Мышь
Мышь – специальное устройство ввода, которое обычно служит для управления курсором, представленном на экране монитора, обеспечивая таким образом взаимодействие с графическим интерфейсом пользователя. Соединение мыши к системной шиной также осуществляется через контроллер. Схема подключения мыши ни чем не отличается от схемы подключения клавиатуры. Контроллер мыши формирует прерывания по нажатию кнопок мыши и по перемещению самой мыши. Текущие координаты мыши хранятся в ОП. При перемещение мыши координаты вычисляются с использованием хранящихся в памяти старых координат и смещения мыши.
Р
ис. 19 Структурная схема включения мышь
Внешние ЗУ
Информация в ЗУ на магнитных дисках хранится на плоских металлических или пластиковых пластинах (дисках), покрытых магнитным материалом. Данные записываются и считываются с диска с помощью электромагнитной катушки, называемой головкой считывания/записи, которая в процессе считывания и записи неподвижна, в то время как диск вращается относительно нее. При записи на головку подаются электрические импульсы, намагничивающие участок поверхности под ней. Считывание базируется на электрическом токе, наводимом в катушке головки, под воздействием перемещающегося относительно нее магнитного поля. Несмотря на разнообразие типов магнитных дисков, принципы их организации обычно однотипны. Все магнитные диски можно разделить на два типа: гибкие (дискеты, НГМД) и жесткие (винчестер). Как и все остальные ПУ магнитные диски подключаются к системной шине через контроллер, который обеспечивает выполнение операции ввода/вывода.
Таймер
Таймер предназначен для деления машинного времени на временные интервалы, для эффективного использования процессора при работе с периферийными устройствами. Он обеспечивает совместную работу ЦП и ПУ в реальном масштабе времени, осуществляя разбиения машинного времени на равные интервалы времени.
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;
В качестве таймера в ЭВМ используется аналог микросхемы 580ВИ53 - трехканальное программируемое устройство, предназначенное для организации работы микропроцессорных систем в режиме реального времени. Таймер формирует сигналы с различными временными параметрами.
Программируемый таймер реализован в виде трех независимых 16-разрядных каналов с общей схемой управления. Каждый канал может работать в шести режимах. Программирование режимов работы каналов осуществляется индивидуально и в произвольном порядке путем ввода управляющих слов в регистры режимов каналов, а в счетчики - запрограммированного числа байтов.
С помощью таймера можно задавать определённые промежутки времени, по истечении которых происходит прерывание. Линия запроса прерывания от таймера подключается на контроллер прерываний на самый приоритетный вход.
Управляющими сигналами для таймера являются, сигналы каналов, разрешающие или запрещающие счет, сигналы выбора каналов, а также входы write/read и вход выбора микросхемы. Максимальное значение счета: в двоичном коде 216; в двоично-десятичном коде 104, а частота синхронизации каналов 0-2,5 МГц.
Рис. 20 Структурная схема включения таймера
Разработка блока преобразования виртуальных адресов.
Структура ОП, а также формат виртуального адреса рассмотрены в разделе – оперативная память, поэтому перейдём к описанию общей последовательности действий при преобразовании виртуального адреса:
Из базового регистра (в данной реализации используется внутренний регистр процессора) извлекается физический адрес начала таблицы сегментов и суммируется с номером сегмента.
По полученному физическому адреса из ОП извлекается дескриптор сегмента, хранящий в себе физический адрес начала своей страничной таблицы, а также два бита, которые могут быть использованы операционной системой, например, для управления защитой от несанкционированного доступа.
Физический адрес начала страничной таблицы сегмента суммируется с номером страницы.
По полученному физическому адресу из ОП извлекается дескриптор страницы, содержащий физический адрес страницы в ОП, бит присутствия и бит модификации.
Анализируется значение бита присутствия:
1 — страница находится в ОП;
0 — страница выгружена из ОП.
В случае, когда страницы нет в ОП и микрокомандой разрешены страничные прерывания, в контроллер прерываний подаётся запрос на страничное прерывание.
В результате выполнение активной задачи прерывается, управление передаётся операционной системе. Операционная система копирует запрошенную страницу с диска в ОП и возвращает управление прерванной задаче. При отсутствии свободного места в ОП, нужно удалить одну из страниц, уже имеющихся в ОП. Выбор удаляемой страницы возлагается на алгоритм замещения страниц. Наиболее популярным алгоритмом является алгоритм удаления наиболее давно использовавшихся страниц (Least Recently Used, LRU), но в данной реализации ОП в дескрипторе страницы не выделяется место под биты, необходимые для алгоритма LRU. В связи с этим, операционной системой может быть использован алгоритм случайного выбора заменяемой страницы. Так как количество страниц в памяти велико, то вероятность удачного выбора высока и этот алгоритм даёт хорошую эффективность. Бит модификации указывает на то, была ли страница изменена во время хранения в ОП. Модифицированная страница перед удалением из ОП должна быть записана на диск.
Полученный физический адрес начала страницы суммируется с 12-разрядным смещением в странице, образуя физический адрес требуемой ячейки памяти.
Схема преобразования виртуального адреса в физический представлена на рис. 21.
Рис. 21 Схема преобразования виртуального адреса в физический
В процедуре преобразования адреса, а также в алгоритмах замещения виртуальных страниц и работе с КЭШем большая роль отводится микропрограммному управлению и использованию вычислительной мощности ЦП. Можно даже сказать, что разработанная схема предоставляет процессору интерфейс для реализации алгоритмов свопинга, алгоритмов защиты данных и работы с КЭШем.
Рассмотрим особенности реализации блока:
Установкой соответствующего биты микрокоманды осуществляется разрешение и блокировка работы блока преобразования адресов. При отключении блока процессор может обращаться к ОП по физическому адресу, что необходимо для первоначальной инициализации системы, построения таблиц векторов прерываний, сегментных и соответствующих им страничных таблиц, а также для адресации внешних запоминающих устройств, таких как: «винчестер», НГМД, оперативная память видеоадаптера.
Преобразование адресов, замещение виртуальных, чтение и запись в кэш требуют значительного числа циклов процессора. Для этого в блок включено три регистра для хранения промежуточных значений: RG1, RG2 и RG3, которые могут быть использованы операционной системой на своё усмотрение. Но при проектировании им отводились следующие роли:
RG1 — хранение смещение в странице (младшие 12 разрядов адреса);
RG2 — хранение номер страницы (10 разрядов адреса);
RG3 — хранение первоначального значения виртуального адреса.
Кэш строится на 10-ти микросхемах SRAM информационной организацией 1Kx4, что позволяет хранить 1K слов разрядностью 40. В каждой слово входят:
тэг, в качестве которого используется номер сегмента, так как смена сегмента происходит относительно редко, поэтому можно рассчитывать на высокую эффективность КЭШа — 8 разрядов;
физический адрес начала страницы, это также сделано для повышения эффективности использования КЭШа и уменьшения числа его перезаписей, для получения физического адреса ячейки остаётся только прибавить смещение в 8 младших разрядов — 30 разрядов;
два управляющих бита: бит достоверности (показывает изменились ли данные в ОП с момента внесения адреса в кэш) и резервный бит, которые может использоваться операционной системой.
Адресация КЭШа происходит номером страницы (10 разрядов). После чтения слова из КЭШа происходит сравнение полученного тэга с искомым (8 разрядов) и далее анализ бита достоверности. Результат анализа передаётся на селектор выбора условий в МУУ в качестве бита Cache hit / miss (попадание / промах — 0 / 1) для использования микропрограммой.
Для управления КЭШем имеются сигналы WE# (разрешение записи) и RS# (стирание).
Схема подключения буфера TLB и блока преобразования виртуальных адресов представлена на структурной схеме процессора (рис. 7).
На схеме блока используются следующие обозначения:
MK — бит микрокоманды;
P — бит присутствия;
D — бит достоверности;
Cache hit / miss — бит попадания / промаха КЭШа;
Тэг — номер сегмента;
CLK — системный синхросигнал.
Принципиальная схема блока преобразования виртуальных адресов представлена
на рис. 22.
На схеме используются следующие номиналы микросхем:
74LCX32646 — 32-разрядный регистр;
CY7C150 — SRAM 1Kx4;
74AC520 — 8-разрядный компаратор;
IDT74ALVC1G08 — логический элемент И;
IDT74ALVC1G32 — логический элемент ИЛИ;
IDT74ALVC1G04 — инвертор.
Рис. 22 Принципиальная схема блока преобразования виртуальных адресов
Заключение
В ходе выполнения курсовой работы были получены новые и закреплены имеющиеся знания по дисциплине «Организация ЭВМ».
Данная работа помогла приобрести навыки по проектированию простейшей ЭВМ.
В результате работы была создана структурная схема простейшей ЭВМ, было произведено описание основных компонентов и блоков. Также была разработана принципиальная схема блока преобразования виртуальных адресов.
Выполнение данной работы показалось мне достаточно интересным, хотя разрабатывать именно гипотетическую ЭВМ очень трудно (как будто создаёшь нечто абстрактное). Однако, я, конечно, понимаю, что разработать хотя бы один реальный блок ЭВМ – это уже совсем другая – более сложная задача. Тем не менее, я постарался сделать свой блок как можно более «работоспособным».
Список литературы
Мик Дж., Брик Дж. «Проектирование микропроцессорных устройств с разрядно-модульной организацией»: в 2 кн. / Перев. с англ.- М. Мир, 1984.
Каган Б. М. Электронные вычислительные машины и системы: Учеб. пособие для вузов.-3-е изд., перераб.и доп.-М.: Энергоатомиздат, 1991.
Хамахер К., Вранешич Э., Заки С. Организация ЭВМ.-5-е изд.-СПб.:Питер, 2003
Схемотехника. Руководство к курсовой работе/ В.И. Соболев.- №1522.- Новосибирск, 1997. – 62 с.
Угрюмов Е.П. «Цифровая схемотехника». – Спб.: БХВ-Петербург, 2001. – 528 стр.
Конспект лекций по предмету «Огранизация ЭВМ». Лектор – Гребенников В.Ф., 2009.
Конспект лекций по предмету «Схемотехника». Лектор – Михашев А.И., 2008.
|
