Проблемы страничной переадресации

 

В реальном режиме (при отключенной страничной переадресации) логический адрес, формируемый прикладной программой, совпадает с физическим адресом, фигурирующим на шинах расширения. Тут все просто, правда, в стандартном (а не большом) реальном режиме доступен только первый мегабайт адресов (только устройства в области UMA).

В защищенном режиме в принципе доступно все физическое адресное пространство, но появляются проблемы, связанные с отображением логических адресов на физические. Отображением (поддержкой таблиц переадресации) ведает ОС, приложения могут только узнать карту отображений (получить список физических адресов страниц для какой-то области своей виртуальной памяти). Какие-то области могут в данный момент и не присутствовать в ОЗУ (они могут быть выгруженными на диск). У драйверов устройств возможностей больше — они могут запросить блок памяти с последовательными физическими страницами и потребовать фиксации определенных страниц (запретить их выгрузку из ОЗУ).

При организации прямого доступа к памяти, как по стандартным каналам DMA, так и используя ведущие устройства шин ISA и PCI, возникает проблема пересечения границ страниц. Если приложение хочет выполнить обмен по DMA с областью доступной ей памяти непосредственно, то оно должно запросить у ОС физический адрес, которому соответствует логический адрес предполагаемого буфера обмена. Именно этот физический адрес должен задаваться устройству, выполняющему DMA, при инициализации сеанса обмена (указании начального адреса, длины блока и запуске канала). В каждом сеансе обмена не должна пересекаться граница страницы, которой оперирует блок страничной переадресации, поскольку следующая логическая страница может иметь физическое отображение в произвольном (относительно предыдущей страницы) месте. Чаще всего ОС оперирует страницами по 4 Кбайт, при этом пересылка больших блоков данных ведется «короткими перебежками», между которыми процессор должен выполнять повторную инициализацию DMA. Эта проблема решается усложнением контроллеров DMA — применением «разбросанной записи» в память (scatter write) и «собирающего чтения» памяти (gather read). Контроллеру DMA задается список описателей блоков (начальный адрес и длина). Отработав очередной блок памяти, контроллер переходит к следующему, и так до конца списка. Такие возможности имеет, например, стандартный контроллер PCI IDE (см. п. 9.2.1). Стандартный контроллер DMA имеет и другую «страничную проблему», связанную с реализацией регистров страниц (см. п. 12.4).

Проблема пересечения границ может решаться и иначе, без усложнения контроллера DMA. Для этого в памяти резервируется буфер значительного размера, отображенный на непрерывную область физической памяти, и обмен данными физическое устройство выполняет только с этим буфером. Однако такой буфер рядовое приложение создать не может; он может быть организован лишь драйвером устройства. Приложения могут только получать указатели на этот буфер и обмениваться с ним данными. Таким образом, по пути от приложения к устройству появляется дополнительная «перевалочная база» (буфер драйвера) и дополнительная пересылка данных, что приводит к дополнительным затратам времени.

 

Инструкции ввода-вывода

 

Для обращения программы к пространству ввода-вывода предназначены всего четыре инструкции процессора: IN (ввод из порта в регистр процессора), OUT (вывод в порт из регистра процессора), INS (ввод из порта в элемент строки памяти) и OUTS (вывод элемента из строки памяти в порт). Последние две инструкции, появившиеся с процессором 80286, могут использоваться с префиксом повтора REP, что обеспечивает быструю пересылку блоков данных между портом и памятью. Обмен данными с портами, при котором применяют строковые инструкции ввода-вывода, получил название PIO (Programmed Input/Output — программированный ввод-вывод). Скорость такого обмена превышает скорость стандартного канала прямого доступа (DMA), правда, DMA в отличие от PIO почти не занимает процессорного времени.

Разрядность слова, передаваемого за одну инструкцию ввода-вывода, может составлять 8, 16 или 32 бита. В зависимости от «выровненности» адреса по границе слова и разрядности данных используемой шины это слово может передаваться за один или несколько циклов шины с указанием соответствующего нарастающего адреса в каждом цикле обращения к памяти. Инструкции ввода-вывода порождают шинные циклы обмена, в которых вырабатываются сигналы чтения порта/записи в порт. На шине ISA это сигналы IORD# и IOWR# соответственно; они и отличают пространство ввода-вывода от пространства памяти, где соответствующие операции чтения и записи вырабатывают сигналы MEMRD# и MEMWR#. На шине PCI разделение памяти и пространства ввода-вывода происходит иначе — здесь тип операции кодируется четырехбайтной командой, в зависимости от типа инструкции, выполняемой процессором.

Во избежание недоразумений и для экономии шинных циклов рекомендуется выравнивать адреса 16-битных портов по границе слова, а 32-битных — по границе двойного слова. Обращения по выровненным адресам выполняется за один цикл системной шины. Обращение по невыровненным адресам выполняется за несколько циклов, причем однозначная последовательность адресов обращений (которая зависит от модели процессора) не гарантируется. Так, например, одна инструкция вывода слова по нечетному адресу приведет к генерации двух смежных шинных циклов записи. При программировании обращений следует учитывать специфику устройств ввода-вывода. Если, например, устройство допускает только 16-разрядные обращения, то старший байт его регистров будет доступен лишь при вводе-выводе слова по четному адресу.

Некоторую сумятицу в стройную систему адресации вводят регистры ATА. Здесь регистр 1F0 (1 канал) является 16-битным регистром данных, но в то же время есть и совершенно независимый от него 8-битный регистр 1F1. В Serial ATA эта тема развита — здесь имеются еще четыре 16-битных регистра с адресами (относительно базового адреса блока командных регистров) 2, 3, 4 и 5, которые раньше были 8-битными.

В реальном режиме процессора программе доступно все пространство адресов ввода- вывода. В защищенном режиме 32-разрядных процессоров (частным случаем которого является и виртуальный режим V86) имеется возможность программного ограничения доступного пространства ввода-вывода, определяя его максимальный размер (начиная с нулевого адреса и в пределах 64 К), а внутри разрешенной области доступ может быть разрешен или запрещен для каждого конкретного адреса. Размер области и карта разрешенных портов (IO Permission Bitmap) задается операционной системой в дескрипторе сегмента состояния задачи (TSS). При обращении по неразрешенному адресу вырабатывается исключение процессора, а поведение его обработчика определяется операционной системой. Возможно снятие задачи-нарушителя (знаменитое сообщение «приложение… выполнило недопустимую операцию и будет закрыто»). Возможен и другой вариант, когда по обращению к порту монитор операционной системы выполняет некоторые действия, создавая для программы иллюзию реальной операции ввода-вывода. Таким образом виртуальная машина по операциям ввода-вывода может общаться с виртуальными устройствами. Заметим, что ОС Windows 9x не особо заботится о виртуализации и защите ввода-вывода; здесь, например, из DOS-окна можно обращаться к любым портам, даже к портам устройств, занятых операционной системой.

 

Прерывания

 

В процессорах х86 используются аппаратные прерывания, программные прерывания и исключения. Аппаратные прерывания были описаны выше; кроме того, к ним относится и специфичное (и неиспользуемое прикладными программами) прерывание SMI для входа в режим системного управления (SMM). Программные прерывания по сути прерываниями и не являются — это лишь короткая форма дальнего вызова ограниченного количества процедур, выполняемая инструкцией Int N (N=0-255). Программные прерывания, в частности, используются для вызовов сервисов BIOS и DOS. Исключения генерируются процессором и сопроцессором, когда при исполнении инструкций возникают особые условия (например, деление на ноль или срабатывание защиты). Исключения занимают векторы прерываний 0-31, которые частично пересекаются с векторами аппаратных прерываний ведущего контроллера и NMI, а также с векторами сервисов BIOS. В процессорах 8086/88 исключения назывались внутренними прерываниями, их было совсем мало. По мере «взросления» процессоров добавлялись новые исключения; исключениями особо богаты современные процессоры при работе в защищенном режиме. На исключениях строится защита и виртуальная память в многозадачных ОС защищенного режима.

В реальном режиме прерывания работают довольно просто, и их обработчики могут находиться в любом месте физически адресуемой памяти (ОЗУ или ПЗУ). В таблице прерываний, начинающейся с нулевого адреса, каждый вектор прерываний представляется дальним указателем на процедуру обработки (16-байтные смещение и сегмент). Внедрение собственных обработчиков прерываний представляет собой несложную задачу, если прерывание используется монопольно одним устройством и соответствующим ему единственным модулем ПО. В реальном режиме любая программа может управлять флагом разрешения аппаратных прерываний; некорректное управление флагом может приводить к различным неприятностям — от сбоя системного времени до «зависания» компьютера.

В защищенном режиме прерывания работают гораздо сложнее. Таблица прерываний здесь содержит 8-байтные дескрипторы прерываний. Их обработчики должны быть подключены к ядру ОС, постоянно присутствующему в физической памяти. Иначе возможна ситуация, когда, например, аппаратное прерывание вызовет обработчик, выгруженный в данный момент на диск менеджером виртуальной памяти. Обработка такого прерывания будет чрезвычайно долгой (потребуется подкачка страницы). Позволять любой программе управлять флагом разрешения прерываний для многозадачных ОС нельзя из соображений общей устойчивости системы. Сам процесс обработки прерываний (и исключений) в защищенном режиме существенно отличается от прерываний реального режима, и в современных процессорах и ОС имеются средства виртуализации прерываний, о чем подробнее можно прочитать в [6, 7]. Заметим, что в ОС Windows 9x каждое окно MS-DOS представляет собой отдельную виртуальную машину с собственной таблицей прерываний «реального» вида, и работа с прерываниями в ней практически не отличается от работы в «чистой» MS-DOS. Для установки обработчиков прерываний, требуемых программам защищенного режима, используются вызовы специальных сервисов ОС, и обработчик оформляется особым образом в соответствии с соглашениями этой ОС (не так, как для MS-DOS).