книги из ГПНТБ / Преснухин, Л. Н. Цифровые вычислительные машины учебное пособие

ют элементарное действие, выполняемое подачей одного управляющего импульса, на одну из управляющих шин (сброс регистра на нуль, сдвиг на один разряд и т. д.). За один такт работы машины может выпол­ няться несколько микроопераций, относящихся к различным узлам и операционным блокам устройства.

Для каждой операции можно составить микропрограмму, состоя­ щую из совокупности микрокоманд. Микрокоманды записывают в ЗУ; управление операциями в этом случае осуществляется последователь­ ным считыванием и расшифровкой микрокоманд, а не построением специальных управляющих схем. Управление операциями посредством указания в микрокомандах, какие функциональные импульсы и в

какой последовательности должны возбу­ ждать определенные управляющие шины,

называют микропрограммным управлением.

Процедуру составления программы в этом случае называют микропрограммированием.

Набор микроопераций предусматривает­ ся при разработке отдельных узлов, что облегчает построение логики операционных блоков. Поскольку состав микроопераций не изменяется в процессе работы машины, то микропрограммы выполнения операций можно записать в постоянное ЗУ.

Микроэлектроника позволила получить надежные быстродействующие ЗУ вычисли­ тельных машин. Именно этим объясняется распространение микропрограммного уп­ равления в ЦВМ третьего поколения.

Микропрограммное управление имеет следующие особенности. Имея фиксирован­ ный набор микрокоманд, можно образовы­

вать систему команд, наилучшим образом отвечающих классу решае­ мых задач (изменение системы команд не требует физического изме­ нения технических средств вычислительного устройства).

Микропрограммирование обеспечивает гибкость программирования и сокращение временных затрат в результате использования ровно столько временных тактов, сколько их нужно для решения задачи.

Микропрограммное управление обеспечивает программный доступ к состоянию любого узла ЦВМ, что облегчает задачи контроля и диагностики.

Рассмотрим общую функциональную схему микропрограммного управления операциями (рис. 5.19), включающую в себя ЗУ микроко­ манд ЗУМК, управление выборкой микрокоманд которого проводится по сигналам дешифратора адреса микрооперации ДШАМОп. В начале выполнения операции код команды поступает в регистр адреса команд РгА{, а операционная часть команды, находящаяся в регистре опера­ ций РгОп^ как адрес первой микрокоманды передается в ДШАМОп. Считанный из ЗУМК, код состоит из кода микрооперации, передавае­ мого в регистр микрооперации РгМОп и адреса следующей микроопера­

250

ции, который через схему ИЛИ поступает в РгОп. Новый код микроопе­ рации считывается по этому адресу и т. д. В конце выполнения опера­ ции в считанном коде микрооперации может быть записан функциональ­ ный импульс, определяющий считывание из ОЗУ кода следующей команды.

Один из возможных вариантов функциональных схем реализации принципа микропрограммного управления с выходным дешифратором

в схеме управления не используется дешифратор микрокоманд, а каждому разряду регистра микрокоманд ставится в соответствие одна определенная микрокоманда. Тогда при считывании кода микро­ команды из ЗУ М К обеспечивается одновременное выполнение, тех микроопераций, которые соответствуют разрядам, содержащим еди­ ницы в коде микрокоманды. Однако кодирование микроопераций пря­ мым указанием соответствующих разрядов в коде микрокоманды тре­ бует использования ЗУ М К с большим количеством разрядов, равным числу выполняемых микроопераций.

В состав устройства управления ЦВМ и ВС обычно входят разно­ образные электронные схемы, используемые для выработки сложных последовательностей управляющих сигналов. Нерегулярность схемы устройства управления возникает вследствие существующих критериев проектирования ЦВМ: минимизации количества компонент и изделий. Из-за нерегулярности структуры устройство управления представляет собой наиболее сложную часть ЦВМ для контроля и диагностики

251

сбоев и ремонта. Микропрограммное управление позволяет упростить структуру, улучшить возможности диагностики и ремонтопригодности устройства управления. При микропрограммировании каждую команду разделяют на ряд элементарных действий. Необходимая последователь­ ность микрокоманд заносится в постоянное ЗУ, обладающее регуляр­ ной, легко контролируемой структурой.

§ 5.8. СРЕДСТВА ОБЕСПЕЧЕНИЯ МУЛЬТИПРОГРАММНОЙ РАБОТЫ ВС

Блок прерывания программ. В мультипрограммной ВС вычисления выполняются по нескольким независимым программам. Для обеспе­ чения перехода от одной программы к другой и для правильной работы отдельных частей ВС вводится режим прерывания программы. Преры­ вание программы — это способность ВС временно прекращать выпол­ нение текущей программы при возникновении определенных условий и передавать управление программе, специально..предусмотренной для данных условий.

В общем случае можно выделить пять возможных классов прерыва­ ний: 1) программные; 2) обращения к программе-диспетчеру; 3) от УВВ;

Обращения к подпрограммам программы-диспетчера вызывают прерывания выполняемой программы в тех случаях, когда предусмот­ рено выполнение каких-либо действий по управлению ВС. Прерывания от УВВ направлены на обеспечение процессором запросов этих уст­ ройств. Прерывания от схем контроля возникают в случае обнаружения ошибок в каких-либо блоках, в. этом случае происходит переключение к диагностической программе, позволяющей локализовать место неис­ правности.

Внешние прерывания появляются при вмешательстве в работу оператора или каких-либо устройств, связанных с ВС, но в нее не входящих.

На рис. 5.21, а приведена временная диаграмма возможного про­ цесса прерывания текущей программы. При поступлении запроса прерывания (рис. 5.21, б) в ВС происходит окончание действий с пре­ рываемой программой и передача управления прерывающей программе. Время tp — время реакции системы на запрос прерывания. После пере­ хода к прерывающей программе в течение времени t3 происходит запо­ минание состояния прерванной программы, а зате^щ течение времени /„ исполняется прерывающая программа. Сразу после ее окончания в

252

течение времени tBвосстанавливается состояние прерванной программы и управление передается ей (рис. 5.21, в).

Запросы на прерывание программы возникают асинхронно по отношению к работе процессорных блоков ВС. Исполнение запроса может начаться немедленно, после завершения выполнения команды или ряда команд. Принято считать, что ВС имеет единственный уровень прерывания или нулевую глубину прерывания, если запрещено пре­ рывание прерывающей программы. Глубиной прерываний называют максимальное число программ, прерывающих друг друга вновь воз­ никающими запросами.

Рассмотрим характерные особенности построения и работы блока прерывания программ (рис. 5.22). Запросы на прерывание программ

прерывание (в первую очередь выпол­ няются запросы устройств с наивысшим приоритетом). Сигнал запроса

с наивысшим [приоритетом поступает на шифратор Ш, в котором фор­ мируется код адреса первой команды прерывания, соответствующей программе прерывания запрашиваемого устройства. Таким обра­ зом, из ^-запросов на входе схемы обработки сигналов рассматри­ ваемым блоком удовлетворяется запрос только одного г-го устройства и адрес именно его программы прерываний вырабатывается шифра­ тором Ш.

В результате работы блока прерываний программ вырабатываются сигналы: запроса прерываний и код адреса первой команды прерываю­ щей программы. По этим сигналам происходит прекращение выпол­ нения текущей программы, запоминание состояний всех информацион­ ных и управляющих регистров и переход к выполнению прерывающей программы.

Передача адреса в ОЗУ происходит по сигналу разрешения пере­ дачи РП из БЦ У через схему выдачи адреса В А. Сигнал запроса пре­ рывания ЗпПр блокируется сигналом БлПр в схеме запроса прерыва­ ния ЗпПр. Поскольку ВС принимается к исполнению запрос i-ro

253

устройства, то дешифратором сброса ДШСб формируется сигнал сброса t-ro триггера в регистре запросов прерывания. Блок прерыва­ ний программ вновь производит выработку сигнала ЗпПр и опреде­ ляет запрос следующего по приоритету устройства.

На рис. 5.23 приведена функциональная схема построения потен­ циальных узлов обработки сигналов прерывания и приоритета для случая запросов прерывания четырех устройств. Узел обработки си­ гналов прерывания состоит из регистра прерываний РгПр и регистра маски РгМ. На РгПр поступают сигналы прерываний от устройств

значение разряда маски приводит к нулевому значению выходного сигнала. Для кода прерываний 1111 при таком же коде в РгМ на вы­ ходе всех схем И возникает потенциал высокого уровня, а на выходе схем ИЛИ — низкого уровня. В первом разряде сформирован выходной сигнал Ег, как сигнал устройства с наивысшим приоритетом. Сигнал низкого уровня схемы ИЛИ первого разряда запретит появле­ ние сигнала высокого уровня схемы Я 2 второго разряда и подтвердит потенциал низкого уровня схемы Их второго разряда и т. д. Для кода прерываний 0001 потенциал высокого уровня будет выработан только схемой И четвертого разряда. Поскольку схемы ИЛИ первого, второго

итретьего разрядов имеют потенциал высокого уровня, то через схемы

Ивторого и третьего разрядов на схему Я2 поступит потенциал высо­ кого уровня, разрешающий прохождение на выход схемы Я 2 потен­ циала высокого уровня схемы Я четвертого разряда.

На рис. 5.24 приведена функциональная схема блока прерываний программ с импульсным формированием выходных сигналов. Сигнал

254

при подаче импульсного сигнала возбуждения схемы приоритета ВСПр. Как и ранее рассмотренные схемы, данная схема содержит: регистры прерываний РгПр и маски РгМ, образующие узел обзора сигналов прерываний ОСПр, шифратор Ш и узел запроса прерываний ЗпПр, и вырабатывает выходные импульсные сигналы блока прерыва­ ний. Сигналы приоритета в схе­ ме вырабатываются схемой при­ оритета СхП.

Динамическое распределение информации. Иерархический принцип построения ЗУ есть средство повышения скорости потоков информации в ЦВМ и ВС. Логическая организация потоковинформации в системе иерархии должна происходить так, чтобы в распоряжении поль­ зователя было единое внутрен­ нее ЗУ.

Планирование фактического размещения информации по за­ ранее назначенным физическим адресам различных ступеней иерархии ЗУ при мультипро­ граммной обработке является сложным и дорогостоящим про­ цессом. Поэтому при программи­ ровании задач используют ус­ ловные математические или

в истинные, проводят при вводе программы. В процессе решения задачи выполняют пересылки массивов информации в ЗУ одного уровня и между различными уровнями иерархии. Процедуру распределения емкости реальных ЗУ между различными программами в процессе работы ВС называют динамическим распределением ЗУ.

Поскольку чисто программное динамическое распределение ЗУ требует значительных затрат машинного времени, то оно выполняется с помощью программно-аппаратных средств. Выполнение динамичес­ кого распределения происходит различно в зависимости от системы адресации и метода организации массивов информации в ЗУ.

ВЦВМ и ВС применяют следующие способы адресации операндов и команд: прямую; косвенную; относительную; подразумеваемую; непосредственную.

25 5

При прямой адресации операндов в кодах команд указывается его полный адрес в ЗУ, поэтому для извлечения операнда необходимо обратиться по указанному адресу. Прямой адрес обычно называют ис­ полнительным.

Косвенная адресация предполагает задание адреса той ячейки ЗУ, в которой записан адрес операнда. Следовательно, при косвенной адресации задается адрес ячейки, где можно определить прямой адрес операнда.

Для определения адреса операнда при относительной адресации необходимо сложить два числа: неполный адрес, заданный в команде, и некоторое число, расположенное в регистре, адрес которого также задается в команде. Неполный адрес обычно называют относительным. Относительная адресация позволяет значительно расширить диапазон используемых адресов без увеличения длины разрядной сетки команд, поэтому этот тип адресации имеет особое значение для ВС, работающих с форматом слов переменной длины.

При выполнении любой операции в ЦВМ, как правило, требуется иметь два операнда. Код результата запоминается в регистре резуль­ тата, куда его передача реализуется схемным путем. Поскольку какиелибо указания в команде относительно пересылки результата отсут­ ствуют, то в команде подразумевается определенное место куда будет передан результат операции. В одноадресных командах подразумева­ ются адреса двух чисел: операнда и результата.

Так как для хранения операндов и команд используют одно и то же ЗУ, то нельзя передавать полноразрядные операнды в коде команды. Но если код операнда имеет длину кода адреса, то операнд может быть передан в коде команды. Такой вид адресации операндов называют

непосредственным.

Рассмотрим метод динамического распределения запоминающего устройства с помощью базисных регистров при относительной адре­ сации. В состав ВС вводится группа базисных регистров, в каждый из которых записывается адрес первого числа массива чисел, вводи­ мых в ЗУ. Базисные регистры адресуемы, т. е. специальными коман­ дами засылки в базисный регистр можно записать значение любого адреса.

В командах программы указывают номера базисных регистров и адрес числа в массиве относительно адреса первого числа в массиве. Исполнительный адрес вычисляется суммированием относительного адреса и содержания базисного регистра, номер которого задан в команде. Следовательно, если программа записана по адресам 0000 -г- -ь 1000, а команды располагаются в ячейках ЗУ с номерами 6777 -н -г- 7777, то в базисный регистр этого массива надо записать адрес 6777 (напомним, что адреса при составлении программ обычно коди­ руются в восьмеричной системе счисления).

2 5 6

Распределение емкости ЗУ с помощью базисных регистров сводится к модификации адресов, причем в качестве индекса берется содержимое базисного регистра. Если же в процессе решения задачи возникает необходимость введения обычной модификации с помощью содержи­ мого индексного регистра, то имеет место двойная индексация адресов. Индексный адрес изменяется на каждой ветви циклической программы, тогда как базисный адрес постоянен для данной программы.

На рис. 5.25 изображена функциональная схема устройства отно­ сительной адресации с помощью базисных и индексных регистров, что позволяет выполнять двойную индексацию. Базисные и индексные адреса записываются в регистры РгАБ и РгАИ накопителей индек­ сного НИА и базисного адресов НБА и сверхоперативных ЗУ бази­ са СОЗУБ и индекса СОЗУИ. Ко­ личество разрядов базисного реги­ стра равно числу разрядов кода

ды принимаются на регистр команд РгК- В случае относительной адресации одноадресных команд в коде

команды указывается код базисного адреса КБ А, код индексного адре­ са КИА и код относительного адреса КА. Исполнительный прямой адрес Аи формируется в сумматоре СМ. В случае двойной индексации исполнительный адрес Аи — К + Б -+- И, при одинарной индексации Аи = А -)- Б. Для получения исполнительных адресов, пересылаемых в регистр адреса ОЗУ, по заданным кодам адресов КБ А и КИА произ­ водится выборка значений базисного Б и индексного И адресов и их передача на выходные информационные регистры ВИРгБА и ВИРгИА. Затем коды относительного адреса А, базисного Б и индексного И адресов передаются на сумматор СМ.

Рассмотренный механизм динамического распределения ЗУ может быть расширен в отношении контроля за информационными массивами в ОЗУ. Действительно если базисные регистры СОЗУБ связать со схемой ассоциативного поиска, то ассоциативный поиск позволит получить ответ о наличии заданного массива в ОЗУ. Если учесть час­ тоту обращений к массивам путем контроля частоты обращения к ба­

зисным регистрам, то можно получить автоматическую систему ввода и вывода массивов из ОЗУ с соответствующей корректировкой содер­ жимого базисных регистров.

Защита информации. При мультипрограммной работе ВС необхо­ димо предусмотреть средства для исключения влияния одной програм­ мы на другую. Такое влияние может возникнуть из-за ошибок в выпол­ няемой программе или неисправностей оборудования, приводящих к выработке неправильных адресов. Запись информации по адресам ЗУ, не относящимся к выполняемой программе, вызывает искажение других программ. Поскольку считывание информации по неправильным адресам также искажает картину работы выполняемой программы, то необходимо установить контроль за всеми обращениями к ЗУ. Защита

информации в ЗУ эффективна, когда имеет место контроль работы системы адресации.

Защита информации может быть выпол­ нена по граничным адресам; признакам; ключам.

Для защиты ЗУ по граничным адресам используют принятую в ВС особенность выделения в каждой программе зоны ячеек ЗУ с последовательно нарастающими номе­ рами, начиная с начального адреса А п и кончая конечным адресом Лк. Разрешенны­ ми при выполнении данной программы адресами Лг являются такие адреса, для которых выполняется соотношение А„

Ai < Л к.

В состав схемы управления ЗУ в этом случае вводится узел сле­ жения за поступающими адресами (рис. 5.26). Начальный Лн и конеч­

сумматоре СМХвычисляется разность Лг — А п, а на сумматоре СМ2 —

потенциалами высокого уровня и при подаче запроса по шине разре­ шения обращения РО в блок местного управления ЗУ проходит импульс запуска схемы выборки. Если на РгА принят ложный адрес, то сигнал в блок местного управления Е М У не проходит, и в сумматорах выра­ батываются сигналы запроса прерывания ЗпПр, передающие управле­ ние программе-диспетчеру.

При переходе от одной программы к другой управляющая програм­ ма вырабатывает команды засылки новых значений А к и А н в регистры граничных адресов.

Использование страничной организации ЗУ позволяет достаточно просто осуществить защиту в рамках страницы введением признака обращения. Признаки обращения формируются программой и записы­ ваются в виде «1» или «О» значений в триггеры специального регистра защиты страниц, причем каждой странице соответствует один разряд. Рассмотрим работу схемы защиты по признакам (рис. 5.27). Код приз­

258

наков защиты записывается в N-разрядный регистр признаков РгП. Каждому коду адреса, записываемому в регистр адреса РгА', программой ставится в соответствие m-разрядный код (2т = Я). Дешифратор признаков ДШП расшифровывает значение кода Л ' и сравнивает его со значением соответствующего разряда регистра признаков. При совпа­ дении производится выработка сигнала разрешения обращения РО.

Развитием метода защиты по признакам является использование ключей ЗУ и программ. Ключ — это m-разрядный двоичный код, который присваивается страницам ЗУ и программам. Текущая про­ грамма имеет право обращаться только к тем страницам ЗУ, ключ которых совпадает с ключом исполняемой программы. Несовпадение ключей рассматривается как нарушение защиты, в этом случае выраба­ тывается сигнал прерывания.

Ключ является универсальным признаком определенной задачи. Назначение ключей производится при распределении информационного

объема ЗУ между программами. Поэтому при всех операциях в ВС ключ передается в составе команд и адреса команд и операндов про­ веряются по заданному ключу. Защита по ключам происходит и при вводе — выводе информации через каналы.

Функциональная схема блока защиты ЗУ приведена на рис. 5.28. Коды ключей занесены в накопитель информации Н И .запоминающего устройства. В качестве НИ используется специальный быстродейст­ вующий накопитель информации или некоторая область ОЗУ вычисли­ тельной системы. Код адреса А вместе с кодом адреса ключа А' принима­ ется на регистр адреса РгА и по заданному коду адреса А производится считывание кода ключа из НИ. Код ключа сравнивается с кодом ключа программы, занесенным на регистр ключа программы РгКПр, в сум­ маторе СМХ. Код ключа, находящийся на.регистре ключа РгК, пре­ образуется с помощью шифратора Ш и сравнивается с кодом-адреса ключа А ' в сумматоре СМ2. Если не произошло искажение адресов, то ключи программы и ключи страниц совпадают, и схема Я выраба­ тывает сигнал разрешения обращения РО.

§ 5.9. СВЕРХОПЕРАТИВНЫЕ ЗУ

Сверхоперативные ЗУ с адресной и магазинной выборками. Для ЦВМ характерным является значительно большее быстродействие арифметического (процессорного) устройства по сравнению с быстро­