЛИЗИРУЕТ
IDT И ЗАГРУЖАЕТ ЕЕ АДРЕС В РЕГИСТР ТАБЛИЦЫ ДЕСКРИПТОРОВ ПРЕ
РЫВАНИЙ (IDTR).
ПОДОБНО GDT ИЛИ LDT, IDT ЯВЛЯЕТСЯ ВЕКТОРОМ ДЕСКРИПТОРОВ, ХОТЯ
ШЛЮЗЫ ЯВЛЯЮТСЯ
ЕДИНСТВЕННЫМ ТИПОМ ДЕСКРИПТОРОВ, ДОПУСТИМЫХ В IDT. В IDT ИМЕЕТС
Я ОДИН ШЛЮЗ ДЛЯ
КАЖДОГО ОБРАБОТЧИКА ПРЕРЫВАНИЯ И ОСОБОЙ СИТУАЦИИ (IDT ФУНКЦИ
ОНАЛЬНО ПОДОБНА
ТАБЛИЦЕ ПРЕРЫВАНИЙ, ИМЕЮЩЕЙСЯ ВО МНОГИХ АРХИТЕКТУРАХ).
ОБРАБОТЧИК ПРЕРЫВАНИЙ ИЛИ ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ ПРОЦЕССОРА 803
86 МОЖЕТ БЫТЬ
РЕАЛИЗОВАН В ВИДЕ ПРОЦЕДУРЫ ИЛИ ЗАДАЧИ, НИЖЕ КРАТКО ОБСУЖДАЮТСЯ Д
ОСТОИНСТВА ЭТИХ
ДВУХ СПОСОБОВ. ПРОЦЕССОР 80386 ВЫЗЫВАЕТ ОБРАБОТЧИК, ОРГАНИЗО
ВАННЫЙ В ВИДЕ
ПРОЦЕДУРЫ ТАК, ОН ВЫПОЛНЯЕТ СИСТЕМНЫЙ ВЫЗОВ ЧЕРЕЗ ШЛЮЗ. ДЛЯ ВЫЗО
ВА ОБРАБОТЧИКА,
ОРГАНИЗОВАННОГО В ВИДЕ ЗАДАЧИ, ПРОЦЕССОР 80386 ОСУЩЕСТВЛЯЕТ ПЕРЕ
КЛЮЧЕНИЕ ЗАДАЧ.
ТИП ШЛЮЗА IDT ОБРАБОТЧИКА ГОВОРИТ ПРОЦЕССОРУ, КАКИМ ОБРАЗОМ НЕОБ
ХОДИМО ВЫЗВАТЬ
ОБРАБОТЧИК (СМ. ТАБЛ.3-2). КАК БЫЛО УКАЗАНО, ШЛЮЗЫ ПРЕРЫВА
НИЙ И ЛОВУШЕК
57
ФУНКЦИОНАЛЬНО ПОДОБНЫ ШЛЮЗАМ ВЫЗОВОВ, ЗА ИСКЛЮЧЕНИЕМ ТОГО ЧТО
ОНИ ЗАСТАВЛЯЮТ
80386 ЗАПОМНИТЬ РЕГИСТР ФЛАГОВ В СТЕК ОБРАБОТЧИКА. ОНИ ОТЛИЧ
АЮТСЯ ОДИН ОТ
ДРУГОГО ТОЛЬКО СОСТОЯНИЕМ ФЛАГА РАЗРЕШЕНИЯ ПРЕРЫВАНИЯ (IF)
ПРИ ВХОДЕ В
ОБРАБОТЧИК, В ОБРАБОТЧИК ПРЕРЫВАНИЙ ВХОДЯТ С ЗАПРЕЩЕННЫМИ ПРЕРЫ
ВАНИЯМИ, В ТО
ВРЕМЯ КАК В ОБРАБОТЧИК ЛОВУШКИ, КОТОРЫЙ ОБЫЧНО ИСПОЛЬЗУЕТСЯ ДЛЯ О
БРАБОТКИ ОСОБЫХ
СИТУАЦИЙ, ВХОДЯТ БЕЗ ИЗМЕНЕНИЯ ЗАПРЕТА. В ПРОЦЕССЕ ВХОДА В ОБРАБ
ОТЧИК - ЗАДА^У
80386 ЗАГРУЖАЕТ РЕГИСТР ФЛАГОВ ЗНАЧЕНИЕМ, ЗАПОМНЕННЫМ В ЕГО
TSS - ЗАДАЧЕ,
РАЗРЕШАЯ ОБРАБОТЧИКУ РАБОТАТЬ С РАЗРЕШЕННЫМИ ИЛИ ЗАПРЕЩЕННЫМИ ПРЕ
РЫВАНИЯМИ.
ТАБЛИЦА 3-2
ХАРАКТЕРИСТИКИ ШЛЮЗОВ ПРЕРЫВАНИЙ И ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ
-----------------------------------------------------------------
----------
ТИП ШЛЮЗА ! ОБРАБОТЧИК ! ПРЕРЫВАНИ
-----------------------------------------------------------------
----------
ПРЕРЫВАНИЕ ! ПРОЦЕДУРА ! ЗАПРЕЩЕН
! !
ШЛЮЗ ! ПРОЦЕДУРА ! РАЗРЕШЕН
! !
ЗАДАЧА ! ЗАДАЧА ! (ФЛАГ IF ОБРА
БОТЧИКА)
! !
-----------------------------------------------------------------
----------
ОБРАБОТЧИКИ - ПРОЦЕДУРЫ ЯВЛЯЮТСЯ ПОДХОДЯЩИМ СРЕДСТВОМ ДЛЯ ПР
ОГРАММ, КОТОРЫЕ
ДОЛЖНЫ РАБОТАТЬ В КОНТЕКСТЕ (Т.Е. ИСПОЛЬЗОВАТЬ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАН
СТВО И ЗНАЧЕНИЯ
РЕГИСТРОВ) ЗАДАЧИ, КОТОРАЯ ПРЕРВАНА ИЛИ ВЫЗВАЛА ОСОБУЮ
СИТУАЦИЮ. ПРИ
16-МГЦ-СИНХРОСИГНАЛЕ ПРОЦЕДУРА ВХОДА В ОБРАБОТЧИК ЗАНИМАЕТ 3,
6 МКС. ПОДОБНО
ЛЮБОЙ ДРУГОЙ ПРОЦЕДУРА ПРЕРЫВАНИЯ ИЛИ ОСОБОЙ СИТУАЦИИ ИМЕЕТ Д
ОСТУП КО ВСЕМ
РЕСУРСАМ РАБОТАЮЩЕЙ ЗАДАЧИ: К ЕЕ ДАННЫМ И КОДУ, ЕЕ РЕГИСТРАМ
И СТЕКУ. ТАК И
ДОЛЖНО БЫТЬ ДЛЯ БОЛЬШИНСТВА ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ, ПОСКОЛЬКУ В ЗАДАЧЕ
ВОЗНИКЛА ОСОБАЯ
СИТУАЦИЯ И МОЖЕТ ПОТРЕБОВАТЬСЯ ДОСТУП К ДАННЫМ ЗАДАЧИ, ЧТОБЫ ЭТУ
ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ
РАЗРЕШИТЬ. НАПРИМЕР, ОБРАБОТЧИКУ СТРАНИ^НЫХ ОШИБОК НЕОБХОДИМЫ СТР
АНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ
РАБОТАЮЩЕЙ ЗАДАЧИ ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ НАЙТИ ДИСКОВЫЙ АДРЕС ОТСУТСТВУЮ
ЩЕЙ СТРАНИЦЫ. В
ИДЕАЛЕ ПРЕРЫВАНИЯ ДОЛЖНЫ ОБРАБАТЫВАТЬСЯ ЗАДАЧАМИ, А НЕ ПРОЦЕД
УРАМИ, ТАК КАК
ПРЕРЫВАНИЕ , ВООБЩЕ ГОВОРЯ, НЕ ОТНОСИТСЯ К ЗАДАЧЕ, КОТОРУЮ ОНО ПР
ЕРЫВАЕТ. БОЛЕЕ
ТОГО, ОБРАБОТЧИК ПРЕРЫВАНИЙ ДОЛЖЕН ИМЕТЬ СВОИ СОБСТВЕННЫЕ РЕС
УРСЫ (НАПРИМЕР,
58
СВОЙ СОБСТВЕННЫЙ СТЕК), А НЕ ВНЕДРЯТЬ В СТЕК КАКОЙ-ТО ЗАДАЧИ, КОТ
ОРАЯ РАБОТАЛА В
МОМЕНТ ПОЯВЛЕНИЯ ПРЕРЫВАНИЯ. С ДРУГОЙ СТОРОНЫ ПЕРЕКЛЮЧЕНИЕ
ЗАДАЧ ТРЕБУЕТ
ЗНАЧИТЕЛЬНО БОЛЬШЕГО ВРЕМЕНИ ЧЕМ ВЫЗОВ ПРОЦЕДУРЫ (17 МКС ВМЕСТО
3,6), ПОСКОЛЬКУ
ПРОЦЕССОР ЗАПОМИНАЕТ И ВОССТАНАВЛИВАЕТ РЕГИСТРЫ ПРИ ПЕРЕКЛЮЧЕНИИ
ЗАДАЧ. СИСТЕМЫ,
КОТОРЫЕ ЧРЕЗВЫЧАЙНО ЧУВСТВИТЕЛЬНЫ КО ВРЕМЕНИ РЕАКЦИИ НА ПРЕ
РЫВАНИЯ, МОГУТ
ОБРАБАТЫВАТЬ ПРЕРЫВАНИЯ ПРИ ПОМОЩИ ПРОЦЕДУР.
3.6.2. ОСОБЫЕ СЛУЧАИ И РЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ 3.6.2. ОСОБЫЕ С
ЛУЧАИ И РЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ 3.6.2. ОСОБЫЕ СЛУЧАИ И РЕГИСТРЫ ОТЛ
АДКИ
ПОДОБНО БОЛЬШИНСТВУ ПРОЦЕСОРОВ 80386 ИМЕЕТ КОМАНДУ КОНТ
РОЛЬНОЙ ТОЧКИ,
КОТОРУЮ МОЖНО ИСПОЛЬЗОВАТЬ ДЛЯ ВЫЗОВА ОТЛАДЧИКА. ОДНАКО ОТЛАДО
ЧНАЯ АППАРАТУРА
80386 ИМЕЕТ ФОРМУ РЕГИСТРОВ ОТЛАДКИ, ПОКАЗАННЫХ НА РИС.3-11. Р
ЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ
ПОДДЕРЖИВАЮТ КОНТРОЛЬНЫЕ ТОЧКИ ДАННЫХ ЯВЛЯЮТСЯ ВАЖНЫМ НОВОВВЕД
ЕНИЕМ, КОТОРОЕ
МОЖЕТ СОКРАТИТЬ ВРЕМЯ ОТЛАДКИ НА МНОГИЕ ЧАСЫ, Т.К. НАПРИ
МЕР, ПОЗВОЛЯЕТ
УСТАНОВИТЬ, КОГДА ПРОИСХОДИТ НЕПРЕДУСМОТРЕННАЯ ЗАПИСЬ В СТРУКТУРЫ
ДАННЫХ.
РЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ ТАКЖЕ СОКРАЩАЮТ ИСКАЖЕНИЯ В ПРОГРАММАХ,
НЕОБХОДИМЫЕ ДЛЯ
ЗАПИСИ КОМАНДЫ ТОЧЕК ОСТАНОВА В КОД, ОСОБЕННО ДЛЯ ПРОГРАММ, КОТОР
ЫЕ ЗАЩИЩЕНЫ ОТ
ЗАПИСИ ИЛИ РАЗДЕЛЕНЫ ДРУГИМИ ЗАДАЧАМИ.
ОТЛАДЧИК 80386 РЕАЛИЗУЕТ В ВИДЕ ОБРАБОТЧИКА ОСОБОЙ СИТУАЦИ
И С НОМЕРОМ 1.
ПРОЦЕССОР МОЖЕТ НЕПОСРЕДСТВЕННО ВЫЗВАТЬ ОТЛАДЧИК ПОСЛЕ ИСПОЛНЕНИ
Я ЛЮБОЙ КОМАНДЫ
(ПУТЕМ УСТАНОВКИ ФЛАГА TF - ФЛАГА ЛОВУШКИ ПОШАГОВОГО ИСПО
ЛНЕНИЯ), ПОСЛЕ
ПЕРЕКЛЮЧЕНИЯ ОПРЕДЕЛЕННОЙ ЗАДАЧИ ИЛИ ПОСЛЕ ПОЯВЛЕНИЯ УСЛОВИЯ
ТОЧКИ ОСТАНОВ,
ОПРЕДЕЛЕННОГО ОСНИМ ИЗ РЕГИСТРОВ ОТЛАДКИ. АНАЛИЗИРУЯ РЕГИСТР С
ТАТУСА ОТЛАДКИ,
ОБРАБОТЧИК ОТЛАДОЧНОЙ ОСОБОЙ СИТУАЦИИ МОЖЕТ ОПРЕДЕЛИТЬ, КАКАЯ
ИЗ ПРИЧИН ЕГО
ВЫЗВАЛА.
БУДУЧИ ВЫЗВАН ПРИ ПЕРЕКЛЮЧЕНИИ ЗАДАЧ, ОТЛАДЧИК МОЖЕТ ПЕРЕЗАГ
РУЗИТЬ РЕГИСТРЫ
РЕГИСТРЫ ОТЛАДКИ ЗНАЧЕНИЯМИ, ПОДХОДЯЩИМИ ДЛЯ НОВОЙ ЗАДАЧИ.
80386 МОЖЕТ ОЖИДАТЬ ПОЯВЛЕНИЯ ОДНОВРЕМЕННО ДО ЧЕТЫРЕХ УСЛО
ВИЙ КОНТРОЛЬНЫХ
ТОЧЕК, ВЫЗЫВАЯ ОБРАБОТЧИК ОТЛАДОЧНОЙ ОСОБОЙ СИТУАЦИИ ПРО ПОЯВЛ
ЕНИИ ОДНОГО ИЗ
59
УСЛОВИЙ. КАЖДОЕ УСЛОВИЕ КОНТРОЛЬНОЙ ТОЧКИ ОПРЕДЕЛЯЕТСЯ СОДЕР
ЖИМЫМ РЕГИСТРА
ОТЛДАКИ, ЭТИ РЕГИСТРЫ МОГУТ БЫТЬ ЗАГРУЖЕНЫ И ЗАПОМНЕН
Ы ПРИ ПОМОЩИ
ПРИВИЛЕГИРОВАННЫХ ФОРМАТОВ КОМАНДЫ MOVE. УСЛОВИЕ КОНТРОЛЬНОЙ
ТОЧКИ СОДЕРЖИТ
32-БИТНЫЙ ЛИНЕЙНЫЙ АДРЕС, 2-БИТНОЕ ПОЛЕ ДЛИНЫ И ПОЛЕ ДОСТУПА
, ПОСЛЕДНИЕ ДВА
ЭЛЕМЕНТА УКАЗЫВАЮТСЯ В ПОЛЯХ РЕГИСТРА УПРАВЛЕНИЯ ОТЛАДКОЙ DR7.
АДРЕС УСЛОВИЯ
КОНТРОЛЬНОЙ ТО^КОЙ И ДЛИНА ФОРМИРУЮТ АДРЕСНЫЙ ДИАПАЗОН, КОТОРЫЙ
КОНТРОЛИРУЕТСЯ
ПРОЦЕССОРОМ ПРИ КАЖДОЙ ССЫЛКЕ НА ПАМЯТЬ. ПОЛЕ ДОСТУПА ОПРЕДЕЛЯЕ
Т ТИП ДОСТУПА,
ДЛЯ КОТОРОГО ПРОЦЕСОР МОЖЕТ ВЫЗВАТЬ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ 1. МОГУТ БЫТЬ
УКАЗАНЫ 3 ТИПА
ДОСТУПА:
1) ИСПОЛНЕНИЕ КОМАНДЫ ПО УКАЗАННОМУ АДРЕСУ;
2) ЗАПИСЬ ДАННЫХ В ДИАПАЗОН АДРЕСОВ;
3) ЧТЕНИЕ ИЛИ ЗАПИСЬ ДАННЫХ В ДИАПАЗОНЕ АДРЕСОВ.
3.7. ВВОД/ВЫВОД 3.7. ВВОД/ВЫВОД 3.7. ВВОД/ВЫВОД
СИСТЕМЫ, БАЗИРУЮЩИЕСЯ НА 80386, МОГУТ РАСПРЕДЕЛЯТЬ УСТРОЙСТ
ВА ВВОДА/ВЫВОДА
В ПРОСТРАНСТВО ПАМЯТИ ПРОЦЕССОРА ИЛИ В ОТДЕЛЬНОЕ ПРОСТРАНСТВО
ВВОДА/ВЫВОДА.
УСТРОЙСТВАМ ВВОДА/ВЫВОДА, РАСПРЕДЕЛЕННЫМ В ПРОСТРАНСТВО ПАМЯТИ, М
ОЖНО ОБРАЩАТЬСЯ
ДЛЯ ЧТЕНИЯ ИЛИ ЗАПИСИ, ИСПОЛЬЗУЯ ТАКИЕ КОМАНДЫ ОБРАЩЕНИЯ, КАК
MOVE, OR ИЛИ
АНАЛОГИЧНЫЕ. УСТРОЙСТВА, РАСПРЕДЕЛЕННЫЕ В ПАМЯТИ, МОГУТ БЫТЬ ЗАЩ
ИЩЕНЫ С ПОМОЩЬЮ
СТАНДАРТНОГО МЕХАНИЗМА ЗАЩИТЫ СЕГМЕНТА И СТРАНИЦЫ ПРОЦЕССОРА 8083
86.
В ДОПОЛНЕНИИ К СВОЕМУ АДРЕСНОМУ ПРОСТРАНСТВУ ПРОЦЕССОР 80
386 ИМЕЕТ 64К
-БАЙТНОЕ АДРЕСНОЕ ПРОСТРАНСТВО ВВОДА/ВЫВОДА. УСТРОЙСТВА, РАСПРЕ
ДЕЛЕННЫЕ В ЭТО
ПРОСТРАНСТВО, УПРАВЛЯЮТСЯ КОМАНДАМИ ВВОДА, ВЫВОДА, ВВОДА СТРОКИ И
ВЫВОДА СТРОКИ.
ПЕРВЫЕ ДВЕ КОМАНДЫ ПЕРЕДАЕЮТ БАЙТ, СЛОВО, ДВОЙНОЕ СЛОВО В ИЛИ И
З ЦРЕДИТ АЕДИТ
EAX-РЕГИСТРА. ПОСЛЕДНИЕ ДВЕ КОМАНДЫ ПЕРЕДАЮТ СТРОКУ БАЙТОВ, С
ЛОВ ИЛИ ДВОЙНЫХ
СЛОВ В ПАМЯТЬ ИЛИ ИЗ ПАМЯТИ.
КОМАНДЫ ВВОДА-ВЫВОДА 80386 ЧУВСТВИТЕЛЬНЫ К УРОВНЮ ПРИВИЛЕГ
ИЙ. В РЕГИСТРЕ
ФЛАГОВ ИМЕЕТСЯ ПОЛЕ, НАЗЫВАЕМОЕ УРОВНЕМ ПРИВИЛЕГИЙ ВВОДА/ВЫВОДА (
IOPL), КОТОРОЕ
ОПРЕДЕЛЯЕТ МИНИМАЛЬНЫЙ УРОВЕНЬ ПРИВИЛЕГИЙ , НА КОТОРОМ РАБОТАЮЩ
АЯ ЗАДАЧА МОЖЕТ
60
ИСПОЛНЯТЬ КОМАНДЫ ВВОДА/ВЫВОДА (IOPL ЗАГРУЖАЕТСЯ ИЗ TSS, ТАК ЧТО
ЗАДАЧИ МОГУТ
ИМЕТЬ РАЗЛИЧНЫЕ ИОПЛ). НАПРИМЕР, ЕСЛИ IOPL ЗАДАЧИ РАВЕН 1, ТО
ЗАДАЧА НЕ МОЖЕТ
ВЫДАВАТЬ КОМАНДЫ ВВОДА-ВЫВОДА, ИСКЛЮЧАЯ СЛУЧАИ, КОГДА ОНА РАБО
ТАЕТ НА УРОВНЕ
ПРИВИЛЕГИИ 0 ИЛИ 1. МЕХАНИЗМ IOPL ПОДДЕРЖИВАЕТ ОПЕРАЦИОНН
ЫЕ СИСТЕМЫ С
МНОГОУРОВНЕВОЙ ЗАЩИТОЙ, В КОТОРЫХ, НАПРИМЕР, КРИТИЧНЫЕ И СТАБИЛ
ЬНЫЕ ПРОЦЕДУРЫ
ЯДРА РАБОТАЮТ НА УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИИ 0, А БОЛЕЕ ИЗМЕНЧИВЫЕ ПРОЦЕДУ
РЫ ВВОДА-ВЫВОДА
РАБОТАЮТ НА УРОВНЕ ПРИВИЛЕГИИ 1, В ЭТОМ СЛУЧАЕ ОПЕРАЦИОННАЯ
СИСТЕМА ДОЛЖНА
ТОЛЬКО УСТАНОВИТЬ IOPL РАВНЫМ 1, КОГДА ОНА СОЗДАЕТ ЗАДАЧУ,
ПОСКОЛЬКУ IOPL
ХАРАКТЕРЕН ДЛЯ ЗАДАЧИ, ТЕ ЗАДАЧИ, КОТОРЫМ МОЖНО ДОВЕРЯТЬ, М
ОГУТ ИСПОЛНЯТЬ
КОМАНДЫ ВВОДА-ВЫВОДА НА ПРИКЛАДНОМ УРОВНЕ, ПОЗВОЛЯЯ ТЕМ САМЫМ
НЕПОСРЕДСТВЕННО
РАБОТАТЬ СО СПЕЦИАЛЬНЫМИ УСТРОЙСТВАМИ, ДЛЯ КОТОРЫХ НЕ ИМ
ЕЕТСЯ ДРАЙВЕРА
ОПИРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ.
ДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ РЕАЛИЗОВАТЬ ПРЯМОЙ ДОСТУП К ПАМЯТИ (DMA
) ОТ УСТРОЙСТВ
ВВОДА/ВЫВОДА, ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА 80386 ПЕРЕДАЕТ ФИЗИЧЕСКИЙ АД
РЕС КОНТРОЛЛЕРУ
DMA И ДОЛЖНА ГАРАНТИРОВАТЬ, ЧТО СЕГМЕНТЫ И/ИЛИ СТРАНИЦЫ, КО КОТ
ОРЫМ ПРОИСХОДИТ
ОБРАЩЕНИЕ ПРИ DMA-ПЕРЕДАЧАХ , НЕ БУДУТ ПРЕРЕМЕЩАТЬСЯ ВО ВРЕМЯ ЭТО
Й ОПЕРАЦИ. ОДИН
ИЗ СПОСОБОВ ПОМЕТИТЬ СТРАНИЦЫ "ФИКСИРОВАННЫМИ НА ВРЕМЯ ВВОДА-
ВЫВОДА" - ЭТО
ИСПОЛЬЗОВАНИЕ ОДНОГО ИЗ ТРЕХ БИТОВ ПОЛЬЗОВАТЕЛЯ В СТРАНИЧНОЙ ТАБЛ
ИЦЕ.
4. АРХИТЕКТУРНАЯ СОВМЕСТИМОСТЬ
4. АРХИТЕКТУРНАЯ СОВМЕСТИМОСТЬ
4. АРХИТЕКТУРНАЯ СОВМЕСТИМОСТЬ
80386 СОВМЕСТИМ НА УРОВНЕ ОБ'ЕКТНОГО КОДА С 80286 И С 80
86. ХОТЯ МОЖНО
ПРОСТО ИСПОЛЬЗОВАТЬ 80386 КАК БЫСТРЫЙ 80286 ИЛИ КАК ОЧЕНЬ Б
ЫСТРЫЙ 8086, ИХ
СОВМЕСТИМОСТЬ ОБЛАДАЕТ ДОСТАТОЧНО БОЛЬШОЙ ГИБКОСТЬЮ. ПРОЦЕСС
ОР 80386 МОЖЕТ
ВЫПОЛНЯТЬ ПРОГРАММЫ 80286 И 80386 ПАРАЛЛЕЛЬНО, И, ИСПОЛЬЗУЯ ВИРТУ
АЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86
ПРОЦЕССОРА 80386, СУЩЕСТВУЮЩИЕ ПРОГРАММЫ 8086 МОГУТ ТАКЖ
Е ИСПОЛНЯТЬСЯ
ПАРАЛЛЕЛЬНО. ТАКИМ ОБРАЗОМ ПРИ ПОМОЩИ 80386 СТАНОВИТСЯ ВОЗ
МОЖНЫМ СТРОИТЬ
СИСТЕМЫ, КОТОРЫЕ МОГУТ ПАРАЛЛЕЛЬНО ИСПОЛНЯТЬ ПРОГРАММЫ, НАПИСАННЫ
Е ДЛЯ РАЗЛИЧНЫХ
ПОКОЛЕНИЙ СЕМЕЙСТВА МИКРОПРОЦЕССОРОВ.
61
4.1. СОВМЕСТИМОСТЬ С 80286 4.1. СОВМЕСТИМОСТЬ С 80286
4.1. СОВМЕСТИМОСТЬ С 80286
АРХИТЕКТУРА 80286 ЯВЛЯЕТСЯ ТОЧНЫМ ПОДМНОЖЕСТВОМ АРХИТЕКТУРЫ
80386. ТАК КАК
ПРОЦЕСОР 80386 РАСПОЗНАЕТ ВСЕ КОМАНДЫ 80286, РЕГИСТРЫ, ДЕСКРИП
ТОРЫ И Т.Д., ТО
ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА 80286 И ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГРАММЫ МОГУТ БЫТЬ
ПЕРЕНЕСЕНЫ НА
АНАЛОГИЧНОЕ ОБОРУДОВАНИЕ, ПОСТРОЕННОЕ НА ОСНОВЕ 80386 БЕЗ ИЗМЕ
НЕНИЯ ХОТЯ БЫ
ОДНОГО БИТА.
ПРЯМОЙ ПЕРЕНОС, УПОМЯНУТЫЙ ВЫШЕ, ЯВЛЯЕТСЯ НАИБОЛЕЕ БЫСТРЫМ
ПУТЕМ ДЛЯ ТОГО,
ЧТОБЫ ЗАПУСТИТЬ СУЩЕСТВУЮЩИЕ ПРОГРАММЫ, НАПИСАННЫЕ ДЛЯ 8028
6 НА СИСТЕМЕ,
ПОСТРОЕННОЙ НА 80386. С ДРУГОЙ СТОРОНЫ ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ Д
ЛЯ 80386 МОГУТ
РАЗРАБАТЫВАТЬСЯ ТАК, ЧТОБЫ ОНИ ПОДДЕРЖИВАЛИ СУЩЕСТВУЮЩИЕ ПРИКЛА
ДНЫЕ ПРОГРАММЫ
ДЛЯ 80286, И, ПОЗВОЛЯЯ В ТО ЖЕ ВРЕМЯ, НОВЫМ ПРИКЛАДНЫМ ПРОГР
АММАМ ПОЛНОСТЬЮ
ИСПОЛЬЗОВАТЬ СВОЙСТВА АРХИТЕКТУРЫ 80386 (НАПРИМЕР, 32-БИТНЫЕ ПАРА
МЕТРЫ И ДЛИННЫЕ
СЕГМЕНТЫ). В ТАКИХ ГИБКИХ РАЗРАБОТКАХ НОВЫЕ ПРИКЛАДНЫЕ ПРОГ
РАММЫ ВЫЗЫВАЮТ
ОПЕРАЦИОННУЮ СИСТЕМУ НЕПОСРЕДСТВЕННО, ПЕРЕДАВАЯ 32-БИТНЫЕ ПА
РАМЕТРЫ. ВОЗОВЫ
СТАРЫХ ПРИКЛАДНЫХ ПРОГРАММ, КОТОРЫЕ ОРГАНИЗОВАНЫВ 16-БИТНОМ
ФОРМАТЕ 80286,
ПЕРЕХВАТЫВАЮТСЯ И ПРЕОРАЗУЮТСЯ В 32-БИТНЫЙ ФОРМАТ, А ЗАТЕМ
ПЕРЕДАЮТСЯ В
ОПЕРАЦИОННУЮ СИСТЕМУ.
4.2. РЕЖИМЫ РЕАЛЬНОГО И ВИРТУАЛЬНОГО 8086 4.2. РЕЖИМЫ Р
ЕАЛЬНОГО И ВИРТУАЛЬНОГО 8086 4.2. РЕЖИМЫ РЕАЛЬНОГО И ВИРТУАЛ
ЬНОГО 8086
ПРОЦЕССОР 80386 МОЖЕТ ВЫПОЛНИТЬ ОБ'ЕКТНЫЕ ПРОГРАММЫ 803
86 ВОДНОМ ИЗ 2
РЕЖИМОВ: РЕАЛЬНОМ РЕЖИМЕ ИЛИ ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86. 80386 ВХО
ДИТ В РЕАЛЬНЫЙ
РЕЖИМ ПРИ СБРОСЕ. В РЕАЛЬНОМ РЕЖИМЕ ПРОЦЕССОР ОБЕСПЕЧИВАЕТ БЫС
ТРОЕ ИСПОЛНЕНИЕ
БЕЗ ЗАЩИТЫ ТАК, КАК НА 8086. МНОГИЕ ОПЕРАЦИОННЫЕ СИСТЕМЫ БУДУТ П
ЕРЕКЛЮЧАТЬСЯ ИЗ
РЕАЛЬНОГО РЕЖИМА В РЕЖИМ ЗАЩИТЫ ПОСЛЕ ИНИЦИАЛИЗАЦИИ, НО ТАКЖЕ ВО
ЗМОЖНО РАБОТАТЬ
ВСЕ ВРЕМЯ В РЕАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 8086. ПРИНЦИПИАЛЬНОЕ РАЗЛИЧИЕ МЕЖДУ Р
ЕАЛЬНЫМ РЕЖИМОМ
80386 И ДЕЙСТВИТЕЛЬНЫМ РЕЖИМОМ 8086 ЗАКЛЮЧАЕТСЯ В СКОРОСТИ:
ПРОГРАММЫ 8086,
КОТОРЫЕ КРИТИЧНЫ ПО СКОРОСТИ ИСПОЛНЕНИЯ (НАПРИМЕР, ИСПОЛЬЗУЮЩИ
Е РАССЧИТАННЫЕ
ВРЕМЕНЫЫЕ ЦИКЛЫ), МОГУТ ПОТРЕБОВАТЬ НЕБОЛЬШИХ ИЗМЕНЕНИЙ ДЛЯ ТО
ГО, ЧТОБЫ ОНИ
62
РАБОТАЛИ ПРАВИЛЬНО В ЗНАЧИТЕЛЬНО БОЛЕЕ БЫСТРОМ РЕАЛЬНОМ РЕ
ЖИМЕ 80386. НО
ОСНОВНОЕ МНОЖЕСТВО ПРОГРАММ 8086 БУДЕТ РАБОТАТЬ БЕЗ КАКИХ-ЛИБО Т
РУДНОСТЕЙ, Т.К.
ОНИ РАБОТАЮТ В РЕАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 80286.
ВИРТУАЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86 УСТАНАВЛИВАЕТ ИСПОЛНИТЕЛЬНУЮ СРЕД
У 8086 ВНУТРИ
ЗАЩИЩЕННОЙ МНОГОЗАДАЧНОЙ СРЕДЫ 80386. В ТО ВРЕМЯ, КАК РЕАЛЬНЫЙ
РЕЖИМ УПРАВЛЯЕТ
ВСЕМ, ЧТО ДЕЛАЕТ ПРОЦЕССОР, ВИРТУАЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86 МОЖЕТ ПРИМЕНЯТЬС
Я В ИЗБРАННЫХ
ЗАДАЧАХ 80386. КОГДА ПРОЦЕССОР РАБОТАЕТ В ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86,
ОН ВЕДЕТ СЕБЯ,
КАК В 8086, НО ПОЛЕ ПЕРЕКЛЮЧЕНИЯ К НОРМАЛЬНОЙ ЗАДАЧЕ, ПРОЦЕССО
Р РАБОТАЕТ КАК
80386 (КОТОРЫЙ, НА САМОМ ДЕЛЕ, МОЖЕТ ИНТЕРПРЕТИРОВАТЬ ПРОГРАММЫ
КАК ДЛЯ 80286,
ТАК И 80386). ТАКИМ ОБРАЗОМ ВИРТУАЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86 ПОЗВОЛЯЕТ ОПЕРА
ЦИОННОЙ СИСТЕМЕ
ПОДДЕРЖИВАТЬ ИСПОЛНЕНИЕ ПРОГРАММ 8086, 80286 И 80386 ОДНОВРЕМЕННО
.
В РАЗДЕЛЕ 3 БЫЛО ОПИСАНО, КАК СЕГМЕНТ СОСТОЯНИЯ ЗАДАЧИ ОТР
АЖАЕТ СОСТОЯНИЕ
СВОЕГО ВИРТУАЛЬНОГО ПРОЦЕССОРА. ФЛАГ VM86 В РЕГИСТРЕ ФЛАГОВ, КОТО
РЫЙ ЗАГРУЖАЕТСЯ
ИЗ TSS, ОПРЕДЕЛЯЕТ РАБОТАЮЩИЙ ВИРТУАЛЬНЫЙ ПРОЦЕССОР ЗАДАЧИ КАК
8086 ИЛИ 80386.
КОГДА 80386 ЗАГРУЖАЕТ СВОИ РЕГИСТРЫ ИЗ TSS, У КОТОРОГО ФЛАГ VM
86 УСТАНОВЛЕН,
ПРОЦЕССОР ВХОДИТ В ВИРТУАЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86. КОГДА ПРИ ПОСЛЕДУЮЩ
ЕМ ПЕРЕКЛЮЧЕНИИ
ЗАДАЧИ, ПРОЦЕССОР ЗАГРУЖАЕТ ЗНАЧЕНИЯ В РЕГИСТР ИЗ TSS, У КОТ
ОРОГО ФЛАГ VM86
СБРОШЕН, ОН ВЫХОДИТ ИЗ ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86. ТАКИМ ОБРАЗОМ ОТ
ЗАДАЧИ К ЗАДАЧЕ
ПРОЦЕССОР ЭМУЛИРУЕТ 80386 ИЛИ 8086 СОГЛАСНО ЗНАЧЕНИЮ ФЛАГА VM86
. 80386 ТАКЖЕ
ВЫХОДИТ ИЗ ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86, КОГДА ОН ВЫДАЕТ ОСОБУЮ СИТУАЦИ
Ю ИЛИ ВОЗНИКАЕТ
ПРЕРЫВАНИЕ, И ПРЕДОСТАВЛЯЕТ ПОЛНЫЕ РЕСУРСЫ АРХИТЕКТУРЫ ОБРАБОТЧИ
КУ ПРЕРЫВАНИЙ И
ИСОБЫХ СИТУАЦИЙ. ПРИ ВОЗВРАТЕ ИЗ ОБРАБОТЧИКА, ВЫЗВАННОГО В ВИР
ТУЛЬНОМ РЕЖИМЕ
86,80386 АВТОМЕТИЧЕСКИ ВОЗВРАЩЕТСЯ В ВИРТУАЛЬНЫЙ РЕЖИМ 86. ТА
К КАК АДРЕСНОЕ
ПРОСТРАНСТВО 8086 РАВНО 1 МБАЙТУ, ЛОГИЧЕСКИЕ АДРЕСА, ГЕНЕРИРУ
ЕМЫЕ ЗАДАЧЕЙ В
ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, ПОПАДАЕТ В ПЕРВЫЙ МБАЙТ ЛИНЕЙНОГО АДРЕСНО
ГО ПРОСТРАНСТВА
80386. МНОЖЕСТВО ЗАДАЧ, РАБОТАЮЩИХ В ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, МОГ
УТ ПЕРЕСЕКАТЬСЯ
ДРУГ С ДРУГОМ, ПОЭТОМУ ОНИ ВСЕ ДОЛЖНЫ РАЗДЕЛЯТЬ МЛАДШИЙ М
БАЙТ ЛИНЕЙНОГО
АДРЕСНОГО ПРОСТРАНСТВА. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА МОЖЕТ ИСПОЛЬЗОВ
АТЬ СТРАНИЧНЫЙ
МЕХАНИЗМ 80386 ДЛЯ ПЕРЕМЕЩЕНИЯ ЛИНЕЙНЫХ АДРЕСНЫХ ПРОСТРАНСТВ ЗАДА
Ч, РАБОТАЮЩИХ В
ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, В РАЗЛИЧНЫЕ ОБЛАСТИ ФИЗИЧЕСКОГО АДРЕСНОГ
О ПРОСТРАНСТВА.
63
ИСПОЛЬЗУЯ СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ ТАКИМ СПОСОБОМ, НЕ ТОЛЬКО ПРЕДОТВР
АЩАЮТ НАЛОЖЕНИЕ
ЗАДАЧ, РАБОТАЮЩИХ В ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, НО ПОЗВОЛЯЮТ ОПЕРАЦИ
ОННОЙ СИСТЕМЕ С
ВИРТУАЛЬНОЙ ПАМЯТЬЮ ОБМЕНИВАТЬ СТРАНИЦЫ ЗАДАЧ, РАБОТАЮЩИХ В ВИРТ
УАЛЬНОМ РЕЖИМЕ
86, КАК ЕСЛИ БЫ ОНИ БЫЛИ ЗАДАЧАМИ 80386.
ЗАДАЧА, РАБОТАЮЩАЯ В ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, МОЖЕТ ВЫПОЛН
ЯТЬ ПРОГРАММУ,
КОТОРАЯ БЫЛА НАПИСАНА ДЛЯ ВЫПОЛНЕНИЯ НА ОДНОЗАДАЧНОМ ПЕРСОНАЛЬ
НОМ КОМПЬЮТОРЕ.
ТАКАЯ ПРОГРАММА МОЖЕТ СОДЕРЖАТЬ КОМАНДЫ, КОТОРЫЕ ПОТЕНЦИАЛЬНО ОП
АСНЫ, КОГДА ОНИ
ВЫПОЛНЯЮТСЯ В МНОГОЗАДАЧНОЙ СРЕДЕ. НАПРИМЕР ПОЗВОЛЯЯ ЗАДАЧЕ,
РАБОТАЮЩЕЙ В
ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, ВЫПОЛНЯТЬ КОМАНДУ OЧИСТКИ ФЛАГА ПРЕРЫВ
АНИЙ, ТЕМ САМЫМ
ЗАПРЕЩАЯ ПРЕРЫВАНИЯ, МОЖНО ОСТАНОВИТЬ ВСЮ СИСТЕМУ. ДЛЯ ПРЕДОТ
ВРАЩЕНИЯ ТАКИХ
НАРУШЕНИЙ 80386 ВЫДАЕТ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ, КОГДА ЗАДАЧА, РАБОТАЮЩАЯ
В ВИРТУАЛЬНОМ
РЕЖИМЕ 86, ПЫТАЕТСЯ ИСПОЛНЯТЬ КОМАНДУ ВВОДА/ВЫВОДА ИЛИ КОМАНДУ,
ОТНОСЯЩУЮСЯ К
ПРЕРЫВАНИЯМ.
ЗАПРЕЩЕНИЕ ИСПОЛНЕНИЯ ТАКИХ КОМАНД ЗАЩИЩАЕТ ОСТАЛЬНУЮ ЧА
СТЬ СИСТЕМЫ ОТ
ЗАДАЧ, РАБОТАЮЩИХ В ВИРТУАЛЬНОМ РЕЖИМЕ 86, НО НЕ УДОВЛЕТВОРЯЕТ ПО
ТРЕБНОСТИ ЗАДАЧ
ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86 В ИСПОЛНЕНИИ КОМАНД. РЕ[ЕНИЕ ЗАКЛЮЧАЕТСЯ
В МОДЕЛИРОВАНИИ
ОПАСНЫХ КОМАНД В ПРОЦЕДУРЕ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ, НАЗЫВА
ЕМОЙ МОНИТОРОМ
ВИРТУАЛЬНОЙ МАШИНЫ. КОГДА ВЫЗЫВАЕТСЯ ОБРАБОТЧИК ОСОБЫХ СИТУА
ЦИЙ, ОН МОЖЕТ
ПРОВЕРИТЬ ФЛАГ VM86 В ОБРАЗЕ РЕГИСТРОВ ФЛАГОВ В СТЕКЕ, ЧТО
БЫ ОПРЕДЕЛИТЬ,
ЯВЛЯЕТСЯ ЛИ ИСТОЧНИК ОСОБОЙ СИТУАЦИИ ЗАДАЧЕЙ ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖ
ИМА 86, В ЭТОМ
СЛУЧАЕ ОБРАБОТЧИК ОСОБЫХ СИТУАЦИЙ МОЖЕТ ВЫЗВАТЬ МОНИТОР ВИРТУ
АЛЬНОЙ МАШИНЫ,
КОТОРЫЙ МОЖЕТ ПРОМОДЕЛИРОВАТЬ КОМАНДУ И ВЕРНУТЬ УПРАВЛЕНИЕ ЗАДА
ЧЕ ВИРТУАЛЬНОГО
РЕЖИМА 86. СЛЕДУЕТ ЗАМЕТИТЬ, ЧТО МОНИТОР ВИРТУАЛЬНОЙ МАШИНЫ МО
ДЕЛИРУЕТ ТОЛЬКО
НЕСКОЛЬКО КОМАНД 8086, И КАК МОДЕЛИРУЕМЫЕ КОМАНДЫ, ТАК И ТЕ КО
МАНДЫ, КОТОРЫЕ
80386 ИСПОЛНЯЕТ НЕПОСРЕДСТВЕННО, ВЫПОЛНЯЮТСЯ ЗНАЧИТЕЛЬНО БЫСТРЕЕ
НА 80386, ЧЕМ
НА 8086.
РАБОТАЯ СОВМЕСТНО, 80386 И МОНИТОР ВИРТУАЛЬНОЙ МАШИНЫ РЕ
АЛИЗУЕТ ПОЛНЫЙ
НАБОР КОМАНД 8086, И СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ МОЖЕТ ОБЕС
ПЕЧИТЬ КАЖДУЮ
ЗАДАЧУВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86 СВОИМ СОБСТВЕННЫМ ЗАЩИЩЕ
ННЫМ АДРЕСНЫМ
ПРОСТРАНСТВОМ. ОДНАКО, БОЛЬШИНСТВО ЗАДАЧ 8086 ТРЕБУЮТ ДОПОЛНИТЕ
ЛЬНЫХ РЕСУРСОВ,
64
ОБЕСПЕЧИВАЕМЫХ ОПЕАРЦИОННОЙ СИСТЕМОЙ И ПЕРИФЕРИЙНЫМ ОБОРУДОВАНИ
ЕМ. В КАЧЕСТВЕ
ПРИМЕРА ПЕРВОГО ТИПА РЕСУРСОВ МОЖНО ПРИВЕСТИ ФАЙЛОВУЮ СИСТ
ЕМУ, В КАЧЕСТВЕ
ВТОРОГО ТИПА МОЖНО ПРИВЕСТИ КОНТРОЛЛЕР РАСТРОВОГО ДИСПЛЕ
Я, РАБОТАЮЩЕГО
НЕПОСРЕДСТВЕННО ПОД УПРАВЛЕНИЕМ ПРИКЛАДНОЙ ПРОГРАММЫ. ЭТИ
РЕСУРСЫ МОГУТ
ПРИСУТСТВОВАТЬ В СИСТЕМЕ, ОСНОВАННОЙ НА 80386 В ФОРМЕ, ОТЛИЧ
НОЙ ОТ ТОП, В
КОТОРОЙ ОНИ ПРИСУТСТВОВАЛИ РАНЕЕ В СИСТЕМАХ, ДЛЯ КОТОРЫХ БЫЛА СО
ЗДАНА ПРОГРАММА
8086, ЧТОБЫ УПРОСТИТЬ РАБОТУ ДЛЯ ПРЕДОСТАВЛЕНИЯ ЭТИХ РЕСУРС
ОВ В РАЗЛИЧНЫХ
СРЕДАХ, 80386 МОЖЕТ РЕАЛИЗОВАТЬ ЛОВУШКИ ПРИ ОБРАЩЕНИИ К ОПЕРАЦИОН
НОЙ СИСТЕМЕ И К
ПЕРИФЕРИЙНЫМ УСТРОЙСТВАМ, КОТОРЫЕ ДЕЛАЮТСЯ ЗАДАЧАМИ ВИРТУАЛЬНОГО
РЕЖИМА 86.
НАПРИМЕР, БОЛЬШИНСТВО ОПЕРАЦИОННЫХ СИСТЕМ 8086 ИСПО
ЛЬЗУЮТ КОМАНДУ
ПРЕРЫВАНИЯ ДЛЯ РЕАЛИЗАЦИИ ВЫЗОВОВ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ. 80386
ВЫДАЕТ ОСОБУЮ
СИТУАЦИЮ, КОГДА ЗАДАЧА ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86 ПЫТАЕТСЯ ИСП
ОЛНИТЬ КОМАНДУ
ПРЕРЫВАНИЙ. МОНИТОР ВИРТУАЛЬНОЙ МАШИНЫ МОЖЕТ ЗАТЕМ ПРОТРАНС
ЛИРОВАТЬ ВЫЗОВ
ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ В ВЫЗОВ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ 80386, КАК Э
ТО ПОКАЗАНО НА
РИС.4-1. ЕСЛИ IOPL ЗАДАЧИ ВИРТУАЛЬНОГО РЕЖИМА 86 УСТАНОВЛЕН РА
ВНЫМ ЗНАЧЕНИЮ,
МЕНЬШЕМУ 3, ТО 80386 БУДЕТ АНАЛОГИЧНЫМ ОБРАЗОМ СОЗДАВАТЬ ЛОВУШКИ
ПРИ ИСПОЛНЕНИИ
ВСЕХ КОМАНД ВВОДА/ВЫВОДА ПРОГРАММОЙ 8086. СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ 8
0386 МОЖЕТ БЫТЬ
ИСПОЛЬЗОВАН ДЛЯ ПЕРЕНАПРАВЛЕНИЯ ОБРАЩЕНИЙ К УСТРОЙСТВАМ
ВВОДА/ВЫВОДА,
РАСПРЕДЕЛЕННЫМ В ПАМЯТЬ, НА ДРУГИЕ АДРЕСА, ЕСЛИ ЭТО НЕОБХО
ДИМО. ПОДОБНЫЕ
ОБРАЩЕНИЯ МОГУТ ТАКЖЕ ВЫЗВАТЬ ОСОБЫЕ СИТУАЦИИ ПУТЕМ УКАЗАНИЯ
СООТВЕТСТВУЮЩИХ
СТРАНИЦ ПАМЯТИ, КАК ПРЕДНАЗНАЧЕННЫХ ТОЛЬКО ДЛЯ ЧТЕНИЯ (ЧТОБЫ БЫТЬ
ОБНАРУЖЕННЫМ В
СЛУЧАЕ ЗАПИСИ) ИЛИ КАК ОТСУТСТВУЮЩИХ (ДЛЯ ОБНАРУЖЕНИЯ ПРИ ЧТЕНИИ
ИЛИ ЗАПИСИ).
5. АППАРАТУРНАЯ РЕАЛИЗАЦИЯ
5. АППАРАТУРНАЯ РЕАЛИЗАЦИЯ
5. АППАРАТУРНАЯ РЕАЛИЗАЦИЯ
АРХИТЕКТУРА ПРОЦЕССОРА 80386, ОПИСАННАЯ В ПРЕДЫДУЩИХ РАЗДЕЛ
АХ, РЕАЛИЗОВАНА
БОЛЕЕ ЧЕМ В 275000 ТРАНЗИСТОРАХ, ИСПОЛЬЗУЮЩИХ ТЕХНОЛОГИЧЕСКИЙ ПРО
ЦЕСС CHMOS III
ФИРМЫ ИНТЕЛ. В ДАННОМ РАЗДЕЛЕ КРАТКО РАССМАТРИВАЕТСЯ ВНУТРЕН
НЕЕ УСТРОЙСТВО
КРИСТАЛЛА 80386 И БОЛЕЕ ПОДРОБНО СИГНАЛЫ, ПРИ ПОМОЩИ
КОТОРЫХ 80386
65
ВЗАИМОДЕЙСТВУЕТ С ДРУГИМИ КОМПОНЕНТАМИ.
5.1. ВНУТРЕННЯЯ СТРУКТУРА 5.1. ВНУТРЕННЯЯ СТРУКТУРА
5.1. ВНУТРЕННЯЯ СТРУКТУРА
НА РИС.5.1. ПРИВЕДЕНА ОБОБЩЕННАЯ ФУНКЦИОНАЛЬНАЯ СТРУКТУРА ПР
ОЦЕССОРА 80386.
ПОКАЗАННЫЕ 6 УСТРОЙСТВ ОРГАНИЗОВАНЫ В КОНВЕЙЕРНУЮ СТРУКТУРУ, КОТО
РАЯ ПОЗВОЛЯЯ ИМ
РАБИТАТЬ ПАРАЛЛЕЛЬНО НАД РАЗЛИЧНЫМИ КОМНАДАМИ ИЛИ НАД РАЗЛИЧНЫМИ
ЧАСТЯМИ ОДНОЙ И
ТО ЖЕ КОМАНДЫ. УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ ШИНОЙ УПРАВЛЯЕТ ПЕРЕДАЧАМ
И НА ШИНЕ ДЛЯ
ДРУГИХ УСТРОЙСТВ. ЕСЛИ НИ ОДНО ИЗ ДРУГИХ УСТРОЙСТВ НЕ ТР
ЕБУЕТСЯ ШИНОЙ,
УСТРОЙСТВО ПРЕДВАРИТЕЛЬНОЙ ВЫБОРКИ ЧИТАЕТ СЛЕДУЮЩЕЕ ДВОЙНОЕ С
ЛОВО КОМНАДНОГО
ПОТОКА ИЗ ПАМЯТИ В ОЧЕРЕДЬ ПРЕДВАРИТЕЛЬНОЙ ВЫБОРКИ. ТАКИМ ОБРАЗ
ОМ, БОЛЬШИНСТВО
ЧТЕНИЙ БАЙТОВ КОМАНДЫ ПРОИЗВОДИТСЯ ПАРАЛЛЕЛЬНО С ИСПОЛНЕНИЕМ Д
РУГИХ КОМАНД ВО
ВРЕМЯ СВОБОДНЫХ ЦИКЛОВ ШИНЫ. УСТРОЙСТВО ДЕКОДИРОВАНИЯ РАСШИФРОВЫ
ВАЕТ КАЖДЫЙ КОД
ОПЕРАЦИИ., ПРЕОБРАЗОВЫВАЕТ ЕГО В УКАЗАТЕЛЬ НА МИКРОКОД, КОТОРЫЕ Р
ЕАЛИЗУЕТ ДАННУЮ
КОМАНДУ. ИСПОЛНИТЕЛЬНОЕ УСТРОЙСТВО ВЫПОЛНЯЕТ МИКРОИНСТРУКЦИИ.
ИСПОЛНИТЕЛЬНОЕ
УСТРОЙСТВО МОЖЕТ СКЛАДЫВАТЬ ДВА 32-БИТНЫЕ РЕГИСТРА ЗА 2 ТА
КТА. АППАРАТУРА
УМНОЖЕНИЯ/ДЕЛЕНИЯ ВЫПОЛНЯЕТ 32-БИТНОЕ УМНОЖЕНИЕ ЗА ВРЕМЯ ОТ 9
ДО 41 ТАКТА, В
ЗАВИСИМОСТИ ОТ КАЛИЧЕСТВА ЗНАЧАЩИХ ЦИФР, А 32-БИТНОЕ ДЕЛЕНИЕ ЗА В
РЕМЯ ОТ 38 ДО
42 ТАКТОВ, В ЗАВИСИМОСТИ ОТ ТОГО, ЯВЛЯЮТСЯ ОПЕРАНДЫ ЗНАКОВЫМИ ИЛ
И БЕЗЗНАКОВЫМИ.
СДВИГ, ЦИКЛИЧЕСКИЙ СДВИГ И ОПЕРАЦИИ НАД ПОЛЯМИ БИТОВ ВЫПОЛНЯЮТ
СЯ ПРИ ПОМОЩИ
БЫСТРОГО СДВИГАТЕЛЯ, КОТОРЫЙ МОЖЕТ СДВИГАТЬ ДО 64 БИТ ЗА ОДИН Т
АКТ. В ТИПИЧНОЙ
СМЕСИ КОМАНД, КОТОРАЯ ВКЛЮЧАЕТ ПЕРЕХОДЫ И ВЫЗОВЫ, 80386 ИСПОЛН
ЯЕТ КОМАНДЫ СО
СРЕДНЕЙ СКОРОСТЬЮ В 4,4 ТАКТА КАЖДАЯ.
66
ИСПОЛНИТЕЛЬНОЕ УСТРОЙСТВО СТРАНИЧНОЕ
УСТРОЙСТВО СЕГМЕНТАЦИИ УСТРОЙСТВО
-------------------- -------------------- ------------------
----
! ! ! ! ! ПЕРЕКАДИРОВОЧНЫЙ
!
! РЕГИСТРЫ ! ! РЕГИСТРЫ ! ! БУФЕР ПРОСМОТРА
!
! ! ! СЕГМЕНТОВ ! ! ИСКЛЮЧЕНИЙ
!
-------------------- ! ! !
!
! БЫСТРЫЙ ! ! ! !
!
! СДВИГАТЕЛЬ ! ! ! !
!
-------------------- -------------------- ------------------
----
! УМНОЖЕНИЕ/ДЕЛЕНИЕ! ! ТРАНСЛЯТОР ! ! ТРАНСЛЯТОР
!
-------------------- ! СЕГМЕНТОВ ! ! СТРАНИЦ
!
!АРИФ.ЛОГ. УСТР-ВО !--->! !-->!
!
!------------------- -------------------- ------------------
----
! ! ! !
!----! ! ! ! УСТРОЙСТВО
! ! ! ! УПРАВЛЕНИЯ
ШИНОЙ
! ! ! ! ----------
---------
! ! ! ! !
!
! V V V ! ИНТЕРФЕЙ
С !
! --------------------------------------------->! ШИНЫ
!
! ! !
!
! ! !
!
! ! !
!
! ! ----------
---------
! !
!
! V
!
! ----------------- -------------------
!
! ! ДЕШИФРАТОР !<----!ОЧЕРЕДЬ ПРЕДВАРИ-!<---------
--
! ! ! !ТЕЛЬНОЙ ВЫБОРКИ !
! ----------------- -------------------
! ! ОЧЕРЕДЬ ! !УЗЕЛ ПРЕДВАРИТЕ- !
--------------! КОМАНД ! !НОЙ ВЫБОРКИ !
----------------- -------------------
УСТРОЙСТВО
ДЕКАДИРОВАНИЯ
КОНВЕЙЕРНАЯ ОРГАНИЗАЦИЯ ВЫБОРКИ КОМАНДЫ, ЕЕ ДЕКОДИРОВАНИЕ
И ИСПОЛНЕНИЕ НА
ОДНОМ КРИСТАЛЛЕ НЕ ЯВЛЯЕТСЯ ТИПИЧНЫМ ДЛЯ СОВРЕМЕННЫХ МИКРОПРОЦЕ
СОРОВ. С ДРУГОЙ
СТОРОНЫ ПОМЕЩЕНИЕ УСТРОЙСТВА УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ (ММU) НА КРИСТ
АЛЛ, СОДЕРЖАЩИЙ
КОНВЕЙЕРНУЮ СТРУКТУРУ, ТАКЖЕ ЯВЛЯЕТСЯ НОВОВВЕДЕНИЕМ. ВКЛЮ
ЧЕНИЕ MMU В
ПРОЦЕССОРНЫЙ КРИСТАЛЛ УЛУЧШАЕТ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ, УСКОРЯЕТ ТРА
НСЛЯЦИЮ АДРЕСА.
ЗА СЧЕТ УМЕНЬШЕНИЯ ЗАДЕРЖКИ РАСПРОСТРАНЕНИЯ СИГНАЛА (БОЛЬШИН
СТВО УСТРОЙСТВ
УПРАВЛЕНИЯ ПАМЯТЬЮ, ОРГАНИЗОВАННЫХ В ВИДЕ ОТДЕЛЬНЫХ КРИСТАЛЛО
В, ВВОДЯТ, КАК
МИНИМУМ, ОДИН ТАКТ ОЖИДАНИЯ НА КАЖДОЕ ОБРАЩЕНИЕ К ПАМЯТИ). ЕЩЕ
ОДНИМ СРЕДСТВОМ
УСКОРЕНИЯ РАБОТЫ ПРОЦЕССОРА ЯВЛЯЕТСЯ ИСПОЛЬЗОВАНИЕ ГРАН
ИЦ ПОЛУТАКТОВ
СИНХРОСИГНАЛА, КОТОРЫЕ ДОСТУПНЫ ВНУТРИ КРИСТАЛЛА (ЧАСТОТА СИНХРОН
ИЗАЦИИ НА ВХОДЕ
67
80386 ВДВОЕ ВЫШЕ ЧАСТОТЫ, ИСПОЛЬЗУЕМОЙ В КРИСТАЛЛЕ). УСТРОЙС
ТВО УПРАВЛЕНИЯ
ПАМЯТЬЮ 80386 СОСТОИТ ИЗ СЕГМЕНТНОГО УСТРОЙСТВА И УСТРОЙС
ТВА УПРАВЛЕНИЯ
СТРАНИЦАМИ, КАК ПОКАЗАНО НА РИС.5-1.
УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СЕГМЕНТАМИ ТРАНСЛИРУЕТ ЛОГИЧЕСКИЕ АДР
ЕСА И ПРОВЕРЯЕТ
КАЖДЫЙ ДОСТУП НА СООТВЕТСТВИЕ АТРИБУТАМ ЗАЩИТЫ СЕГМЕНТА. ДЛЯ БОЛ
ЬШИНСТВА КОМАНД
УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СЕГМЕНТАМИ ПОЛУЧАЕТ ДАННЫЕ ДЛЯ ТРАНСЛЯЦИИ
И ЗАЩИТЫ ИЗ
РЕГИСТРОВ СЕГМЕНТОВ И ДЕСКРИПТОРОВ, НАХОДЯЩИХСЯ НА КРИСТАЛЛЕ 80
386. УСТРОЙСТВО
УПРАВЛЕНИЯ СТРАНИЦАМИ ВКЛЮЧАЕТСЯ ИЛИ ВЫКЛЮЧАЕТСЯ ПРОГРАММАМИ
ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМЫ. КОГДА УСТРОЙСТВО ВЫКЛЮЧЕНО, ЛИНЕЙНЫЕ АДРЕСА, ПОЛУЧЕНН
ЫЕ УСТРОЙСТВОМ
УПРАВЛЕНИЯ, ПРОХОДЯТ ЧЕРЕЗ УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СТРАНИЦАМИ БЕЗ И
ЗМЕНЕНИЯ. КОГДА
СТРАНИЧНЫЙ МЕХАНИЗМ ВКЛЮЧЕН, УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СТРАНИЦА
МИ ТРАНСЛИРУЕТ
ЛИНЕЙНЫЕ АДРЕСА В ФИЗИЧЕСКИЕ АДРЕСА И ПРОВЕРЯЕТ, ЧТО ДОСТУП
СООТВЕТСТВУЕТ
АТРИБУТАМ СТРАНИЦЫ. УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СТРАНИЦАМИ ВКЛЮЧАЕТ
32-ЭЛЕМЕНТНЫЙ
ПЕРЕКАДИРОВОЧНЫЙ БУФЕР ПРОСМОТРА ИСКЛЮЧЕНИЙ (TLB), КОТОР
ЫЙ ЗАПОМИНАЕТ
НЕОБХОДИМУЮ ДЛЯ ТРАНСЛЯЦИИ ИНФОРМАЦИЮ ДЛЯ НЕКОТОРОГО ЧИСЛА СТРАН
ИЦ, К КОТОРЫМ
ПРОИСХОДИЛИ ПОСЛЕДНИЕ ОБРАЩЕНИЯ. ИСПОЛЬЗУЯ TLB, УСТРОЙСТВО УПРАВЛ
ЕНИЯ СТРАНИЦАМИ
МОЖЕТ ТРАНСЛИРОВАТЬ БОЛЬШИНСТВО ОБРАЩЕНИЙ К СТРАНИЦАМ (ОБЫЧН
О 98-99%) БЕЗ
ОБРАЩЕНИЯ К СТРАНИЧНЫМ ТАБЛИЦАМ, НАХОДЯЩИМСЯ В ПАМЯТИ. ПРИ
НЕОБХОДИМОСТИ
УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ СТРАНИЦАМИ ГЕНЕРИРУЕТ ЦИКЛЫ ШИНЫ, НЕОБХОДИМ
ЫЕ ДЛЯ ВОЗВРАТА
СТАРЫХ ЭЛЕМЕНТОВ TLB В ИХ СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ И ДЛЯ ЗАГРУЗКИ СВОБО
ДНЫХ МЕСТ В TLB
ЭЛЕМЕНТАМИ СТАРНИЧНЫХ ТАБЛИЦ, ОБРАЩЕНИЕ К КОТОРЫМ ИМЕЕТ МЕСТО В Т
ЕКУЩЕЙ КОМАНДЕ.
5.2. ВНЕШНИЙ ИНТЕРФЕЙС 5.2. ВНЕШНИЙ ИНТЕРФЕЙС 5.2.
ВНЕШНИЙ ИНТЕРФЕЙС
НА РИС.5-2. ПОКАЗАНА БЛОК-СХЕМА ТИПИЧНОЙ СИСТЕМЫ, ИСПОЛЬЗ
УЮЩЕЙ ПРОЦЕССОР
80386. ЭТО, ФАКТИЧЕСКИ РАБОЧЕЕ МЕСТО ИНЖЕНЕРА-ПРОЕКТИРОВЩИКА.
НА РИС.5-3 ПОКАЗАН ВНЕШНИЙ ИНТЕРФЕЙС 80386 БОЛЕЕ ПО
ДРОБНО, ВЫВОДЫ
ПРОЦЕССОРА СГРУППИРОВАНЫ ПО ФУНКЦИОНАЛЬНОМУ НАЗНАЧЕНИЮ. НИЖЕ О
ПИСАНЫ СИГНАЛЫ,
СВЯЗАННЫЕ С ЭТИМИ ВЫВОДАМИ.
68
5.2.1. СИНХРОСИГНАЛ 5.2.1. СИНХРОСИГНАЛ 5.2.1. СИН
ХРОСИГНАЛ
ПЕРВЫЕ ВЕРСИИ 80386 РАБОТАЮТ ПРИ ЧАСТОТЕ 12,5 ИЛИ 16
МГЦ. СИГНАЛ
СИНХРОНИЗАЦИИ (CLK2) ИМЕЕТ ЧАСТОТУ ВДВОЕ БОЛЬШУЮ, ЧЕМ ЧАСТ
ОТА КРИСТАЛЛА.
ГЕНЕРАТОР СИНХРОСИГНАЛА 82384 ГЕНЕРИРУЕТ СИГНАЛ CLK2, КО
ТОРЫЙ ДЕЛИТСЯ
ПРОЦЕССОРОМ 80386 НА ДВА, ЧТОБЫ ПОЛУЧИТЬ СВОЮ ВНУТРЕННЮЮ СИНХРОЧА
СТОТУ.
5.2.2. ШИНЫ ДАННЫХ И АДРЕСА 5.2.2. ШИНЫ ДАННЫХ И АДРЕСА
5.2.2. ШИНЫ ДАННЫХ И АДРЕСА
ПРОЦЕССОР 80386 ИМЕЕТ ОТДЕЛЬНЫЕ 32-БИТНЫЕ ШИНЫ АДРЕСА
И ДАННЫХ. ДЛЯ
СОВМЕСТИМОСТИ С СУЩЕСТВУЮЩИМ ОБОРУДОВАНИЕМ И ДРАЙВЕРАМИ УСТРОЙС
ТВ ЭФФЕКТИВНАЯ
РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ МОЖЕТ ДИНАМИЧЕСКИ ПЕРЕКЛЮЧАТЬСЯ МЕЖДУ 16 И 32 БИ
ТАМИ. НИЖЕ ЭТОТ
ВОПРОС ОБСУЖДАЕТСЯ БОЛЕЕ ПОДРОБНО.
СИСТЕМА КОМАНД 80386 ПОДДЕРЖИВАЕТ 8-, 16- И 32-БИТНЫЕ ПЕРЕ
ДАЧИ. АДРЕСНАЯ
ШИНА ОРГАНИЗОВАНА ТАК, ЧТОБЫ НЕПОСРЕДСТВЕННО УКАЗЫВАТЬ БАЙТЫ
ДАННЫХ, КОТОРЫЕ
ЯВЛЯЮТСЯ АКТИВНЫМИ В ДАННОМ ЦИКЛЕ ШИНЫ. СТАРШИЕ 30 БИТ КАЖДОГО А
ДРЕСА ПОСТУПАЮТ
НА ВЫВОДЫ A2-A31. ВЫВОДЫ BE0-BE3 (РАЗРЕШЕНИЕ БАЙТА) УКАЗЫВАЮТ, К
АКИЕ БАЙТЫ ШИНЫ
ДАННЫХ ОТНОСЯТСЯ К ТЕКУЩЕЙ ПЕРЕДАЧЕ. BE0 СООТВЕТСТВУЕТ РАЗРЯ
ДАМ D0-D7, BE1
СООТВЕТСТВУЕТ D8-D15 И Т.Д. ЭТИ УПРАВЛЯЮЩИЕ БАЙТЫ НЕПОСРЕДСТВЕНН
О СООТВЕТСТВУЮТ
СПОСОБУ, КОТОРЫМ БОЛЬШИНСТВО 32-БИТНЫХ ПОДСИСТЕМ ПАМЯТИ О
РГАНИЗОВАНЫ, И
УСТРАНЯЮТ НЕОБХОДИМОСТЬ В АППАРАТУРЕ ДЕКОДИРОВАНИЯ БАЙТОВ (СМ.
РИС.5-4). ЕСЛИ,
НАПРИМЕР, НЕОБХОДИМО ПРИСОЕДИНИТЬСЯ К СИСТЕМНОЙ ШИНЕ, КОТОРАЯ
ТРЕБУЕТ НАЛИЧИЯ
МЛАДШИХ БИТОВ АДРЕСА, A0 И A1 МОГУТ БЫТЬ СГЕНЕРИРОВАНЫ ИЗ BE0-BE
3 ПРИ ПОМОЩИ 4
КЛАПАНОВ.
ОПЕРАНДЫ В ПАМЯТИ 80386 НЕ ДОЛЖНЫ БЫТЬ РАСПОЛОЖЕНЫ Н
А КАКИХ-НИБУДЬ
ГРАНИЦАХ, ОДНАКО ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТЬ ПОВЫШАЕТСЯ, КОГДА ОНИ ПОПА
ДАЮТ НА ГРАНИЦЫ
АДРЕСОВ, КОТОРЫЕ КРАТНЫ ИХ РАЗМЕРУ В БАЙТАХ. ЭТО ЗНАЧИТ, ЧТО
СЛОВА НАИЛУЧШИМ
ОБРАЗОМ РАСПОЛАГАЮТСЯ НА АДРЕСАХ, ДЕЛАЩИХСЯ НА ДВА, А ДВОЙ
НОЕ СЛОВО - НА
69
АДРЕСАХ, ДЕЛЯЩИХСЯ НА 4. (ЭЛЕМЕНТЫ ДЛИННЕЕ 32 БИТ, ТАКИЕ КАК ЧИ
СЛА С ПЛАВАЮЩЕЙ
ЗАПЯТОЙ С ДВОЙНОЙ ТОЧНОСТЬЮ, ДОЛЖНЫ ТАКЖЕ РАСПОЛАГАТЬСЯ НА 4-Б
АЙТНЫХ ГРАНИЦАХ
ДЛЯ НАИЛУЧШЕГО БЫСТРОДЕЙСТВИЯ). 80386 АВТОМАТИЧЕСКИ ГЕНЕРИРУ
ЕТ НЕОБХОДИМОЕ
КОЛИЧЕСТВО ЦИКЛОВ ШИНЫ ДЛЯ ПЕРЕДАЧИ ОПЕРАНДОВ, НЕ РАСПОЛАГАЮЩИХСЯ
НА ОПТИМАЛЬНЫХ
ГРАНИЦАХ, НАПРИМЕР, ЦЕЛОЕ, РАСПОЛОЖЕННОЕ В ДВОЙНОМ СЛОВЕ, ЗАПОМН
ЕННОЕ В ЧЕТНОМ
АДРЕСЕ, НЕ ДЕЛЯЩИМСЯ НА 4, ПЕРЕДАЕТСЯ ЗА ДВА 16-БИТНЫХ ЦИКЛА ШИНЫ
.
5.2.3. ОПРЕДЕЛЕНИЕ ЦИКЛОВ ШИНЫ 5.2.3. ОПРЕДЕЛЕНИЕ ЦИКЛО
В ШИНЫ 5.2.3. ОПРЕДЕЛЕНИЕ ЦИКЛОВ ШИНЫ
80386 ИНФОРМИРУЕТ ВНЕШНЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ О ТОМ, ЧТО НА Ш
ИНЕ НАЧИНАЕТСЯ
НОРМАЛЬНЫЙ ЦИКЛ ШИНЫ ПУТЕМ УСТАНОВКИ СИГНАЛА ADS (СТАТУС АДРЕСА).
В ТОТ ЖЕ САМЫЙ
МОМЕНТ ПРОЦЕССОР ОПРЕДЕЛЯЕТ ТИП ЦИКЛА ШИНЫ С ПОМОЩЬЮ СИГНАЛОВ W
/R, D/C И M/IO.
ЭТИ СИГНАЛЫ ОТЛИЧАЮТ ЧТЕНИЕ ОТ ЗАПИСИ, ДАННЫЕ ОТ КОДОВ КОМАН
Д И ОБРАЩЕНИЕ К
ВВОДУ/ВЫВОДУ ОТ ОБРАЩЕНИЯ К ПАМЯТИ, СООТВЕТСТВЕННО.
80386 ВЫРАБАТЫВАЕТ СИГНАЛ LOCK (ЗАХВАТ ШИНЫ) ДЛЯ МУЛ
ЬТИПРОЦЕССОРНЫХ
ПРИМЕНЕНИЙ И ПРИМЕНЕНИЙ С НЕСКОЛЬКИМИ ВЕДУЩИМИ УСТРОЙСТВАМИ.
СИГНАЛ ГОВОРИТ
ДРУГИМ ВЕДУЩИМ УСТРОЙСТВАМ ШИНЫ, ЧТО ПРОЦЕССОР ВЫПОЛНЯЕТ ОПЕРАЦИ
Ю С НЕСКОЛЬКИМИ
ЦИКЛАМИ ШИНЫ, КОТОРАЯ НЕ ДОЛЖНА ПРЕРЫВАТЬСЯ. 80386 АВТОМАТИЧЕСК
И ВЫДАЕТ LOCK,
КОГДА ОН ИЗМЕНЯЕТ ДЕСКРИПТОР СЕГМЕНТА И СТРАНИЧНЫЕ ТАБЛИЦЫ, В
О ВРЕМЯ ЦИКЛОВ
ШИНЫ, СВЯЗАННЫХ С ПРОЦЕДУРОЙ ПОДТВЕРЖДЕНИЯ, И КОГДА ОН ВЫП
ОЛНЯЕТ КОМАНДУ
EXCHANGE. КОМАНДА EXCHANGE ОБЕСПЕЧИВАЕТ НЕДЕЛИМУЮ ОПЕРАЦИЮ
"ПРОВЕРКА И
УСТАНОВКА", КОТОРАЯ ЯВЛЯЕТСЯ ОСНОВНЫМ СТРОИТЕЛЬНЫМ ЭЛЕМЕНТОМ
ПРИ РЕАЛИЗАЦИИ
СЕМАФОРОВ В РАЗДЕЛЯЕМОЙ ПАМЯТИ. ПРОГРАММИСТЫ, РАБОТАЮЩИЕ НА ЯЗ
ЫКЕ АССЕМБЛЕРА,
МОГУТ ЗАХВАТИТЬ ШИНУ ВО ВРЕМЯ ИСПОЛНЕНИЯ НЕКОТОРЫХ ДРУГИХ КОМ
АНД, ЕСЛИ ЭТИМ
КОМАНДАМ ПРЕДШЕСТВУЕТ ПРЕФИКС LOCK.
70
5.2.4. УПРАВЛЕНИЕ ЦИКЛОМ ШИНЫ 5.2.4. УПРАВЛЕНИЕ ЦИКЛОМ
ШИНЫ 5.2.4. УПРАВЛЕНИЕ ЦИКЛОМ ШИНЫ
ПО УКАЗАНИЮ ВНЕШНЕГО ОБОРУДОВАНИЯ 80386 МОЖЕТ РЕАЛИЗОВАТЬ
ДВА ТИПА ЦИКЛОВ
ШИНЫ: НЕКОНВЕЙЕРНЫЙ И КОНВЕЙЕРНЫЙ. ПЕРВЫЙ ТИП ЦИКЛА ОБЕСПЕЧИ
ВАЕТ 2-ТАКТНЫЙ
ДОСТУП К ВЫСОКОСКОРОСТНЫМ КЭШ-ПАМЯТЯМ И ЛОКАЛЬНЫМ ПАМЯТЯМ
ЛЮБОГО ОБ'ЕМА
(ЭФФЕКТИВНОСТЬ ОБРАЩЕНИЙ К KЭШ-ПАМЯТЯМ ЗАВИСИТ ОТ ИХ РАЗМЕРА
ПО ОТНОШЕНИЮ К
ЭЛЕМЕНТАМ ИНФОРМАЦИИ, С КОТОРЫМИ ОБРАЩАЮТСЯ К НИМ ПРИКЛАДНЫЕ ПРО
ГРАММЫ). ВТОРОЙ
ТИП ЦИКЛА ШИНЫ ПОЗВОЛЯЕТ НИЗКОСКОРОСТНЫМ ПАМЯТЯМ ИМЕТЬ БОЛЬШЕ ВРЕ
МЕНИ ДЛЯ ОТВЕТА
НА ЦИКЛ ШИН, ПОЗВОЛЯЯ ПРОЦЕССОРУ 80386 В ТО ЖЕ ВРЕМЯ РАБОТАТЬ
С МАКСИМАЛЬНОЙ
СКОРОСТЬЮ. ВНЕШНЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ МОЖЕТ ДИНАМИЧЕСКИ РАЗРЕШАТ
Ь И ЗАПРЕЩАТЬ
КОНВЕЙЕРИЗАЦИЮ ШИНЫ ПУТЕМ УСТАНОВКИ СУГНАЛА NA (СЛЕДУЮЩИЙ АДРЕС
), КАК ОПИСАНО
НИЖЕ. ПРЕДОСТАВЛЯЯ ВОЗМОЖНОСТЬ ДИНАМИЧЕСКОГО УПРАВЛЕНИЯ ЦИКЛОМ
ШИНЫ, ПРОЦЕССОР
80386 ПОЗВОЛЯЕТ ИНЖЕНЕРУ-РАЗРАБОТЧИКУ ИСПОЛЬЗОВАТЬ КОМБИНАЦИИ
ИЗ РАЗЛИЧНЫХ
КОМПОНЕНТОВ (ЭЛЕМЕНТОВ) ПАМЯТИ, КОТОРЫЕ УДОВЛЕТВОРЯЮТ КРИТЕР
ИЯМ СТОИМОСТИ,
НЕОБХОДИМОГО ОБ'ЕМА И ТРЕБУЕМОЙ ПРОИЗВОДИТЕЛЬНОСТИ, А ТАКЖЕ
ПРИСПОСАБЛИВАТЬ
ПРОЕКТ ДЛЯ ИСПОЛЬЗОВАНИЯ ПЕРСПЕКТИВНЫХ ТЕХНОЛОГИЙ ПРИ СОЗДАНИИ МИ
КРОСХЕМ ПАМЯТИ.
ПРОЦЕССОР 80386 ВЫВОДИТ ТИП ЦИКЛА ШИНЫ, КАК ОПИСАНЫ ВЫ
ШЕ, А ВНЕШНЕЕ
ОБОРУДОВАНИЕ СИГНАЛИЗИРУЕТ, ЧТО ОНО ОТВЕТИЛО НА ЦИКЛ ШИНЫ П
УТЕМ УСТАНОВКИ
СИГНАЛА READY. ЕСЛИ, КАК ЭТО ЧАСТО БЫВАЕТ, ДРУГОЙ ЗАПРОС ШИНЫ
ОЖИДАЕТ ВНУТРИ
ПРОЦЕССОРА 80386, КОГДА СИГНАЛ READY УЖЕ УСТАНОВЛЕН, ПРОЦЕССОР ВЫ
ВОДИТ СЛЕДУЮЩИЙ
ТИП ЦИКЛА ШИН. ЕСЛИ КОНВЕЙЕРИЗАЦИЯ ОТКЛЮЧЕНА, МИНИМАЛЬНОЕ ВРЕМЯ М
ЕЖДУ АДРЕСАМИ И
ДАННЫМИ СОСТАВЛЯЕТ ДВА ТАКТА. ВНЕШНЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ, КОТОРОЕ НЕ МО
ЖЕТ ОТВЕТИТЬ ЗА
ДВА ТАКТА, МОЖЕТ УДЛИНИТЬ ЦИКЛ ШИНЫ ПУТЕМ УДЕРЖАНИЯ СИГНАЛА READ
Y В НЕАКТИВНОМ
СОСТОЯНИИ, Т.Е. ПУТЕМ ВСТАВЛЕНИЯ ТАКТОВ ОЖИДАНИЯ В ЦИКЛ. ЕСЛИ
32-БИТНЫЕ ЦИКЛЫ
ШИНЫ ИСПОЛНЯЮТСЯ ДРУГ ЗА ДРУГОМ, ТО МАКСИМАЛЬНАЯ ПРОПУСКНАЯ С
ПОСОБНОСТЬ ШИНЫ
80386 СОСТАВИТ 32 МЕГАБАЙТА В СЕКУНДУ ПРИ ЧАСТОТЕ СИНХРОСИГНАЛА
16 МГЦ ИЛИ 25
МЕГАБАЙТ В СЕКУНДУ ПРИ ЧАСТОТЕ 12,5 МГЦ.
БЛАГОДАРЯ ВНУТРЕННЕЙ КОНВЕЙЕРИЗАЦИИ ПРОЦЕССОР 80386 ОЧЕНЬ ЧА
СТО ЗНАЕТ АДРЕС
И ТИП СЛЕДУЮЩЕГО ЦИКЛА ШИНЫ, ПРЕЖДЕ ЧЕМ ВНЕШНЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ ОТВ
ЕТИТ НА ТЕКУЩИЙ
71
ЦИКЛ. ВНЕШНЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ МОЖЕТ ИСПОЛЬЗОВАТЬ СВОЙСТВО ВНУТРЕННЕЙ
КОНВЕЙЕРИЗАЦИИ
АДРЕСА 80386 ДЛЯ ПОЛУЧЕНИЯ БОЛЕЕ РАННЕГО ДОСТУПА К СЛЕДУЮЩЕМУ Т
ИПУЦИКЛА ШИНЫ.
КОНВЕЙЕРИЗАЦИЯ АДРЕСА МОЖЕТ ДАТЬ ВНЕШНЕМУ ОБОРУДОВАНИЮ ВРЕМЯ, РАВ
НОЕ ТРЕМ ТАКТАМ
МЕЖДУ АДРЕСОМ И ДАННЫМИ, В ТО ВРЕМЯ КАК ДЛЯ ПРОЦЕССОРА ПРОПУСК
НАЯ СПОСОБНОСТЬ
ШИНЫ ОСТАНЕТСЯ РАВНОЙ ДВУМ ТАКТАМ.
КОНВЕЙЕРИЗАЦИЯ АДРЕСА НАИЛУЧШИМ ОБРАЗОМ ИСПОЛЬЗУЕТСЯ В
СИСТЕМАХ С
ПЕРЕМЕЖАЮЩЕЙСЯ АДРЕСАЦИЕЙ, КОТОРАЯ МОЖЕТ ОТВЕЧАТЬ НА ДОСТУП В Р
АЗЛИЧНЫХ БЛОКАХ
ПАМЯТИ ПАРАЛЛЕЛЬНО. УСТАНАВЛИВАЯ СИГНАЛ NA, ВНЕШНЕЕ ОБОР
УДОВАНИЕ МОЖЕТ
ЗАПРАШИВАТЬ 80386 ВЫДАТЬ ТИП СЛЕДУЮЩЕГО ЦИКЛА ШИНЫ, КАК ТОЛ
ЬКО ОН СТАНЕТ
ИЗВЕСТЕН ВНУТРИ ПРОЦЕССОРА, А НЕ ОЖИДАТЬ СИГНАЛА READY (СМ.РИС.5-
6).
5.2.5. ДИНАМИЧЕСКОЕ УПРАВЛЕНИЕ РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ 5.2.5.
ДИНАМИЧЕСКОЕ УПРАВЛЕНИЕ РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ 5.2.5. ДИНАМИЧЕСКОЕ
УПРАВЛЕНИЕ РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ
В ДОПОЛНЕНИЕ К УПРАВЛЕНИЮ ТИПАМИ ЦИКЛОВ ШИНЫ ПОДСИСТ
ЕМА ПАМЯТИ (И
ВВОДА/ВЫВОДА) ТАКЖЕ МОЖЕТ ДИНАМИЧЕСКИ УПРАВЛЯТЬ РАЗРЯДНОСТЬЮ
ШИНЫ ДАННЫХ.
ДИНАМИЧЕСКОЕ УПРАВЛЕНИЕ РАЗРЯДНОСТЬЮ ШИНЫ ПОЗВОЛЯЕТ:
1) ПРОИЗВОЛЬНО КОМБИНИРОВАТЬ 16- И 32-БИТНЫЕ ПОДСИСТЕМЫ ПАМЯ
ТИ, ПРОГРАММНОЕ
ОБЕСПЕЧЕНИЕ ТАКЖЕ МОЖЕТ ОСУЩЕСТВЛЯТЬ 32-БИТНЫЕ ПЕРЕДАЧИ НЕЗАВ
ИСИМО ОТ ТОГО,
ИМЕЕТ ОНО ДОСТУП К 16- ИЛИ К 32-РАЗРЯДНОЙ ПАМЯТИ;
2) ДОСТАТОЧНО ПРОСТО ПОДСОЕДИНЯТСЯ К 16-БИТНЫМ ШИНАМ, Т
АКИМ КАК ШИНА
MULTIBUS I;
3) РЕАЛИЗОВЫВАТЬ СОВМЕСТИМОСТЬ С 16-БИТНЫМИ ПЕРИФЕРИЙНЫМИ
УСТРОЙСТВАМИ (И
ИХ ДРАЙВЕРАМИ), РЕГИСТРЫ КОТОРЫХ ОБЫЧНО РАСПОЛАГАЮТСЯ НА 16-РАЗ
РЯДНЫХ, А НЕ НА
32-РАЗРЯДНЫХ ГРАНИЦАХ.
УСТАНАВЛИВАЯ СИГНАЛ "РАЗРЯДНОСТЬ ШИНЫ 16" (BS16), ВНЕШН
ЕЕ ОБОРУДОВАНИЕ
МОЖЕТ ПРОИНСТРУКТИРОВАТЬ ПРОЦЕССОР, ЧТОБЫ ОН ВЫПОЛНИЛ ТЕКУЩУЮ ПЕР
ЕДАЧУ ТОЛЬКО НА
16 МЛАДШИХ БИТАХ ШИНЫ ДАННЫХ. ЕСЛИ СИГНАЛ BS16 УСТАНОВЛЕН
, А ОБРАЩЕНИЕ
32-РАЗРЯДНОЕ, ПРОЦЕССОР 80386 ПРИНИМАЕТ СИГНАЛ BS16 ПОЗЖЕ В ЦИКЛЕ
ШИНЫ, ПОЗВОЛЯЯ
ВНЕ[НЕМУ ОБОРУДОВАНИЮ УСТАНОВИТЬ ЕГО ТОЛЦКО ДЛЯ СООТВЕТСТВУЮЩИХ
ТИПОВ ПАМЯТИ И
ВВОДА/ВЫВОДА.
72
5.2.6. СТАТУС ПРОЦЕССОРА И УПРАВЛЕНИЕ 5.2.6. СТАТУС ПРО
ЦЕССОРА И УПРАВЛЕНИЕ 5.2.6. СТАТУС ПРОЦЕССОРА И УПРАВЛЕНИЕ
ДРУГОЕ ВЕДУЩЕЕ УСТРОЙСТВО ШИНЫ (ПРОЦЕССОР ИЛИ ИНТЕЛИГЕНТНО
Е ПЕРИФЕРИЙНОЕ
УСТРОЙСТВО, ТАКОЕ КАК ПДП-КОНТРОЛЛЕР), МОЖЕТ ЗАПРОСИТЬ ИСПОЛЬЗО
ВАНИЯ ЛОКАЛЬНОЙ
ШИНЫ 80386 ПУТЕМ ВЫСТАВЛЕНИЯ СИГНАЛА HOLD. ПРОЦЕССОР ПОДТВЕРЖДАЕТ
ПЕРЕДАЧУ ШИНЫ
УСТАНОВКОЙ СИГНАЛА HLDA (ПОДТВЕРЖДЕНИЕ ЗАХВАТА) В КОНЦЕ ТЕКУЩЕ
ГО ЦИКЛА ШИНЫ
(ЕСЛИ ОН ИМЕЛ МЕСТО), ЗАТЕМ ОН ПОДАВЛЯЕТ СВОЙ СЛЕДУЮЩИЙ ЦИКЛ ШИН
Ы ДО ТЕХ ПОР,
ПОКА СИГНАЛ HOLD НЕ БУДЕТ СНЯТ. КОГДА ПРОЦЕССОР 80386 ОСВОБО
ЖДАЕТ ШИНУ ДЛЯ
ДРУГОГО УСТРОЙСТВА, ОН ПОДДЕРЖИВАЕТ СИГНАЛ HLDA В АКТИВНОМ
СОСТОЯНИИ, А
ОСТАЛЬНЫЕ СВОИ ВЫВОДЫ - В ВЫСОКОИМПЕДАНСНОМ СОСТОЯНИИ, ЭЛЕКТРИЧЕ
СКИ ИЗОЛИРУЯСЬ
ОТ СИСТЕМЫ.
ПРЕРЫВАНИЯ 80386 КЛАССИФИЦИРУЮТСЯ КАК МАСКИРУЕМЫЕ И Н
Е МАСКИРУЕМЫЕ,
МАСКИРУЕМЫЕ ПРЕРЫВАНИЯ ПОСТУПАЮТ НА ВХОД ПРОЦЕССОРА INTR (ЗАПРОС
ПРЕРЫВАНИЯ), А
ПРЕРЫВАНИЕ ВТОРОГО ТИПА НА ВХОД NMI (ЗАПРОС НЕМАСКИРУЕМОГ
О ПРЕРЫВАНИЯ).
ПРОГРАММЫ ОПЕРАЦИОННОЙ СИСТЕМЫ МОГУТ ИГНОРИРОВАТЬ ВХОД INTR ПУТЕ
М ОЧИСТКИ ФЛАГА
РАЗРЕШЕНИЯ ПРЕРЫВАНИЯ. ПРОЦЕССОР ВСЕГДА ПРИНИМАЕТ СИГНАЛ НА ВХ
ОДЕ NMI, МНОГИЕ
СИСТЕМЫ ИСПОЛЬЗУЮТ ЭТOТ ВХОДДЛЯ ТОГО, ЧТОБЫ ИНФОРМИРОВАТЬ ПРОЦ
ЕССОР ОБ АВАРИИ
СИСТЕМЫ ПО ПИТАНИЮ ИЛИ ГЛОБАЛЬНОЙ СИСТЕМНОЙ ОШИБКЕ.
ЗАПРОСЫ МАСКИРУЕМЫХ ПРЕРЫВАНИЙ ОБЫЧНО ПОДСОЕДИНЯЮТСЯ КО ВХ
ОДУ INTR ЧЕРЕЗ
ОДИН ИЛИ НЕСКОЛЬКО ПРОГРАММИРУЕМЫХ КОНТРОЛЛЕРОВ ПРЕРЫВАНИЙ 8259
А (ПКП). КАЖДЫЙ
8259А МОЖЕТ ОБРАБАТЫВАТЬ ДО 8 ИСТОЧНИКОВ ПРЕРЫВАНИЙ, НЕСКОЛЬК
О КОНТРОЛЛЕРОВ
8259А МОГУТ БЫТЬ КАСКАДИРОВАНЫ, ЧТОБЫ ОБЕСПЕЧИТЬ ПРИЕМ СИГНАЛОВ
ОТ МАКСИМУМ 64
РАЗЛИЧНЫХ ИСТОЧНИКОВ ПРЕРЫВАНИЙ. ОПЕРАЦИОННАЯ СИСТЕМА ИНИЦИА
ЛИЗИРУЕТ КАЖДЫЙ
8259А ПРИ ПОМОЩИ ИДЕНТИФИЦИРУЕМОГО НОМЕРА (ВЕКТОРА), ОБЕСПЕЧИВА
Я ТЕМ САМЫМ ДЛЯ
КАЖДОГО ВХОДА ПРЕРЫВАНИЙ СВОЮ ПРОГРАММУ ОБРАБОТКИ. 8259А ПРЕДО
СТАВЛЯЕТ ЭТОТ
НОМЕР ПРОЦЕССОРУ 80386 В ОТВЕТ НА ЦИКЛ ШИНЫ ПРОЦЕССОРА,
СВЯЗАННОЙ С
ПОДТВЕРЖДЕНИЕМ ПРЕРЫВАНИЯ. 80386 ИСПОЛЬЗУЕТ ЭТОТ НИМЕР ДЛЯ ВЫЗО
ВА ОБРАБОТЧИКА,
ПРЕДНАЗНАЧЕННОГО ДЛЯ ОТВЕТА НА ПРЕРЫВАНИЕ.
73
УСТАНОВКА СИГНАЛА RESET СТАВИТ ПРОЦЕССОР В НАЧАЛЬНОЕ СОСТОЯ
НИЕ (В РЕАЛЬНЫЙ
РЕЖИМ С ЗАПРЕЩЕННЫМИ ПРЕРЫВАНИЯМИ) И ЗАСТАВЛЯЕТ ЕГО ВЫБРА
ТЬ КОМАНДУ ИЗ
ФИЗИЧЕСКОГО АДРЕСА FFFFFFF04.
5.2.7. УПРАВЛЕНИЕ СОПРОЦЕССОРОМ 5.2.7. УПРАВЛЕНИЕ СОПРО
ЦЕССОРОМ 5.2.7. УПРАВЛЕНИЕ СОПРОЦЕССОРОМ
ПРОЦЕССОР 80386 ПОСЫЛАЕТ КОМАНДЫ И ОПЕРАНДЫ В ЧИСЛОВОЙ СО
ПРПЦЕССОР 80287
ИЛИ 80387 ПУТЕМ ВЫПОЛНЕНИЯ ЦИКЛОВ ВВОДА/ВЫВОДА ШИНЫ К РЕЗЕРВН
ЫМ АДРЕСАМ ВЫШЕ
ОБЫЧНОГО 64-КБАЙТНОГО ПРОСТРАНСТВА ВВОДА/ВЫВОДА . ЧИСЛОВОЙ СО
ПРОЦЕССОР МОЖЕТ
БЫТЬ ВЫБРАН ВЫСОКИМ УРОВНЕМ СИГНАЛА НА ЛИНИИ AЗ1 ПРИ НИЗКОМ СИГН
АЛЕ М/I0. 80386
ИСПОЛЬЗУЕТ РАЗЛИЧНЫЕ ПРОТОКОЛЫ СВЯЗИ ДЛЯ КАЖДОГО СОПРОЦЕССОРА, ПО
СЫЛАЯ 16-БИТНЫЕ
ВЕЛИЧИНЫ В 80287 И 32-БИТНЫЕ ВЕЛИЧИНЫ В 80387. ПРОЦЕССОР 80386
ЗНАЕТ В МОМЕНТ
СБРОСА, ПРИСУТСТВУЕТ ЛИ 80387, ПРОГРАММНОЕ ОБЕСПЕЧЕНИЕ ИНИЦИ
АЛИЗАЦИИ МОЖЕТ
ПРОВЕРИТЬ НАЛИЧИЕ СОПРОЦЕССОРА 80287.
СОПРОЦЕССОР УСТАНАВЛИВАЕТ СИГНАЛ BUSY ЕСЛИ ОН ВЫПОЛНЯЕТ КОМ
АНДУ. 80386 НЕ
ПОСЫЛАЕТ СЛЕДУЮЩУЮ КОМАНДУ СОПРОЦЕССОРУ ДО ТЕХ ПОР, ПОКА СИГНАЛ
BUSY - НИЗКИЙ.
ПРОГРАММНОЕ ОБЕСПЕЧЕНИЕ МОЖЕТ СИНХРОНИЗИРОВАТЬ ПРОЦЕССОР 80386 С
СОПРОЦЕССОРОМ,
ВЫДАВАЯ КОМАНДУ WAIT, КОТОРАЯ ПРИОСТАНАВЛИВАЕТ 80386 ДО ТЕХ ПОР
, ПОКА СИГНАЛ
BUSY ОСТАЕТСЯ НЕАКТИВНЫМ. СОПРОЦЕССОР УСТАНАВЛИВАЕТ СИГНАЛ
ERROR, КОГДА ОН
ОБНАРУЖИВАЕТ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ, КОТОРАЯ ДОЛЖНА БЫТЬ ОБРАБОТАН
А ОПЕРАЦИОННОЙ
СИСТЕМОЙ, В ОТВЕТ НА ЭТО 80386 ВЫЗЫВАЕТ ОБРАБОТЧИК ОСОБЫХ СИТ
УАЦИЙ ЧИСЛОВОГО
СОПРОЦЕССОРА, ВЫДАВАЯ ОСОБУЮ СИТУАЦИЮ 7. ВЫВОД PEREQ ИСПОЛЬЗУЕТСЯ
ДЛЯ РЕАЛИЗАЦИИ
СОПРОЦЕССОРНОГО ПРОТОКОЛА ПРОЦЕССОРА 80386.
|