4. Разработка блока преобразования виртуальных адресов.
Структура ОП, а также формат виртуального адреса рассмотрены в разделе 3.4., 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 [4]. 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. 4.1.
Рис. 4.1. 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 операционного блока (рис. 3.1.1.).
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.
Функциональная схема блока преобразования виртуальных адресов представлена
на рис. 4.2.
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. 4.2. Функциональная схема блока преобразования виртуальных адресов