6.2. Программно управляемый ввод/вывод
Наиболее простым методом управления вводом/выводом является программно управляемый ввод/вывод, часто называемый также вводом/выводом с опросом. Здесь ввод/вывод происходит под полным контролем центрального процессора и реа лизуется специальной процедурой ввода/вывода. В этой процедуре ЦП с помощью команды ввода/вывода сообщает модулю ввода/вывода, а через него и внешнему устройству о предстоящей операции. Адрес модуля и ВУ, к которому производит ся обращение, указывается в адресной части команды ввода или вывода. Модуль исполняет затребованное действие, после чего устанавливает в единицу соответ ствующий бит в своем регистре состояния. Ничего другого, чтобы уведомить ЦП, модуль не предпринимает. Следовательно, для определения момента за вершения операции или пересылки очередного элемента блока данных про цессор должен периодически опрашивать и анализировать содержимое регис тра состояния МВВ.
Иллюстрация процедуры программно управляемого ввода блока данных с уст ройства ввода приведена на рис. 15. Данные читаются пословно. Для каждого чи таемого слова ЦП должен оставаться в цикле проверки, пока не определит, что слово находится в регистре данных МВВ, то есть доступно для считывания.
Процедура начинается с выдачи процессором команды ввода, в которой указан адрес конкретного МВВ и конкретного ВУ. Существуют четыре типа команд В/ВЫВ, которые может получить МВВ: управление, проверка, чтение и за пись.
Команды управления используются для активизации ВУ и указания требуемой операции. Например, в устройство памяти на магнитной ленте может быть выдана команда перемотки или продвижения на одну запись. Для каждого типа ВУ характерны специфичные для него команды управления.
Команда проверки применяется для проверки различных ситуаций, возникаю щих в МВВ и ВУ в процессе ввода/вывода. С помощью таких команд ЦП способен выяснить, включено ли ВУ, готово ли оно к работе, завершена ли последняя операция ввода/вывода и не возникли ли в ходе ее выполнения какие-либо ошибки. Действие команды сводится к установке или сбросу соответствующих разрядов регистра состояния МВВ.
Команда чтения побуждает модуль получить элемент данных из ВУ и занести его в регистр данных (РД). ЦП может получить этот элемент данных, запросив МВВ поместить его на шину данных.
Команда записи заставляет модуль принять элемент данных (байт или слово) с шины данных и переслать его в РД с последующей передачей в ВУ.
Если в МВВ подключено несколько ВУ, то в процедуре ввода/вывода нужно производить циклический опрос всех устройств, с которыми в данный момент проводятся операции ввода/вывода.
Из блок-схемы (рис. 15) явно виден основной недостаток данного метода - неэффективное использование процессора из-за ожидания готовности очередной порции информации, в течении которого никаких иных полезных действий ЦП не выполняет. Кроме того пересылка даже одного слова требует выполнения нескольких команд. ЦП должен тратить время на анализ битов состояния МВВ, запись в МВВ битов управления, чтение или запись данных со скоростью, определяемой внешним устройством.
Главным аргументом в пользу программно управляемого ввода/вывода является простота МВВ, поскольку основные функции по управлению вводом/выводом берет на себя процессор. При работе с несколькими ВУ, приоритет можно изменить изменением последовательности опроса.
Начало
Выдача команды ввода в МВВ
Чтение из регистра состояния МВВ
Проверка
состояния МВВ и ВУ
Ввод слова из МВВ
Запись слова в память
Подсчет введенных слов
Введен
весь блок?
Начало
готовы
да
не готовы
нет
Рис. 15. Программно управляемый ввод/вывод.
7. Блок синхронизации
Блок синхронизации (БС) предназначен для обеспечения синхронной работы всех узлов ЭВМ. В его задачи входит генерация синхросигналов заданной формы и длительности для ЦПУ, таймера, контроллеров, основной памяти, кэша и других устройств, входящих в состав ЭВМ. Блок синхронизации должен обладать возможность изменения длительности синхросигналов, что бывает необходимо при отсутствии попадания в кэш, когда требуется прочитать данные из ОП, а так же при обмене с медленными периферийными устройствами.
8. Таймер
Таймер предназначен для деления машинного времени на временные интервалы.
Назначение таймера:
генерация прерываний от системных часов;
генерация запросов на регенерацию памяти;
генерация звуковых сигналов (PC Speaker).
В состав таймера входят схемы, необходимые для:
запроса и получения канала;
формирования вектора прерывания.
9. Мышь, клавиатура, монитор
Мышь, клавиатуру и монитор подключим через МВВ.
10. Кэш-память
В качестве элементной базы основной памяти в большинстве ВМ служат микросхемы динамической ОЗУ, на порядок уступающие по быстродействию ЦП. В результате процессор должен простаивать несколько тактовых периодов, пока информация из ИМС памяти установится на шине. Если ОП выполнить на быстрых микросхемах статической памяти, стоимость ВМ возрастет весьма существенно. Приемлемое решение проблемы – использовать двухуровневую память, между процессором и ОП разместить небольшую, но быстродействующую буферную память.
В процессе работы такой системы в буферную память копируются те участки ОП, к которым производится обращение со стороны процессора, производится отображение участков ОП на буферную память. Выигрыш достигается за счет ранее рассмотренного свойства локальности - если отобразить участок ОП в более быстродействующую буферную память и переадресовать на нее все обращения в пределах скопированного участка, можно добиться существенного повышения производительности ВМ.
10.1. Способ отображения ОП на кэш-память
Множественно-ассоциативное отображение относится к группе методов частично-ассоциативного отображения. Оно является одним из возможных компромиссов, сочетающим достоинства прямого и ассоциативного способов отображения и, в известной мере, свободным от их недостатков. Кэш-память (как тегов, так и данных) разбивается на v подмножеств (в дальнейшем будем называть такие подмножества модулями), каждое из которых содержит к строк (принято говорить, что модуль имеет к входов). Зависимость между модулем и блоками ОП такая же, как и при прямом отображении: на строки, входящие в модуль i, могут быть отображены только вполне определенные блоки основной памяти, в соответствии с соотношением i = j mod v, где j — адрес блока ОП. В то же время размещение блоков по строкам модуля — произвольное, и для поиска нужной строки в пределах модуля используется ассоциативный принцип.
Пусть размер основной памяти – 32 Мбайт, разрядность – 32 бита. В одном блоке 4 слова, следовательно количество блоков – 2097152. Для адресации памяти мы должны обеспечит 23-х битную шину. Блок памяти адресуется 21-битами.
В одном блоке 4 слова, поэтому размер строки КЭШа 16 байт. Будем делать четырех направленный кэш емкостью 32 Кбайт. Тогда количество модулей равно 512.
Память данных кэш-памяти разбита на 512 модулей по 4 строки в каждом. Память тегов содержит 512 ячеек, в каждой из которых может храниться 4 значения тегов (по одному на каждую строку модуля). 21-разрядный адрес блока ОП представляется в виде двух полей: 12-разрядного поля тега и 9-разрядного поля номера модуля. Номер модуля однозначно указывает на один из модулей кэш-памяти. Он также позволяет определить номера тех блоков ОП, которые можно отображать на этот модуль. Любой из блоков в последовательности может быть загружен в любую из четырех строк соответствующего модуля.
При такой постановке роль тега выполняют 12 старших разрядов адреса блока ОП, в которых содержится порядковый номер блока в последовательности блоков, отображаемых на один и тот же модуль кэш-памяти.
При обращении к кэш-памяти 9-разрядный номер модуля указывает на конкретную ячейку памяти тегов (это соответствует прямому отображению). Далее производится параллельное сравнение каждого из четырех тегов, хранящихся в этой ячейке, с полем тега поступившего адреса, то есть поиск нужного тега среди четырех возможных осуществляется ассоциативно.
10.2. Алгоритм замещения информации в заполненной кэш-памяти
На замену выбирается строка:
L0 если b0=0 & b1=0;
L1 если b0=0 & b1=1;
L2 если b0=1 & b2=0;
L3 если b0=1 & b2=1.
Рис. 17. Алгоритм формирования признаков b0, b1, b2.
10.3. Алгоритм согласования содержимого кэш-памяти и основной памяти
В процессе вычислений ЦП может не только считывать имеющуюся информацию, но и записывать новую, обновляя тем самым содержимое кэш-памяти. Возникает ситуация, когда содержимое строки кэша и соответствующего блока ОП перестает совпадать.
Для разрешения данной проблемы, мы воспользуемся методом сквозной записи. По методу сквозной записи прежде всего обновляется слово, хранящееся в основной памяти. Если в кэш-памяти существует копия этого слова, то она также обновляется. Если же в кэш-памяти отсутствует нужная копия, то либо из основной памяти в кэш-память пересылается блок, содержащий обновленное слово (сквозная запись с отображением); либо этого не делается (сквозная запись без отображения).
Достоинство метода сквозной записи состоит в том, что когда строка в кэш-памяти назначается для хранения другого блока, то удаляемый блок можно не возвращать в основную память, поскольку его копия там уже имеется. Метод достаточно прост в реализации. К сожалению, эффект от использования кэш-памяти (сокращение времени доступа) в отношении к операциям записи здесь отсутствует.
В среднем обратная запись на 10% эффективнее сквозной записи, но для ее реализации требуются и повышенные аппаратные затраты. Да и практика показывает, что операции записи составляют небольшую долю от общего количества обращений к памяти.
10.4. Способ подключения
КЭШ работает с физическими адресами.
Это медленно, поскольку тратится время на преобразование адреса.
Но зато при прерываниях или переключениях программ не требуется отменять содержимое кэша, т.к. виртуальные адреса в разных программах могут совпадать. После возврата старая информация может сохраниться.
Рис. 18. Четырех направленный кэш данных и команд.
Адрес, по которому идет обращение, предварительно должен быть занесен в регистр.
N(3:0) – в соответствии с алгоритмом замещения, замещаем:
L0 если b0=0 & b1=0; N(3:0) = “0001”.
L1 если b0=0 & b1=1; N(3:0) = “0010”.
L2 если b0=1 & b2=0; N(3:0) = “0100”.
L3 если b0=1 & b2=1; N(3:0) = “1000”.
Если замещения нет, то N(3:0) = “0000”.
Подается на вход WE памяти тегов.
hit – 1 – блок имеется в кэше, 0 – нет. hit = L(0)v L(1)v L(2)v L(3).
WE – подается на вход WE памяти блоков ОП, если требуемого блока нет или идет запись в ОП. WE = ~hit v WR.
WR – позволяет определить, идет операция чтения или записи.
Qin(6:0) – V0,V1,V2,V3,b0,b1,b2.
Qout(6:0) – генерируем V0,V1,V2,V3,b0,b1,b2 в зависимости от L(3:0), Qin(6:0) и WR. Если идет чтение и промаха нет, то V0-V3 повторяются со входа. Если имеет место промах, то для выбранного для перезаписи чипа Vi ставится в единицу.
Значения hit и WE внутри схемы должны защелкиваться в триггере.
A(1:0) – номер активного слова.
hit – 1 – блок имеется в кэше и надо обновить одно слово, 0 – блока ОП нет в кэше, требуется загрузка из ОП.
WR – позволяет определить, идет операция чтения или записи.
Din3(31:0) – данные с шины адреса/данных.
Din2(127:0) – данные из ОП.
Din1(127:0) – данные из кэша.
Если идет чтение, то ничего не происходит.
Если идет запись и блок ОП имеется в кэше, то идет перезапись этого блока с заменой в блоке Din1(127:0) активного слова на Din3(31:0).
Если идет запись и блок ОП отсутствует в кэше, на выходе Din2(127:0).
В принципе, можно и не редактировать запись в кэше, а просто переписать обновленный блок из ОП.
11. Список использованной литературы
Цилькер Б.Я., Орлов С.А. Организация ЭВМ и систем. Учебник для вузов.–СПБ.: Питер, 2005.–672 с.: ил.
Каган Б.М. Электронные вычислительные машины и системы. Уч. пособие для вузов. 3-е изд., перераб. и доп.–М.: Энергоатомиздат, 1991,-592 с.
Организация ЭВМ и систем. Однопроцессорные ЭВМ. Часть 2.: Конспект лекций / И.В. Хмелевский, В.П. Битюцкий. 2-е изд., испр. и допол. Екатеринбург: ГОУ ВПО УГТУ-УПИ, 2005. 98 с.
Дж. Мик Дж.Брик. Проектирование микропроцессорных устройств с разрядно-модульной организацией – M. : Издательство «МИР» 1984 г.
|
