Решение.
MOV DX,ОЗFD ;DX := 3FD — адрес порта В ;
IN AL,DX. ; ввести в AL МП из порта В байт данных.
2) Вывод.
а) Ассемблер: OUT DX,AL; комментарий: вывести из регистра AL МП байт данных в порт, адрес которого взять из DX.
б) машинный код состоит только из КОП: КОП = ЕЕ.
Пример применения этой команды можно не приводить, так как по существу он не отличается от примера 1. Таким образом, выбор команд ввода-вывода невелик, но достаточен.
13Обслуживание прерываний. Контроллер прерываний
13.1Процедура прерываний и команды прерываний
Что должен делать микропроцессор, обнаружив на своем входе INT сигнал «1» (смотрите рисунок 3 в главе 2)? Он должен:
во-первых, закончить текущую команду, на которой его «прихватил» запрос: INT = 1;
во-вторых, если флаг IF был равен «1» (разрешение аппаратного прерывания), то вместо сигналов чтения -MEMRD или -IORD микропроцессор вырабатывает сигнал чтения: -INTA.
Что должен прочитать МП этим сигналом с шины данных системной магистрали? По логике событий — КОП следующей команды. Но он вырабатывает не сигнал чтения ячейки ЗУ –MEMRD, а сигнал - INTA. Вместе с тем, МП посредством этого сигнала будет загружать КОП следующей команды, и это должна быть первая команда подпрограммы, которая обслуживает прерывание. Следовательно, источником этой команды должен быть необычный интерфейсный элемент, для которого сигнал –INTA является сигналом чтения (ввода). Вот этим элементом и является контроллер прерываний. Именно он обслуживает аппаратную часть процедуры прерывания. Но прежде, чем рассмотреть контроллер, давайте еще раз вернемся к процедуре прерывания.
МП 8086 поддерживает (как и все другие микропроцессоры) программное и аппаратное прерывание.
Программное прерывание инициируется по команде прерывания. а) Ассемблер: INT n, где n — однобайтовый вектор перехода,
указывается в H-коде.
б) Машинный код — 2 байта: 1-й байт — КОП, 2-й байт — вектор.
КОП = CD. Вектор = 0...FF (0...25510).
Что делает микропроцессор, обнаружив команду INT n?
1)Запрещает дальнейшее аппаратное прерывание: IF = 0 (то есть, выполняет скрытую команду CLI).
2)Загружает последовательно в стек:
69
Stack:=<F> - |
загружает в стек PSW (содержимое регистра флагов); |
Stack:=<CS> - |
загружает в стек содержимое сегментного регистра |
CS; Stack:=<IP> - загружает в стек текущий адрес, то есть адрес следующей команды прерванной программы.
3) Начиная с адреса CS:EA, где CS = 0000, EA = 4×n — считывает 2 слова, (4 байта), первое (младшее) из которых попадает в IP, а второе (старшее) — в CS.
Таким образом, следующая команда будет выбираться, начиная с адреса CS:IP, который установило программное прерывание INT n .
Следовательно, в задачу пользователя входит:
а) знать, в каком сегменте и с какого адреса расположена подпрограмма, которая вызывается прерыванием INT n;
б) загрузить в ячейки памяти в нулевом сегменте, начиная с EA = 4×n, слово адреса и слово сегмента начала подпрограммы.
Пример 1 – пусть подпрограмма должна вызываться прерыванием INT 2F, и эта подпрограмма располагается в ОЗУ, начиная с адреса: CS=1570, IP = 0100.
Ответ:
Вычисляем адрес вектора : EA = 2F×4=BC.
Располагаем адрес начала подпрограммы по адресу вектора:
Адрес |
IP |
|
CS |
||
00BC |
|
00BD |
00BE |
00BF |
|
Данные |
00 |
|
01 |
70 |
15 |
Естественный вопрос: как вернуться из программного прерывания? Команду безадресного перехода RET FAR здесь можно использовать, но к ней необходимо добавлять команду POPF, чтоб восстановить и регистр флагов F, и указатель стека. Такой возврат обеспечивается специальной командой безадресного перехода, которая поглощает в себя эти две команды:
а) Ассемблер: IRET; б) КОП = CF. Действие команды:
IP := <Stack> ;возврат адреса из стека; CS := <Stack> ;возврат сегмента из стека; F := <Stack> ;возврат флагов из стека.
Следовательно, если подпрограмма вызывается программным прерыванием, а не командой CALL, то она должна заканчиваться командой IRET.
Теперь снова вернемся к аппаратному прерыванию. Итак, микропроцессор сигналом чтения -INTA требует у контроллера прерываний КОП следующей команды. По всей видимости, это должна быть команда программного прерывания INT n с кодом операции CD.
70
Этот код «зашит» технологически в контроллере прерываний 8259. А вектор n программируется при инициализации контроллера прерываний (ПКП) . Ознакомимся с архитектурой ПКП 8259, приведенной на рисунке 10. При этом опустим разъяснения относительно сигналов системной магистрали, считая, что это уже пройденный этап.
Шинный формирователь осуществляет двунаправленное движение данных:
-при -IORD=0: T=0 и шинный формирователь осуществляет направление справа налево;
-при -IOWR=0: T=1 и шинный формирователь осуществляет
направление слева направо.
Таким образом коммутируется внутренняя шина данных (ВШД) с шиной данных системной магистрали. Но это при условии, что -CS = 0, что приводит к ОЕ = 1; а иначе шинный формирователь вообще отключен от системной шины. Это общий принцип управления встроенным в интерфейсные контроллеры шинным формирователем.
Схема управления записью-чтением осуществляет генерацию необходимых для внутренних элементов ПКП управляющих сигналов.
Теперь по существу функционирования ПКП. Относительно запросов на прерывание IRQi он представляет собой двухступенчатый регистр — систему со шлюзом. Всего реализовано IRQi для 8 запросов. Они неравнозначны: максимальный приоритет у IRQ 0, минимальный - у IRQ 7.
1-ый этап. Сначала передним фронтом (или потенциалом) IRQi устанавливается соответствующий разряд регистра запросов на прерывание (РЗП) — открылись 1-ые ворота шлюза. Сигнал с выхода РЗП этого разряда через это
Рисунок 10 —Архитектура ПКП 8259
71
своеобразное сито — логику маскирования и приоритета — попадает на вход INT МП (INT=1).
2-ой этап. МП первым сигналом чтения -INTA считывает из ПКП на шину данных КОП = CD и одновременно переписывает соответствующий запрос из РЗП в регистр обслуживаемых запросов на прерывание (РОЗП). Соответствующий выход РОЗП, установившись в «1», блокирует прохождение INT через логику маскирования и приоритетов как собственного запроса, так и более низких по приоритету. Резюме: 1-ые ворота закрылись, INT — исчез (INT=0).
3-ий этап. МП, распознав по КОПу, что команда двухбайтовая, вырабатывает еще один сигнал чтения -INTA, который считывает из ПКП на шину данных вектор и одновременно сбрасывает соответствующий разряд РЗП в «0», который вызвал прерывание INT. Итак, первая ступень — в исходное состояние. Можно зафиксировать: аппаратная часть прерывания закончилась, но в результате:
1)флаг IF = 0 , то есть аппаратное прерывание МП заблокировано (запрещено);
2)IRQi , вызвавший прерывание, тоже заблокирован по входу i и по всем остальным, которые ниже по приоритету.
4-ый этап. Разблокировка этой двойной блокировки всегда производится программно в конце подпрограммы, вызванной прерыванием.
Снятие блокировки со входа INT МП производится командой STI (IF = 1 — разрешение аппаратного прерывания).
Сброс соответствующего разряда РОЗП осуществляется записью в
ПКП при А0=0 (рисунок 10), например, кода «20» (20 — код команды сброса того разряда, который последним вызвал прерывание).
2-ые ворота шлюза открылись — процесс прерывания завершен. Пример 2 — Допустим, ПКП выбирается (с помощью дешифратора
адреса) следующими кодами :
OFO (AO=0) и OF1 (AO=1);
Тогда заключительная часть подпрограммы, вызванной прерыванием, будет выглядеть следующим образом:
. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . .
STI |
; разрешение прерываний микропроцессору; |
MOV DX,OOFO ; адрес ПКП для А0=0 в DX; |
|
MOV AL,20 |
; код завершения обработки прерывания ПКП — |
в AL, |
|
OUT DX,AL |
; а оттуда в ПКП. |
IRET |
; возврат в программу. |
На рисунке 10 (архитектура ПКП) имеется элемент, именуемый регистром маски. Маска устанавливается («1»—маскирование IRQi)
72
записью в ПКП при АО=1 соответствующего байта. Маску можно прочитать по тому же адресу, то есть при АО=1.
Пример 3 — составить маску для только что рассмотренного примера 2 таким образом, чтоб разрешить прерывание только по запросам IRQO и IRQ6:
Ответ: Составляем слово маски, «закрывая» все, кроме D6, D0:
|
D7 |
D6 |
D5 |
D4 |
D3 |
D2 |
D1 |
D0 |
|
┌───┬───┬───┬───┬───┬───┬───┬───┐ |
|||||||
Маска: │ 1 |
0 |
1 |
1 |
1 |
1 |
1 |
0 │ |
|
|
└───┴───┴───┴───┴───┴───┴───┴───┘ |
|||||||
|
└───────────┘ |
└───────────┘ |
||||||
Н-код |
= |
|
B |
|
|
E |
|
|
|
Составим фрагмент программы маскирования ПКП с адресами |
|||||||
выборки из примера 2: |
|
|
|
|
|
|||
MOV DX,00F1 |
; адрес ПКП для АО=1 в DX; |
|
||||||
MOV AL,BE |
; маску BE (IRQ 0, IRQ 6 — разрешить) в AL, |
|||||||
OVT DX,AL |
; а затем оттуда в ПКП — в регистр маски. |
|||||||
|
Примечание – В начале работы, в момент подачи питания на ПКП |
|||||||
все IRQ демаскируются, все разряды РЗП и РОЗП сбрасываются в «0» и |
||||||||
устанавливается |
исходный |
приоритет: IRQ |
0 — |
высший, IRQ 7 — |
||||
низший (дно). |
|
|
|
|
|
|
|
|
|
Следующий элемент архитектуры ПКП (рисунок 10) называется: |
|||||||
«Схема каскадирования». Он выполняет функции расширителя числа запросов на прерывание. Дело в том, что если не хватает 8 входов IRQ, то микросхемы можно каскадировать — до 8 штук, и число векторов довести до 8 x 8 = 64.
На практике такое редко встречается, а вот каскад из двух ПКП реализован в IBM PC/АТ. Как это делается — в данном пособии не рассматривается. Это совершенно не принципиальный вопрос, а скорее узкотехнический.
А теперь обратимся к программированию ПКП. Некоторые элементы этого процесса уже были представлены в примерах 2 и 3. Но в целом процесс программирования ПКП достаточно сложен и состоит из трех блоков.
1) блок инициализации (настройка режима и загрузка векторов и шага векторов);
2)блок команд окончания (завершения) прерывания;
3)блок команд обработки по опросу (без сигнала INT).
Чтобы иметь возможность работы с контроллером по минимуму, необходимо знать:
а) как накладывать маску (или прочитать ее); б) как завершать прерывание (частный случай: команда 20 при
А0=0).
73