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1、第二章 微處理器,,,2.1 內部結構 2.2 寄存器組 2.4 工作模式 2.5 中斷與異常 2.6 存儲管理 2.7 多任務與多處理 2.8 高速緩存 2.9 引腳和功能 2.10 總線周期,本章學習目標,80486各部件的功能和相互關系，Pentium在體系結構上的新特點。 32位CPU的寄存器以及和16位CPU的區(qū)別。 在保護模式下中斷和異常。 在實模式、保護模式和虛擬8086模式下存儲管理。 任務設置，任務轉換過程及檢查的內容。 80486和Pentium高速緩存的結構和功能。 80486和Pentium引腳的功能及差別。 80486和Pentium主要總線周期時序、總線狀態(tài)變化及區(qū)

2、別。,2.1 內部結構,2.1.1 80486的內部結構 2.1.1 Pentium的內部結構,2.1.1 80486的內部結構,2.1.1 80486的內部結構,BIU：與芯片總線、指令預取部件、Cache部 件相連，執(zhí)行總線訪問請求。 讀：預取指令、讀內存、Cache行填充 寫：寫M和I/O、Cache通寫寫內存；寫緩沖(432b)。 指令預?。嚎偩€空閑時產生存儲器地址向Cache或通過BIU向內存取16B代碼命中Cache放入32B的指令隊列中產生預取周期 跳轉、中斷、調子程時清空預取隊列。,2.1.1 80486的內部結構,指令譯碼：從指令預取隊列取機器碼轉換成控制信號。 兩步譯碼：

3、指令執(zhí)行時要訪存，產生 總線 周期取存儲器操作數。 指令譯碼由機器碼產生對其 它處理部件的控制信號。 控制部件：對整數、浮點運算和分段部件控制 整數部件：9個32位REG、1個64位桶形移位 器、ALU 。 1T內完成整數傳送、加減運算和邏輯操作,分段和分頁部件：進行存儲器保護和虛存管理,FPU：增強80387,Cache：L1Cache：8KB 數據和指令Cache。 L2Cache：128KB256KB,邏輯地址,,分段,段Cache,2.1.1 80486的內部結構,線性地址,,分頁,TLB,物理地址,CPU,,64位,FPU,,64位,Cache,MEM,BIU,

4、,32位,,32位,成組傳送,L1Cache,,128b,命中,預取部件,,不命中,內存,,,,未命中行填充,2.1.2 Pentium的內部結構,2.1.2 Pentium的內部結構,8KB的指令Cache和8KB數據Cache 各自的TLB Cache和BIU的DB是64位 支持突發(fā)式總線周期和流水線總線周期,1. 哈佛結構的Cache,預取順序請求 預取B1 線性預取 無分支 BTB預測 有分支 動態(tài)分支預測算法 預取B2 預取分支后指令,2.1.2 Pentium的內部結構,,,,,,,,,,,,,,記錄分支地址,,,,,,一 個 工 作,從Cache或 內

5、存預取指令,2. BTB和預取B,2.1.2 Pentium的內部結構,2. BTB和預取B,預取順序請求,,預取B1,,BTB預測,,動態(tài)分支預測算法,無分支,,有分支,,,,,線性預取,,,,預取分支后指令,預取B2,,,,,,紀錄分支地址,分支指令,2.1.2 Pentium的內部結構,指令 控制信號 預取B 指令譯碼器 CU IU、FPU 微碼 控制ROM IU（U、V流水線） 操作序列,,,,,,,,,3. 指令譯碼、控制ROM和CU,2.1.2 Pentium的內部結構,4. 超標量體系結構IU 超標量處

6、理機：1T內同時發(fā)射多條指令，資源重復，空間并行，提高指令執(zhí)行的平均速度。 超流水線處理器：1T內分時發(fā)射多條指令，時間重迭，時間并行，提高指令執(zhí)行的平均執(zhí)行速度桶形移位器。 U流水線：地址生成、REG、ALU、數據Cache接口；整數或浮點指令/1T共享。 V流水線：地址生成、REG、ALU、數據Cache接口；簡單整數，FXCH/1T 5. 流水線式FPU 組成：控制器、 REGS 、加法器、乘法器、除法器、80位寬通道 速度：8級流水線，每T完成12個浮點運算，快80486十倍以上,2.2 寄存器組,通用寄存器從16位 32位。 段寄存器仍為16位，增加2個：FS、GS； 每

7、個段寄存器都有一個描述符寄存器。 32位EIP和EFLAGS。 增加了CR、DR、TR、系統地址寄存器和 Pentium的專用模型寄存器。,,2.2.1 通用寄存器,2.2.2 段寄存器和描述符寄存器,2.2.3 指令指針,IP：16位操作方式：實地址模式、虛擬8086模式。 EIP：32位操作方式：保護模式。 (E)IP保存下一條將要執(zhí)行的指令相對于段基址的偏移量。,2.2.4 標志寄存器EFLAGS,32位中位1為1，位31位22，位15，位5，位3為0。 其它16位分為狀態(tài)標志，控制標志（DF）和系統標志。 21 20 19 18 17 16 14 1312 11 10 9 8 7 6

8、4 2 0,2.2.5 控制寄存器,2.2.5 控制寄存器,MOV CRX，r32; MOV r32，CRX 1. CR0 控制或指示用于整個系統條件的標志，低16位為MSW。 0 PE：保護模式允許 PE1 系統在保護模式下工作 PE0 系統在實地址模式工作,2.2.5 控制寄存器,1 MP：監(jiān)視協處理器 MP1并且TS1，WAIT指令發(fā)生異常7：協處理器不可用Fault。 2 EM：仿真協處理器（80386用80486以上FPU在片內）。 系統有FPU：EM0，MP1 系統無FPU：EM1，MP0 遇到ESC前綴的FDU指令，發(fā)生異常7。異常7程序：模擬ESC指令在無FPU時

9、執(zhí)行協處理器。 3 TS：任務轉換。任務切換完成，CPU自動把TS置1。 若MP1，在遇到FPU opcode或Wait指令可正常工作。 任務轉換時未切換FPU的運行狀態(tài)，只是在新任務需要FPU時才進行切換。,2.2.5 控制寄存器,4 ET：協處理器類型（僅對80386） ET1，FPU為與80387兼容的32位FPU。 ET0，FPU為與80386兼容的32位FPU。 上電時檢測80387的 引腳，設置ET。 軟件設置ET。 31 PG：頁管理使能 PG1 分頁存儲管理 線性地址 頁變換 物理地址。 PG0 無分頁管理 線性地址 物理地址。,,,,,2.2.5 控

10、制寄存器,以下各位對80486/Pentium有效 5 NE：數據錯誤異常控制位 NE1 數字錯誤引起異常16，實現與80386兼容的數字異。 NE0 0，忽略數字異常。 1，CPU停止工作，等待由 。 產生的中斷模擬8087/80387的 。 16 WP：寫保護 WP1 核心代碼不能對用戶級頁面進行改寫。 WP0 核心代碼能夠對用戶級只讀頁進行改寫。,,2.2.5 控制寄存器,18 AM：對齊標志控制位 AM1 允許對齊檢查 CPU對齊檢查，非對齊 EFLAGS的AC1 時，要產生異常17， CPL3的MEM操作 對齊檢查異常。 29 不通寫

11、位 NW（Not Writethrough） NW0：允許通寫，既寫Cache，又寫內存。 NW1，不許通寫（此時CD1，Cache不使 能）。,,2.2.5 控制寄存器,30 CD：Cache不使能。 CD0，Cache使能。 CD1，Cache作廢 訪問Cache未命中，則不填充Cache。 訪問Cache命中，Cache仍可工作。 完全使Cache停止工作，要刷新Cache。 CD0，NW0，Cache才能正常工作，產生Cache的有效周期。 2. CR2：頁故障的線性地址。 CR0中PG1時CR2才有效 某頁不在內存中，頁轉換時發(fā)生分頁錯誤，這是CPU將缺頁的

12、線性地址保存在CR2中。,,2.2.5 控制寄存器,3. CR3：頁目錄表基址及頁級外Cache使能和寫屬性。CR0中PG1時CR3才有效。 位4：頁外Cache不使能PCD位，控制使外部頁Cache是否工作的引腳PCD。 PCD1，對頁目錄不進行外部高速緩存。 PCD0，對頁目錄進行外部高速緩存。 PCD位驅動CPUPCD引腳控制外部Cache工作。 位3：頁通寫位PWT。 PWT1，外部Cache對頁目錄通寫，PWT0，回寫。 PWT位驅動CPUPWT引腳控制外部Cache工作 位31位12：當前任務的頁目錄表基址。,2.2.5 控制寄存器,4. CR4：Pentium擴充，位31位

13、7保留。 0 VME：虛擬8086模式擴充。 VME=1，允許虛擬8086模式擴充，即允許虛擬8086中斷，在VM8086下，VME=1，支持VIF。 1 PVI：保護模式虛擬中斷。 PVI=1，允許保護模式虛擬中斷。在保護模式下，VME=1，支持VIF。 2 TSD：禁止RDTSC指令，時間日期標記禁止。 TSD=0，讀時間標志計數器指令RDTSC可在任何特權級上執(zhí)行。 TSD =1，RDTSC僅在CPL=0的程序執(zhí)行，否則發(fā)生異常13，即RDTSC為特權指令。,2.2.5 控制寄存器,3 DE：允許調試擴充（Debug Extensions）。 DE=1，允許支持I/O斷點，I/

14、O斷點有效。 4 PSE：允許頁面大小擴充。 PSE=1，允許采用4MB、2MB頁。 5 PAE：允許物理地址擴充。 PAE=1，允許采用32位以上物理地址，否則 只用232物理地址。 6 MCE：允許機器檢查異常。 MCE=1，允許機器檢查異常功能有效。,2.2.6 系統地址寄存器,2.2.7 調試寄存器DR,CPL=0的代碼段MOV DRx，r32 MOV r32，DRx 1. 斷點寄存器：DR0DR3 每個寄存器存放一個斷點的線性地址。 斷點的發(fā)生條件由DR7分別設定。 2. 調試控制：DR7 （1）4個斷點發(fā)生的條件和訪問類型。 （2）I/O斷點。 （3）精確斷點。

15、 （4）GD位使能由DR6.BD標志的調試寄存器保護狀態(tài)。 GD位進入調試異常處理程序時由CPU清0，這允許 處理程序任意訪問調試寄存器。,2.2.7 調試寄存器DR,3. 調試狀態(tài)：DR6 （1）B3B0：在DR、LEN、R/W中的條件為真，Bi置1，即使斷 點未被G或者L允許，說明斷點已經發(fā)生，不一定能夠進入 調試異常程序。 （2）BD：下條指令將讀/寫調試寄存器，而它們又被Intel在線仿 真器使用時置1，并發(fā)生異常1（一般檢測故障）。 （3）BS：為1表示異常1是由EFLAGS中TF1時單步陷阱引起的。 單步方式是最高優(yōu)先級的調試異常。當BS1時，

16、任何其他 調試狀態(tài)位也能被置。 （4）BT：為1表示因轉換到一個TSS中T1的任務而發(fā)生的異 常1。DR7中沒有允許/不允許這種異常的位。僅受TSS中T位 使能。,2.2.7 調試寄存器DR,4. DR4和DR5 當CR4.DE0時，Pentium用DR4和DR作為 DR6和DR7的別名寄存器。 當CR4.DE1時，引用DR4和DR5將產生未定義的操作的異常。,2.2.8 測試寄存器,TR0：未定義。 TR1：奇偶校驗逆寄存器。 TR2：指令Cache結束位。 TR3、TR4、TR5：Cache數據、狀態(tài)、控制測試寄存器。 TR6、TR7：TLB命令，數據測試寄存器。

17、,2.2.9 Pentium模型專用寄存器,控制：可測試性、執(zhí)行跟蹤、性能檢測、機器檢查錯誤。 R/W：用MOV指令直接訪問其中TR會發(fā)生異常6，使用指令 RDMSR和WRMSR。,2.4 工作模式,Intel的32位微處理器有三種工作模式： 實地址模式 保護模式 虛擬8086模式。,2.4.1 實地址模式,1. 實模式的復位進入 RESET=15T 當 復位：350T400T，控制ROM和大部分隨機邏輯 當 RESET=78T 自測試：220T，然后復位 且 Pentium INIT 或 80486 AHOLD 或 80386,,,,,,,,,,,,,,,,

18、2.4.1 實地址模式,寄存器的狀態(tài) EDX 80486： 00000400分級ID Pentium：00000500分級ID CR0,0 1 1 0 0 0 1 0 0 0 0,2.4.1 實地址模式,2. Pentium復位和自測試啟動 （1）Pentium的復位方式,2.4.1 實地址模式,（2）REGS的狀態(tài) 見表2.4 （3）引腳的狀態(tài) 高電平： 低電平：HLPA、BREQ、BP3、BP2、PRDY、IBT、IU、IV、BT3BT0 高阻抗：D3D0、DP7DP0 未定義：A31A3、AP、 、PM0/BP0、PM1

19、/BP1、W/ 、M/ 、PCD、PWT、 、TDO、SCYC,PCHK,,2.4.1 實地址模式,（4）內部自測試 時間：220 組成：硬件自測試和微代碼自測試 方法：對Cache、TLB和BTB進行兩項陣列測試：原碼和補碼。 常數ROM測試：使用微代碼增加不同常數，檢查結果值與存儲值是否相等。 復位結束時，程序從FFFFFFF0H開始執(zhí)行， 段間調用/轉移指令時，轉到000FFFFFH以內的地址。,2.4.2 保護模式,選擇符,,描述符,描述符的分類：,,段描述符 系統控制描述符,,數據段描述符 代碼段描述符,,堆棧段描述符 一般數據段描述符,,系統描述符

20、門描述符,,任務狀態(tài)段描述符 特殊系統段描述符,,任務門描述符 調用門描述符 中斷門描述符 陷阱門描述符,,,,,,,,,2.4.2 保護模式,1. 選擇符 2. 段描述符：數組、把邏輯地址變換成物理地址，定義MEM用法，控制轉移，切換任務,2.4.2 保護模式,（1）段基址：段起始的32位線性地址 （2）段限長：20位限長與G位共同計算 （3）G：G0 限長單位為1B 限長1MB 最大地址000FFFFFH。 G1 限長單位為1P（4KB）限長4GB 最大地址 FFFFFFFFH 表中20位段限長值左移12位（即乘以212或1000H）加FFFH。 （4）D/B D 代碼

21、段：1 32位操作和尋址；0 16位操作和尋址。 B 數據段：1 32位數據 ；0 16位數據。 堆棧段：1 32位堆棧操作，ESP ；0 16位堆棧操作，SP。 （5）訪問權限：,2.4.2 保護模式,P 存在位：P1，段在內存中；P0，段不在內存中，訪問該段引起異常。 DPL：描述符特權級，該段被訪問的特權級，從0到3特權級降低。 S 描述符類型： S1，代碼段，數據段，堆棧段。 S0，系統控制，TSS、LDT、 門描述符。 E 段可行性： E1，代碼段，可執(zhí)行；E0，數據段，不可執(zhí)行。,2.4.2 保護模式,ED/C和W/R 數據段：ED W ED：擴展方向

22、 ED0 向上 偏移量段限長。 W：可寫性 W0 不可寫；W1可寫 代碼段：C R C（Confirming）：C1 要證實代碼段，訪問和被訪問特 權級不總是相同； C0 非證實代碼段，訪問和被訪問特 權級總是相同 A（Accessed）：訪問過 A1 段被訪問過；A0 段未被訪問過,2.4.2 保護模式,3. 系統描述符（與門描述符一起包含在系統控制和描述符中） 段基址、段限長、G位和段描述符相同 訪問權限字節(jié)不都相同,2.4.2 保護模式,2.4.2 保護模式,4. 中斷描述符（又稱門描述符）,2.4.2 保護模式,P 門描述符符的

23、有效性：P1，有效；P0，無效 DPL：描述符特權級 TYPE：4，6，7 286調用門、中斷門、異常門 C，E，F 32位調用門、中斷門、異常門 5 任務門 字計數：調子時，須從調用程序級堆?？截惖阶映碳壎褩Ｈサ膮祩€數（16/32棧分別指字/雙字個數）,2.4.2 保護模式,選擇符和偏移量 對中斷、異常、調用門表示服務程序或子程的首址。 對于任務門，偏移量無效，選擇符指向任務的TSS描述符。 TSSD時系統描述符：段線性基址、限長和屬性 段線性基址和限長確定TSS的位置和大小 中斷，異常，調用門中的選擇符選中某一個代碼段描述符代碼段D中的32位線性基 址門D中的32位偏移

24、量形成例程或子程的首地址。,2.4.2 保護模式,5. 描述符表,2.4.2 保護模式,2.4.2 保護模式,6. 保護：特權級保護、存儲器保護、OS保護 （1）特權級保護：數據存儲、控制轉移、指令集的限制，軟件之 間實現隔離。 （最高） PL0 PL1 PL2 PL3 （最低） OS內核 系統服務 OS擴展 App 特權級低的程序 允許向外提取數據 調用特權級高的過程,,,2.4.2 保護模式,特權級 32位微處理器采用4級特權級，操作系統為0級，系統服務為1級，操作系統擴展為2級，用戶程序為3級。 CPL

25、：當前代碼段具有的訪問特權級，CS中最低2位。通過描述符轉移控制到新代碼段時，CPL改變。CPL0的任務能夠訪問GDT及任務LDT中描述符對應的數據段。 DPL：段被訪問特權級 非證實代碼段 CPLDPL。 DPL0或LDT中描述符，CPL0的程序可訪問。 DPL3，所有程序都可以訪問。,2.4.2 保護模式,RPL：選擇符的特權級，指向同一描述符的選擇 符可有不 同RPL對描述符指向段的訪問須RPLIOPL時，執(zhí)行I/O敏感執(zhí)令產生保 護異常13。 IN、OUT、INS、OUTS、STI、CLI和 LOCK前綴 EPL：有效特權級 EPLMAX（CPL

26、、RPL）,特權級檢查的原則 數據段：只允許同級和高級的代碼段訪問。 代碼段：只允許向同級和更高級別的代碼段轉移控制。 堆棧段：其特權級和執(zhí)行代碼段相同，控制轉移時隨之變化 。 特權級檢查的規(guī)則 a. 讀/寫數據類段規(guī)則 現行代碼段堆棧操作： CPLDPL 現行代碼段R/W數據段：CPL<=DPL，否則發(fā)生異常13。,2.4.2 保護模式,2.4.2 保護模式,b. 數據類段寄存器裝入規(guī)則 裝入堆棧段選擇符：CPLRPLDPL，否則發(fā)生異常12。 裝入數據類段選擇符：EPL=中斷/異常處理程序DPL 異常：異常門的DPL=CPL 通過門的段間調用：EPL=代碼段的DPL 任務

27、轉換時，轉入任務的CPL<=任務門的DPL JMP：只能轉移到與CPL具有相同級的段 CALL：使用調用門把控制轉移到更高級代碼段 RET：把控制轉移到更低級代碼段,2.4.2 保護模式,d. IOPL規(guī)則 IO敏感指令：IN、OUT、INS、OUTS、STI、CLI和LOCK前綴 CPL<=IOPL TSS的I/O位圖允許，否則將發(fā)生異常13。 e. 特權級指令使用規(guī)則 僅CPL0的代碼段才能執(zhí)行如下特權指令，否則發(fā)生異常13。 CLTS、HLT、LGDT、LIDT、LLDT、LMSW、LTR； 涉及CR、DR、TR的MOV指令，RDMSR、WRMSR f. 頁訪問規(guī)則 違反頁表項、頁

28、目錄項規(guī)定權限或訪問不存在頁將發(fā)生異常14。,2.4.2 保護模式,（2）存儲器保護 MOV、POP、LDS、LES、LFS、LGS、LSS指令將選擇符裝入DS、ES、FS、GS、SS； JMP、CALL、RET、IRET指令進行段間轉移、更新CS時 保護檢查：段類型、R/W權限、段限長、存在性。 段類型檢查 代碼段選擇符 CS 可寫數據段選擇符 SS 可讀代碼段/數據段選擇符 DS、ES、GS、FS 讀寫權限檢查 代碼段/只讀數據段不能寫 不可讀代碼段不能讀 違反讀寫權限將發(fā)生異常13,,,,2.4.2 保護模式,段限長檢查 對數據段和代碼段，ED0，向上擴

29、展，偏移量段限長； 堆棧段越限發(fā)生異常12，其它數據段越限發(fā)生異常13。 存在性檢查 將P0的段選擇符 SS，發(fā)生異常12； 將P0的段選擇符 其它段REG/中斷門/異常門， 發(fā)生異常11； 訪問的段無效（段選擇符為全0）時，發(fā)生異常13； 訪問的頁不在內存時，發(fā)生異常14。,,,2.4.2 保護模式,（3）對OS的保護 子程在要證實代碼段，用戶程序調用它時，CPL不變化。 有效保護OS的數據結構。 子程在非證實代碼段，用戶通過調用門進入子程時，CPL將提高到非證實代碼段的0級。用戶程序可以破壞未加保護的OS的數據結構，子程可以防止用戶程序對OS的破壞。 PROC FAR

30、MOV EBP，ESP EBP0處是EIP的值 MOV AX，WORD PTREBP4 ；0級堆棧中斷點處CS值取調用者的CPL ARPL SELECTOR-PARM，AX ；CPL與用戶傳給OS的指針選擇符RPL比較，使指針選擇符的RPL為兩者特權級低者 用戶傳給OS的指針中選擇符RPL與調用者段選擇符中的CPL比較取特權級低者。,2.4.2 保護模式,（4）保護模式下的轉子與返回 無任務轉換時段間調用的轉子與返回 CALL 段值：偏移量 子程的段選擇符值 段描述符中C 代碼段證實性 子程在證實代碼段，調子不改變CPL，段選擇符 子程段描述符

31、 子程在非證實代碼段，若CPLDPL，段選擇符 子程段描述符 若CPLDPL，段選擇符 調用門描述符 此時要進行系列保護屬性檢查：調用非證實代碼段中更高級子程 序。,,,,,,,2.4.2 保護模式,現行程序CS,16位可見選擇符,不可見描述符 CPL,,,CALL選擇符,目標段選擇符 RPL,,選擇符裝入CS并指向調用門（在GDT或LDT中）,調用門描述符,可執(zhí)行段描述符,Selector Offset Offset DPL Count,,,,調用門是實現任務從CPL級到更高級的 間接控制轉換，它的目標選擇符又裝入 CS，指向調用的代碼,Base Limit

32、Base Limit DPL Base,段描述符，它又被緩存。它的基址和 調用門中偏移量定位被調用的子程 入口地址,,,,,2.4.2 保護模式,調用門檢查 調用程序 CPL<=調用門DPL。 調用程序選擇符中RPL<=調用門DPL，否則發(fā)生異常13。 調用門中P1，否則發(fā)生異常11。 調用門不越限，否則發(fā)生異常13。 子程代碼段檢查，不合法時發(fā)生異常13。 選擇符非全0 描述符不越限 可執(zhí)行代碼段 選擇符中RPL<=DPL 子程的首址中新EIP不越限,2.4.2 保護模式,子程序堆棧段檢查 下列條件都要符合，否則發(fā)生異常10。 選擇符非全0；選擇符中RPL子程代碼段D

33、PL； 堆棧段DPL子程代碼段DPL；堆棧段為可寫數據段。 下列條件都要符合，否則會發(fā)生異常12。 描述不越限；堆棧段須存在； 堆棧段地址空間=參數個數416B（32位模式） =參數個數48B（16位模式） CALL指令的堆棧操作 從TSS中取具有子程特權級的堆指針 SS：ESP,,2.4.2 保護模式,壓調用程序的： 全0 舊棧SS選擇符 舊棧ESP值 壓調用門中的： 參數1 “字計數” 。。。 參數M 壓調用程序的： 全0 斷點CS選擇符 斷點EIP 從調用門中取子程所在段選擇符 CS 子程

34、代碼段中DPL CS中CPL 子程代碼段偏移量 EIP RET m中m使參數個數的4倍,,,,,,,2.4.2 保護模式,2.4.3 虛擬8086模式,1. 虛擬8086模式與實模式的區(qū)別 虛擬8086模式是保護模式，可運行多個OS 實模式是整個CPU的工作模式，CPU相當快速8086 虛擬8086模式下各段特權級為3，執(zhí)行特權指令發(fā)生異常13； LIDT，LGDT，LMSW，CLTS，HLT，INVD，WBINVD，INVLPG及傳給CR、TR、 DR的MOV，RDMSR，WRMSR 都不能使用下列指令，否則發(fā)生異常6（非法操作碼） APRL，LAR，LSL，VERR，

35、VERW，STR，LTR，SLDT，LLST 在虛擬8086模式下，當IOPL<3時，執(zhí)行I/O敏感指令發(fā)生異常13 CLI，STI，PUSHF，POPF，INT n，IRET，帶LOCK的指令 在虛擬8086模式下，IOPL3，當I/O位圖不允許時，執(zhí)行I/O指令也發(fā)生異常13 IN，OUT，INS，OUTS 虛擬8086模式下，CR4.TSD0不允許執(zhí)行RDTSC，否則發(fā)生異常13,2.4.3 虛擬8086模式,2. 虛擬8086模式與保護模式的區(qū)別 （1）VM8086在形成20位線性地址與實模式一樣，不需要像保護模式那樣使用段描述符的基址和限長及屬性 （2）各種描述表中不會有VM80

36、86的段描述符 3. 虛擬8086模式的進入與退出 （1）32位CPU進入虛擬8086模式 0級代碼段：EFLAGS.VM=1的堆棧映像，IRET把棧映像壓入EFLAGS和CS:IP。 任務轉換：32位新任務：EFLAGS.VM=1（在高位字b17中） TSS保存的值裝入段寄存器：段基址，限長，屬性 （2）32位CPU退出虛擬8086模式 虛擬8086模式下的中斷/異常使CPU退出該模式：中斷/異常處理程序為0級保護模式代碼段，EFLAGS.VM = 0,,2.4.3 虛擬8086模式,任務轉換 32位新任務：TSS中相應項裝入EFLAGS VM0，表明新任務已退出虛擬

37、8086模式,2.4.4 工作模式的轉換,1. 實模式 保護模式 建立數據結構和初始化GDTR，IDTR和TR CR0.PE1： MOV CR0，REG 進入保護模式后：用CPL0的程序重裝段寄存器,,2.4.4 工作模式的轉換,2. 保護模式 實模式 CR0.PE0：MOV CR0，REG 保護模式下的分頁轉移過程 使線性地址、GDT，IDT映射到實模式；CR0.PG0；CR30， 清洗TLB 設CS段限長為64KB，使GDT，IDT在1MB內 選擇符裝入SS、DS、ES、FS、GS時，段基址任意，描述符 中限長64KB G0，E0，W1，P1 CLI屏蔽INTR，外部屏蔽NM

38、I CR0.PE0 遠程JMP跳轉到實模式 LIDT指令裝實模式下中斷向量表的基址和限長 STI開中斷 實模式下的代碼裝段寄存器,,2.5 中斷與異常,在程序正常執(zhí)行過程中，為了處理外部事件和報告錯誤或異常狀態(tài)而中止現行程序的運行，將CPU的控制權轉向處理程序，待處理完以后再繼續(xù)執(zhí)行被中斷程序的過程稱為中斷。 32位微處理器的中斷分為兩大類：中斷（Interrupt)和 異常(Exception).,2.5.1 中斷與異常的類型,中斷：由外部設備引起的異步事件（外中斷、硬 中斷） INTR：受TF影響（STI/CLI），由PIC接入 NMI：不受TF影響，處理器設有防止NMI的機制，

39、 系統可屏蔽，NMI服務程序由2號中斷描述 符確定,,,,2.5.1 中斷與異常的類型,異常：指令執(zhí)行期間，處理機響應檢測的某種狀態(tài)的同步事件 微處理器檢測的異常（內中斷、軟中斷） Trap：出現異常的指令后邊界檢測，出現異常立即報 告，返回執(zhí)行下條指令。像INT n、INTO，單步. Fault：出現異常的指令前邊界檢測，異常處理后的返 回地址是引起異常指令，可以重啟動。 Abort：出現異常的指令無須精確定位，無法重啟 動，例如：將控制轉移到0號、10號、12號或13號異常時又發(fā)生一個異常， 為雙異常；硬件錯。

40、 可編程的異常：INT 3、INTO、INT n、BOUND 指令引起異常、稱為軟中斷，處理器當作異常處理,,,,,,,,0 Divide Error 除法錯異常 DIV or IDIV指令的除法為0，Fault 商太大使目標寄存器容納不下。 入 棧是指令的段值和指針，0號中斷是除法指令的一部分。 1 Debug Exceptions 調試異常 排錯異常 Fault：DR中的斷點與代碼段中指令地址一致時發(fā)生的調試異常。 Trap：單步執(zhí)行 數據斷點，I/O斷點，任務轉換斷點引起調試Trap。,2.5.2 32位CPU的中斷與異常,2 NMI 非屏蔽中斷，響應時直接轉入INT 2

41、處理程序，不受IF影響。 3 INT3 Breakpoint Instruction Trap 單字節(jié)斷點指令 斷點指令的操作碼是單字節(jié)。 調試程序裝斷點：一條指令的第一個操作碼字節(jié)置換成斷點指令的操作碼（CCH）。 程序執(zhí)行到斷點處，INT3的執(zhí)行調用異常處理程序，返回地址應是指向INT3指令后的指令的第一個字節(jié)，但處理程序應該在返回時，把原被CCH置換出去的斷點 處指令的第一個操作碼字節(jié)再置換回來，以便斷點處的指令能夠執(zhí)行。 INT3的作用： 16位處理器中用于設置指令斷點； 32位CPU用調試寄存器設置指令斷點。 調用其它異常處理程序。

42、 設置比調試寄存器允許的更多的斷點。 置于開發(fā)程序的源代碼中。,2.5.2 32位CPU的中斷與異常,4 INTO Overflow Trap 溢出中斷 溢出陷阱 OF1 INT 4 溢出中斷處理程序 INTO CPU要了解符號數的運算是否發(fā)生了溢出 5 Bounds Check Fault 邊界檢查故障 執(zhí)行Bound指令的處理器發(fā)現操作數超越指令的界限 Bound r16,m16取指，訪存；Fault 頁故障。 有特殊格式的錯誤碼 （1）CR0.PG=1,在線性地址轉換成物理地址時CPU檢測下列狀態(tài) 地址轉換所需的頁目錄項或頁表項中P

43、0，指示頁表或包含 操作數的頁不在物理存儲器 程序沒有足夠的特權訪問指向的頁 用不適當的訪問類型訪問一內存頁 （2）頁級保護違反引起異常，這時 頁目錄項中訪問位A1 頁表項中訪問位A1時是沒有頁級保護違反,2.5.2 32位CPU的中斷與異常, 頁故障錯誤碼在堆棧上 P0，頁Fault由頁不在內存引起，P1，頁故障是由頁級保護違反引起 W/R0，Fault由R操作，W/R1，Fault由W操作 U/S0，CPU在SuperVisor（0，1，2級），U/S1，CPU在用戶級 （3）用32位線性地址裝入CR2引起異常 異常處理程序能用此地址定位相應的頁目錄項和

44、頁表項，在頁故障處理程 序執(zhí)行時發(fā)生了另一個頁故障，處理程序將把CR2的內容推向堆棧。 （4）頁故障是可以重新啟動的異常，一旦引起頁故障的原因在處理程序中被排 除，即可由IRET返回，重新執(zhí)行產生過故障的指令。,2.5.2 32位CPU的中斷與異常,16 FloatingPoint Error CR0.NE=1，非屏蔽數的浮點異常將產生異常16。在執(zhí)行下一條非控制的的浮點 指令或WAIT指令。 CR0.NE=0 1 CPU在執(zhí)行下一條非控制浮點指令或WAIT指令前凍結系統外 部中斷（由響應 引起的）帶出不管NE值，非屏蔽的數值

45、 異常而引起 0這時外部中斷能夠調用異常處理程序。 0，CPU將忽略數字異常。 數字異常處理的基本步驟 a.存FPU環(huán)境：控制、狀態(tài)和標記字，操作數和指令指針。 b.清狀態(tài)字中的異常位。 c.如果是由于INTR、NMI、SMI異常屏蔽了中斷時使能它。 d.由存在環(huán)境中的狀態(tài)和控制字檢查標識異常。 e.為糾正（rectify）異常進行一些依賴系統的活動。 f.返回被中斷的程序繼續(xù)正常執(zhí)行。,,,,2.5.2 32位CPU的中斷與異常,17 Alignment Check Fault （1）訪問非對齊的操作數產生對齊檢查故障 地址能被2整除的

46、數據類型：字、選擇符、32位段指針。 地址能被4整除的數據類型：雙字、短實數、48位段指針、32位Flat指針、 48位偽描述符（描述符表基寄存器內容的MEM映像）。 地址能被8整除的數據類型：長實數、TEMPREAL。 地址能被4或2（取決于操作數的尺度）的數據類型。 FSTENV/FLDENV save area FSAVE/FRSTOR save area （2）對齊檢查的條件：CR0.AM=1；EFLAGS.AC=1；CPL3 存儲器引用（references）約定在CPL0，為段描述符裝入不會產生對齊檢查Fault，即使是在用戶模式下引起的存儲器引用。,

47、2.5.2 32位CPU的中斷與異常,18 Machine Check Fault Pentium處理器的模型專用寄存器產生的異常。 CPUID：當EAX1時，執(zhí)行后，EDX（7） 機器檢查異常處理。 當CR4.MCE=1,系統可執(zhí)行機器檢查異常處理。 Pentium中 輸入，當 <0，通知CPU發(fā)生了讀數據檢驗錯； 或 輸入，當 <0，通知CPU發(fā)生了總線周期錯。 當前總線周期地址 MSR00H：MCA 機器檢查地址R 當前總線周期類型 MSR01H：MCT 機器檢查類型R 63 4 3 2 1 0 數據

48、鎖存到MCT：CHK1，讀MCT：CHK0 用RDMSR讀MCA和MCT EDX：EAX MSRECX MOV ECX,Imm; Imm代表寄存器編號，如00H，01H RDMSR,,,,Lock M/IO D/C W/R CHK,,2.5.2 32位CPU的中斷與異常,,,,,2.5.3中斷和異常的處理過程,,1、中斷檢測和響應 （1）外部中斷請求在指令后邊界檢測。 （2）Trap異常也在指令后邊界檢測。 （3）Fault異常在指令前邊界檢測。 2、中斷處理和服務 實地址模式下的中斷如圖：,2.5.3 中斷和異常的處理過程,2.5.4 實模式下的中斷和異常,32位微處理器運行在

49、實地址下，可以響應和處理異常0、1、3、4、5、6、7、8、9、12、13、16。,2.中斷向量表,位于內存地址0000 : 0000開始的1KB范圍內。,按中斷類型號順序存放中斷向量。,3.中斷向量指針,指向存放中斷向量地址第一字節(jié)的指針。,中斷向量指針=中斷類型號4。,軟件中斷中自由中斷的中斷向量需用戶自己裝入。,1.中斷向量,對應中斷類型號的中斷服務程序入口地址。,每個中斷向量占4字節(jié)。,實模式下中斷向量表,2.5.5 保護模式下的中斷和異常,1、中斷的處理 （1）通過中斷門和異常門的中斷處理,中斷/異常：向量號8,。。。,中斷/異常 門描述符,。。。,。。。,代碼段描述符,CS段選擇符

50、,描述符高速緩存器,。。。,代碼段,,,,,,,,,,,,,,,,,,,門選擇符,段選擇符,段偏移量,段選擇符,段基址、段限長、 訪問權限,段基址,程序入口,段限長,,IDT,,GDT/ LDT,15,0,63,0,,,中斷/異常 門描述符,IDT,GDT/ LDT,代碼段描述符,,,CS段選擇符,,,描述符高速緩存器,,,,,,代碼段,代碼段,（2）中斷/異常后的堆棧結構,2.5.5 保護模式下的中斷和異常,（3）通過任務門的中斷處理,2.5.5 保護模式下的中斷和異常,中斷：向量號8,。。。,任務 門描述符,。。。,。。。,描述符,CS段選擇符,描述符高速緩存器,。。。,中斷任務的 ,,,

51、,,,,,,,,,,,,,,,門選擇符,TSS選擇符,TSS選擇符,TSS段基址、段限長,TSS段基址,TSS段限長,,IDT,,GDT,15,0,63,0,,,IDT,任務 門描述符,,,,GDT,描述符,,,CS段選擇符,,,描述符高速緩存器,,,中斷任務的 ,,,中斷任務的 ,2、特權級保護 通過中斷門或異常門的轉移控制，目標代碼段DPL=現行代碼段CPL。 通過任務門的中斷不對目標代碼段的特權級進行檢查。 對INT N和INTO指令產生的中斷：門的DPL=現行代碼段CPL。 對于外部中斷和異常，不進行門的特權級的檢查。,2.5.5 保護模式下的中斷和異常,優(yōu)點：中斷任務和被中斷任務完全

52、隔離。 缺點：中斷響應過程耗時長。,2.5.6 虛擬8086模式下的中斷和異常,（1）要求中斷和異常處理程序必須具有0級特權級。 （2）保存現場時壓入堆棧的內容增多，按32位操作來保存現場。 （3）將EFLAGS寄存器內容壓棧后將17位清0。 （4）執(zhí)行IRET時，檢測CPL的特權級。,2.6 存儲管理,三種工作模式下如何完成存儲管理？,2.6.1 實模式存儲管理,1. 物理地址的形成,2.6.1 實模式存儲管理,2. 段式存儲管理 CR0.PG=0：頁部件不工作，線性地址即物理地址。 段值16 相應描述符的段基址（Base190） 段限長：64KB，P1，G0，ED0 代碼段：C

53、PL0，R1，C0 其他段：DPL0，W1，數據段：ED0， FFFF 0000H偏移量 限長 段基址 0000 堆棧段 ED1 段基址 FFFF 0000 限長+1 偏移量 FFFFH,,,,,,。。,。。,2.6.2 保護模式存儲管理,CR0.PE=1，CPU處于保護模式。 存儲器的保護機制。 分段機制不同，引入虛存概念。 1. 段式存儲管理 （1）地址空間變換 虛擬（邏輯）存儲空間：21423224664TB 實模式：21624216220216,2.6.2 保護模式存儲管理,（2）虛擬地址到線性地址的變換,GDTR（TI=0）

54、/LDTR（TI=1）,,索引,TI,RPL,偏移量,,,,虛擬地址,,,,,,段描述符,,,,,,,,段基址,段限長,屬 址,段Cache （8B）,,,,索引8,,,,,,,線形地址,GDT/LDT基址,,,,,,,,,,,索引,TI,GDTR（TI=0）/LDTR（TI=1）,GDT/ LDT,段描述符,偏移量,2.6.2 保護模式存儲管理,2. 頁式存儲管理 CR0.PG1，頁部件自動將線性地址轉換成物理地址 段長可變：04GB 頁長固定：CR4.PSE=1，頁4MB； CR4.PSE0，頁4KB 物理地址：CR4.PAE=1，超過32位 （1）頁變換原理,2.6.2 保護模式存儲管

55、理,,,,,,,,,,,,,,,,,,物理地址,Y 不分頁,頁目錄表基址,,CR3,段管理部件,選擇符,偏移量,,,,,PG=0？,,,,,,,頁目錄號（10位）,頁號（10位）,偏移量（12位）,,0,,,虛擬地址,線性地址,,,,,,,,,,,,,,頁表項,4KB,,,31,0,31,0,7,0,1023,1023,,,線形頁號,,,分頁 N,0,0,,,31,21,22,12,11,0,段管理部件,物理地址,Y 不分頁,分頁 N,頁目錄表基址,,頁目錄號（10位）,,頁號（10位）,偏移量（12位）,,2.6.2 保護模式存儲管理, CR3（頁目錄基址）線性地址高10位（頁目錄號）4

56、 頁目錄項低位地址；得到頁表基址 頁表基址線性地址中10位（頁號）4 頁表項低位地址；得到頁基址 頁基址線性地址低12位（偏移量） 頁內單元的偏移地址 頁變換：線性地址高20位的線性頁號變換為物理頁號 頁內的偏移量不變換。,,,,,,2.6.2 保護模式存儲管理, P 存在： P1，頁目錄項/頁表項在內存中； P0則表示其不在內存中 。 R/W 讀/寫： R/W1，頁目錄項/頁表項可讀、寫、執(zhí)行； R/W0，頁目錄項/頁表項可讀、執(zhí)行。 U/S 用戶/監(jiān)控： U/S1，頁的用戶級段的PL3。

57、 U/S0，頁的監(jiān)控級段的PL0，PL1， PL2 。,（2）頁目錄項和頁表項,2.6.2 保護模式存儲管理, PWT 頁通寫（外部Cache）：PWT1，當前頁通寫； PWT0，當前頁回寫。 PCD為頁Cache禁止位。PCDl表示禁止片上Cache；PCD0表示允許片上Cache工作。 A 訪問性：A1，頁表項/頁中內容被訪問。 A0，頁表項/頁中內容未被訪問。 D 頁修改位：D1，頁被修改過。 （二級頁表） D0，頁未被修改過。 AVAIL 保留附加信息 （對應頁表或頁）。,2.6.2 保護模式存儲管理,（3）轉換后

58、援緩沖器TLB TLB是頁部件中的相聯存儲器。 CPU近期訪問過的32個頁的有關信息： 線性頁號、物理頁號、D、A、U/S、R/W、P。 線性頁號在TLB中，找出物理頁號，快速完成轉換，有效 線性頁號不在TLB中，查頁目錄表、頁表、頁方式訪問內存，注意P、A、R/W屬性將其線性頁號、物理頁號、屬性 調入TLB。 當TLB滿時，按LRU算法調出最近最少使用的頁信息及調入剛訪問的頁。 程序局部性和數據的簇聚性可使CPU訪問TLB的命中率在 98以上。,2.6.2 保護模式存儲管理, 線性地址高17位當作TAG，在同一組號的4項中按內容相聯查找； 若命中，找出其20位物理頁號拼接線性地

59、址低12位形成物理地 址，表TLB中有符合的項，但權限及頁目錄項/頁表項中P0， 產生異常14。 產生異常的線性地址 CR2 錯誤代碼 異常14處理程序的堆棧中 關鍵程序和數據常駐內存，使頁請求虛擬存儲系統能正常工作 頁目錄表。如： IDT、GDT、TSS及0級堆棧及其頁表。 頁Fault處理程序代碼和數據及其頁表。,,,2.6.2 保護模式存儲管理,,2.6.2 保護模式存儲管理,段寄存器,選擇符,RPL,分段部件,分頁部件,物理存儲器,,,,有效地址,邏輯地址,,線性地址,,,,,分頁,不分頁,物理地址,選擇符,,,14,,分段部件,,分頁部件,物理地址,,,物理存儲器,

60、物理存儲器,2.6.3 虛擬8086模式存儲管理,1. 段式管理 與實模式下存儲管理相同：段基址=段R值16，Limit=FFFFH，DPL=3，P=1，代碼段C=0，E=1，R 數據段：ED=1，R=1，W 2. 頁式管理 （1）多個VM8086任務的1MB線性地址空間映射到物理空間的不同區(qū)域 （2）VM8086地址偏移量超過1MB時，可仿真實現8086地址回繞 （3）頁請求虛擬存儲系統和調頁Fault（異常14）在虛擬空間的內存和外存 之間實現頁的調度 （4）多個VM8086任務共享8086 OS或ROM代碼 （5）由存儲器映射I/O編址的設備，其端口地址可對應不同線性地址,2.7

61、 多任務與多處理,,2.7.1 任務狀態(tài)段TSS 2.7.2 TSS D、Task G、TR 2.7.3 任務轉換 2.7.4 32位CPU的多處理,2.7.1 任務狀態(tài)段TSS,需要重存一個任務的處理器狀態(tài)信息被存于一種叫做TSS的段類型 1. 動態(tài)域：每個任務轉換時處理器更新 通用寄存器（EAX、ECX、EDX、EBX、ESP、EBP、ESI、EDI） 段寄存器（ES、CS、SS、DS、FS、GS） 標志寄存器（EFLAGS） 指令指針（EIP） 老任務TSS選擇符（僅當返回執(zhí)行時更新） 在TSS0102H：Link與NT1配合返回調用/被中斷程序,2.7.1 任務狀態(tài)段TSS,2. 靜

62、態(tài)域：處理器可以讀，但不改變；這些域在任務建立時設置 任務的LDT的選擇符 CR3寄存器（DDBR：頁目錄基址寄存器） 特權級0、1、2堆棧的邏輯地址 SS0：ESP0 SS1：ESP1 SS2：ESP2 調試陷阱位T 當T1（偏移量64H的0位），在任務轉換發(fā)生時，在新任務第一條指令執(zhí)行前，處理器將發(fā)生一個調試異常，使軟件在任務之間根據需要有效地共享調試寄存器,2.7.1 任務狀態(tài)段TSS,I/O允許位圖和中斷重定向位圖基址 基址指向I/O位圖開始處及中斷重定向的結束處。 CPLIOPL I/O位圖對應位為0的端口，否則產生異常13。 位圖偏移量：位圖首地址，TSSD的Limi

63、t限制長度，最后全1字節(jié)，在限長內。 關于分頁 避免頁邊界放在TSS內，如果頁邊界放在TSS內，那么邊界的每一個邊都要同時在TSS內。 當分頁使用時，老任務的TSS、新任務的TSS和描述符表項都應該被標記為存在和可讀/寫，處理器開始讀TSS后再收到一個頁故障或一般保護異常將是一個不可恢復的錯誤。,2.7.2 TSS D、Task G、TR,1. TSSD 忙的任務是現行運行或等待運行的任務 駐留在GDT中,,2.7.2 TSS D、Task G、TR,2. Task G,2.7.2 TSS D、Task G、TR,（1）DPL控制對任務轉換的門描述符的訪問 當一個過程的CPL和選擇符R

64、PL數值小于等于TSS D的DPL時，這個過程不需要選擇門描述符來實現任務轉換。這防止低優(yōu)先級的過程引起一個任務轉換。 當任務門被用時，目標TSS D的DPL不用。CPL，RPL只和門DPL比較。,2.7.2 TSS D、Task G、TR,（2）Task G和TSS D滿足多項要求,一個任務僅有一個忙位，忙位存在TSS D中，每個任務都只有一個TSS D。 任務門能夠在LDT中：門的DPL與TSS D中 DPL不同，沒有足夠的特權使用GDT中TSS D（DPL0）的過程能夠訪問LDT中的任務門，用任務門，OS能夠限制任務轉換到特殊的任務。 任務門在IDT中：當中斷或異常的向量指向IDT中

65、的任務門時，中斷或異常能夠引起任務轉換。 多個任務門可以指向同一個任務。 任務門中指向TSS D的選擇符其RPL不用，門中偏移量也不用。 任務門可以在GDT、LDT和IDT中，但TSS D只能在GDT中，TSS可以定 位在內存中任何位置 。,2.7.2 TSS D、Task G、TR,3. TR,,,,,,,,,,,,,,,2.7.2 TSS D、Task G、TR,（1）LTR 16位段選擇符裝入TR的可見部分，指向GDT中的TSS D。 48位的段基址和段限長從TSS D中裝入TR不可見部分段Cache。 特權指令，僅在CPL0程序中執(zhí)行。 用于系統初始化時給TR賦初值，以后由引起

66、任務轉換的時 間改變其中的內容。 （2）STR TR中的可見部分存入存儲器或通用寄存器。 非特權指令，可以在任務特權級程序中運行。,2.7.3 任務轉換,1. 任務轉換的啟動 段間JMP或CALL指令操作數選擇符直接選擇GDT中TSS D 段間JMP或CALL指令操作數選擇符通過Task G選擇符指向 GDT中TSS D。 中斷或異常指向IDT中的任務門，Task G選擇GDT中TSSD。 注意：索引IDT中的中斷門或陷阱門不會發(fā)生任務轉換。 當EFLAGS.NT1時現行任務執(zhí)行IRET/IRETD指令。返回任務的選擇符在現行任務的TSS的Link字段中（Old TSS Selector）。,2.7.3 任務轉換,2. 任務轉換的過程,檢查現行任務允許轉換到新任務。數據訪問特權規(guī)則應用到JMP、CALL。 CALL、JMP：現行CPL，選擇符RPL67H，B0（即Type9）。 存現行任務的狀態(tài)TSS中：EAX、ECX、EDX、EBX、ESP、EBP、ESI、EDI、ES、CS、SS、DS、FS、GS、EFLAGS、EIP（引起任務轉換指令的下一條指 令）。