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第三章 存储、中断、总线与I/O系统

3.1 存储系统的基本要求和并行主存系统

3.1.1 存储系统的基本要求

大容量、高密度和低价格。

存储器容量:

其中

W为存储体字长(单位是位或字节)

l为存储体字数

m为并行工作的存储体数


速度可用访问时间TA、存储周期TM和频宽(带宽)Bm描述。

其中

TA是存储器从接收访存读申请至信息被读到数据总线上的时间,是处理机启动访存后必须等待的时间,它是确定处理机和存储器时间关系的一个重要参数。

TM是连续启动一个存储体所需要的间隔时间,一般总比TA大。

Bm是存储器可提供的数据传送速率,用每秒传送的信息位数或字节数衡量,又有最大频宽(极限频宽)和实际频宽之分,最大频宽Bm是存储器连续访问时的频宽。

单体的Bm


m个存储体并行的最大频宽:

由于存储器不一定满负荷工作,因此,实际频宽往往低于最大频宽。
存储器价格包含了存储体及为该存储器操作所必需的外围电路的价格,可用总价格C和每位价格c来表示,有SM位的存储器每位价格:

存储器价格、速度和容量的要求是互相冲突的。在存储器所有器件一定的条件下,容量越大,因其延迟增大会使速度越低;容量越大,存储器总价格越大,存储器速度越快,价格越高。

为同时满足容量、速度和价格的要求,因此,系统中必须使用由多种不同工艺存储器组成的存储器系统(Memory System),使所有信息以各种方式分布于不同的存储器上。

3.1.2 并行主存系统

单体多字存储器

单体单字存储器

单体单字存储器

存储器字长W与CPU所要访问的字(数据字、指令字)的字长与W相同,则CPU从主存获取信息的速度就为W/TM这种主存是单体单字存储器。

要想提高主存频宽Bm,使之与CPU速度匹配,在同样的器件条件下,需要提高存储器字长W

单体多字(m=4)存储器

单体多字(m=4)存储器

一个大容量追往往由许多容量小、字长较短的存储器芯片组搭建而成,每个存储芯片都有其自己的地址译码、读/写驱动等外围电路。可采用多体单字交叉存储器。

CPU字在主存中可按模m交叉编址,交叉有低位交叉和高位交叉两种。

各分体可以采同时启动或者分时启动方式。分时启动方式比较节省硬件资源。

多体单字(m=4)交叉存储器

多体单字(m=4)交叉存储器

主存采用多体单字方式组成,成本比单体多字组成多太多,但其实实际频率却可以比较高。

原因:多体单字不要求地址空间连续,只需m个地址不发成分体冲突。

单体多字要求并行读出的m个字必须是地址顺序且处于同一主存单元。

可以采用多分体并行存取与单体多字相结合,构成多体多字交叉存储器来进一步提高频宽。

能并行读出多个CPU字的单体多字和多体单字、多体多字的交叉访问主存系统被称为并行主存系统。

提高模m值,是能提高主存系统的最大频宽,但主存实际频宽并不是随m值增大而线性提高。

原因:1.系统效率,对模m交叉,若顺序取指,效率可提高m倍,但实际程序中指令不总是顺序执行,存在转移,转移频度越高,并行主存系统效率下降的越大。

2.工程实现上由于模m越高,存储器数据总线越长,总线上并联的负载越重,有时还不得不增加门的级数,会使传输延迟增加。

申请序列:要求访存的k个地址中没有两个或两个以上的地址处在同一分体中的最长序列。

P(k)表示申请序列长度为k的概率,其中k=1,2,...,m。k的平均值用B表示,则

带入计算后经过数学归纳法化简

它是一个等比级数,因此

由上式,若每条指令都是转移指令且转移成功,使用并行多体交叉存取的实际频宽低到和使用单体单字的一样。若所有指令都不转移,此时使用多体交叉存储的效率最高。

从最不利的情况考虑,设所有申请(包括指令和数据)都是全随机的。用单来单服务、先来先服务的排队论模型进行模拟,可得出随m的提高,主存频宽只是以近似的关系得到改善。

从指令流和数据流的角度总的来看,B的值总是会比的值要大。

因程序的转移概率不会很低,数据分布的离散型较大,所以单纯靠增大m来提高并行主存系统的频宽是有限的,而且性能价格比还会随m的增大而下降。如果采用并行主存系统仍不能满足速度上的要求,就必须从系统结构上进行改进,采用存储体系。


3.2 中断系统

CPU中断正在执行的程序,转去处理随即提出的请求,待处理完毕后,再回到原先被打断的程序继续恢复执行的过程称为中断。

响应和处理各种中断的软、硬件总体称为中断系统。

中断可分为:内部中断,外部中断和软件中断三类。

内部中断由CPU内的异常引起。

外部中断由中断信号引起。

软件中断由自陷指令引起,用于操作系统服务。

外部中断又分为可屏蔽中断和不可屏蔽中断。

中断系统是整个计算机系统不可缺少的重要组成部分。它对程序的监视和跟踪、人机联系、故障处理、多道程序和分时处理、实时处理、目态程序和操作系统联系、I/O处理以及多处理机系统中格机的联系都起着重要作用。

3.2.1 中断分类和分级

引起中断的各种事件被称为中断源。

中断源向中断系统发出请求中断的申请,称为中断申请。

同时可能有多个中断请求,中断系统需要按事先确定的中断响应优先次序对优先级高的中断请求给予响应。

中断响应是允许其中断CPU现行程序的运行,转去对该请求进行预处理,包括保存好断点及现场,调出有关处理该中断的中断服务程序,准备运行,这部分工作在多数计算机上都用交换新旧程序状态字PSW来实现。

为了某种需要,中断系统也可以对中高端请求进行屏蔽,使之暂时得不到响应。

1.中断的分类

中断分类的原因:为简化中断处理程序,对每一类中断设定中断服务程序入口,再由软件分支转入相对的中断处理部分。

以IBM 370系统为例,中断分成机器校验、管理程序调用、程序性、外部、输入/输出和重新启动6类。

它们的旧PSW和新PSW所在存储单元地址各不相同。每类具体的中断源可由旧PSW中的中断码进一步指明,或由中断期间放于指定内存单元中的附加信息指明。

机器校验中断程序发生了设备故障。可用64位机器校验中断码指明故障原因及严重性。

访管中断是在用户程序需要操作系统介入时,通过执行“访管”指令时发生的。由8位操作码说明。

程序性中断是包括指令和数据的格式错、程序执行中出现异常以及程序的事件记录、监督程序对事件的检测引起的中断等。

外部中断来自计算机外部,主要用于与其他计算机和系统的联系。中断键则用于操作员对计算机的干预,这些外部中断又可分为两类:一类是若未被响应,则继续保留。另一类是如果不响应,则不再保留。

输入/输出中断是CPU与I/O设备及通道联系的工具,在输入/输出操作完成或者I/O通道或者设备产生故障时发出。

程序性、外部、I/O这3类的中断码均为16位。

重新启动中断是为操作员或另一台CPU要启动一个程序所用。CPU不能禁止这种中断。

不少计算机把中断现行进程的事件进一步细分成中断和异常两类。根据其不同的特点给予不同的控制和处理。

2.中断的分级

机器校验为第1级,因为掉电、地址错、数据错等必须及时处理,否则系统无法工作。若为局部故障,优先级可降低。

程序性中断和管理程序调用为第2级。

外部中断为第3级

输入/输出中断为第4级

重新启动中断级别最低。

访管中断是现在程序中安排一条访管指令自愿进入的中断,属于第2级。

3.2.2 中断响应次序与处理次序

中断的响应次序是在同时发生多个不同中断类的中断请求时,中断响应硬件中的排队器所决定的响应次序。中断的处理要由中断处理程序来完成,而中断处理程序在执行前或执行中是可以被中断的。这样,中断处理完的次序就可以不同于中断响应次序。

中断响应的次序用排队器硬件实现,次序是由高到低固定的。根据需要,由操作系统灵活改变实际的中断处理次序,设置有中断级屏蔽位寄存器,以决定某级中断请求能否进入中断响应排队器,可以进入的,高级别的有限响应。

程序状态字中包含有中断级屏蔽位字段。

设置有返回地址堆栈,保证中断嵌套返回的正常。

中断时,将断点地址用硬件的方法自动压入栈顶保存,等中断返回后,再用硬件的方法从当前栈顶弹回程序计数器。

用户程序(目态程序)是不能屏蔽任何终端的。即用户程序的现行PSW中的中断级屏蔽位对各级中断都应当是开放的。

操作系统根据需要用软的方法,改变各级中断处理程序的中断屏蔽位状态,就可以改变实际的中断处理(完)的先后顺序。这是中断系统采用软硬件结合的好处。

中断响应用排队器硬件实现可以加快响应和断点现场保存,中断处理采用软的技术可以提供很大的灵活性。实质上是中断处理程序和中断响应硬件的功能分配。


3.2.3 中断系统的软、硬件功能分配

中断系统功能:

  • 中断请求的保存和清除
  • 优先级的确定
  • 中断断点及现场的保存
  • 中断请求的分析
  • 中断请求的处理
  • 中断返回

中断系统的要求:

  • 高速响应(发出中断请求到进图中断处理程序的中断响应时间短)
  • 处理灵活

中断现场包括:软件状态和硬件状态。

软件状态在主存中,同时数量随操作系统变化。宜于经中断处理程序保存。

硬件状态随计算机日益复杂而越来越多,通常采取把分散于CPU各部分的硬件状态组成程序状态字(处理器状态字、换道区)。然后由中断响应硬件通过存程序状态字到主存指定单元或区域的方式来保存,再把新的程序或进程的程序状态字从主存另一指定单元或区域取来传送到指定寄存器,建立运行新程序或进程的环境。

中断响应时间主要取决于交换PSW的时间。

减少中断处理程序保存通用寄存器内容所耗费的时间,需要设置堆栈之间的成组传送指令时必要的。

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