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第 4 章 现代微机的存储系统

第 4 章 现代微机的存储系统. 张明武 scauzhang@hotmail.com. 华南农业大学信息(软件)学院. 4.1 现代微机的存储结构. CPU 内 的寄存器. L1 数据 Cache. L1 代码 Cache. L2 Cache. L3 Cache. 内部存储器(内存). 外存 Cache. 外部存储器(外存). 4.2 现代微机的系统地址映射. 1MB. 0FFFFFH. 系统 BIOS (上端) 64KB. 0F0000H. 960KB. 0EFFFFH. 扩展系统 BIOS (低端)

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第 4 章 现代微机的存储系统

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Presentation Transcript


  1. 第4章 现代微机的存储系统 张明武 scauzhang@hotmail.com 华南农业大学信息(软件)学院

  2. 4.1 现代微机的存储结构 CPU内 的寄存器 L1 数据Cache L1 代码Cache L2 Cache L3 Cache 内部存储器(内存) 外存Cache 外部存储器(外存)

  3. 4.2 现代微机的系统地址映射 1MB 0FFFFFH 系统BIOS(上端) 64KB 0F0000H 960KB 0EFFFFH 扩展系统BIOS(低端) 64KB(16KB4) 0E0000H 896KB 0DFFFFH 扩充区 128KB(16 KB8) 0C0000H 768KB 传统视频区 (SMM存储器) 128KB 0BFFFFH 0A0000H 640KB 09FFFFH DOS区 00000H 4.2.1 传统地址范围(实地址模式)

  4. 4.2.2 主存储地址范围(1MB-TOLUD) 最大4GB 0FFFFFFFFH Flash Memory APIC PCI存储范围 TOLUD IGD(1~64MB可选) TSEG(1MB/2MB/8MB可选) 主存储区 100000H ISA Hole(可选) 15MB 0F0000H 主存储区 1MB 10000H 兼容DOS存储(传统地址范围) 0H 0MB

  5. 4.2.3 PCI存储地址范围(TOLUD-4GB)

  6. 4.3 IA-32结构保护模式下的存储管理 4.3.1 保护模式下的段式存储管理 1. 段式管理的地址变换 31(63) 0 45(77) 32(64) 逻辑地址 段寄存器的15~2位 偏移量 段基址 段描述符 段表 物理地址 32(64)位线性地址

  7. D7 D0 段界限 7~0 0 段界限 15~8 1 基址 7~0 2 基址 15~8 3 基址 23~16 4 P DPL S TYPE 5 G D/B 段界限 19~16 L AVL 6 7 基址 31~24 2. 段描述符

  8. D7 D0 L AVL G 段界限 19~16 D/B 用户的操作系统可用位 1=在64位模式,0=在兼容或IA-32模式 D/B位 G=0 段长以1字节为单位 粒度位 G=1 段长以4K字节为单位 D=1 使用32位操作系统和32位寻址方式 代码段(D位) D=0 使用16位操作系统和16位寻址方式 D/B位 B=1 使用ESP寄存器,上限为FFFFFFFFH 数据段(B位) B=0 使用SP寄存器,上限为FFFFH

  9. E=0 ED W DPL S=1 P A E=1 C R 非系统段中的第5字节 扩展方向位 数据段标志 可写位 可执行位 D7 D0 兼容位 存在位 访问位 特权位 代码段标志 可读位 S=1是非系统段 S=0是系统描述符

  10. 系统描述符中的TYPE

  11. 选择符(段寄存器) 15 2 1 0 索引 Ti RPL Ti=0 Ti=1 LDT …… …… LDT 2 2 1 1 0 0 LDT GDT 选择符 界限 界限 基址 基址 GDTR LDTR

  12. #include "stdafx.h" #include <stdio.h> #include <wtypes.h>// wtypes.h定义了WORDLONG, //DWORD,WORD等数据类型 DWORDLONG gdtr,savegdt; //下面是GDT中将创建的数据段描述符表,基地址0X00000F00, //段界限为0XFFFF,优先级为3的在内存中的可写数据段 WORD descriptor[4]= {0xFFFF, 0X0F00, 0XF200, 0X0040}; int result[10]; int main(int argc, char* argv[]) {_asm {pushebp sgdtgdtr// 将GDTR寄存器的内容读取到 //gdtr开始的6个字节中,其中 // 前两个字节给出GDT的界限值, //高4个字节给出GDT的基地址

  13. movebp,dword ptr [gdtr+2] // 将gdt的基 // 地址读到EBP中 addebp,70h // 我们选择70H偏移下的段描述 // 符(GDT中第14个描述符) leaedi,savegdt movesi,ebp movsd // 以上4条指令保存原来在70H偏移上 movsd // 的描述符 movedi,ebp lea esi,descriptor; movsd // 把我们的数据段描述符装入70H movsd// 偏移上 pushes movax,0073h// 选择字为描述符偏移70H拼接上 // 低3位控制位元,其中Ti为0,表 // 示访问GDT,RPL为11,为3级优 // 先级,所以就为73H

  14. moves,ax// ES装入选择字73H leaedi,result // 将存放输出结果的变量 //的地址放在EDI中 moveax,1 movebx,1 } _asm {movcx,10 a1:moves:[eax],eax addeax,4 loopa1// 上面4条指令将向物理地址 // 0X00000F00处写10个双字 } _asm {movcx,10 a2:moveax,es:[ebx] mov[edi],eax

  15. addebx,4 addedi,4 loopa2// 以上从物理地址0X00000F00 // 处依次读出10个数据存放在 // result数组中 } _asm {popes popebp } printf("result="); for(int i=0;i<10;i++) printf("%d,",result[i]);// 输出结果 return 0; }

  16. ~ ~ ~ ~ 4.3.2 保护模式下的虚拟页式存储管理 主存 程序1 页面 程序2 页框 程序3

  17. 31 7 6 5 4 3 2 1 0 8 TSD DE PVI CR4 MCE 保留,缺省为全0 PAE PSE PGE VME PCE

  18. 31 22 21 12 11 0 偏移 页目录项号 32位线性地址 页面号 低12位 CR3 32位物理地址 高20位 页表 页目录 31 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 页目录项 0 A US P PCD PWT D 页表基地址31~12 AVL RW G 31 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 页表项 A US P D PCD PWT RW AVL 页框基地址31~12 G PAT 32位物理地址下的4KB分页方式 P=出现位,US=用户/监督位,PCD是页Cache禁止,D=Cache“脏”位,RW=读/写位,PWT=页写贯穿位,A=访问位,AVL=用户的操作系统可用位。而第7位(PS)在4KB分页中为0

  19. 31 22 21 0 32位线性地址 偏移 页目录项号 CR3 低22位 32位物理地址 高10位 页目录 31 22 13 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 页目录项 PAT A PCD US P AVL 1 D PWT RW 页框基地址31~22 G 32位地址模式下的4MB分页方式

  20. 31 5 4 3 2 1 0 PWT 32字节对齐的PDPT基地址 PCD CR3寄存器 63 36 35 12 11 9 8 5 4 3 2 1 0 PDPT项 PWT AVL P PCD 4KB对齐的页目录基地址(高24位) 31 30 29 21 20 12 11 0 PDPT项号 页目录项号 偏移 页面号 32位线性地址 CR3 低12位 36位物理地址 高24位 页目录指针表 页表 页目录 4×64位 512×64位 512×64位 63 36 35 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 0 A PCD US P PWT RW AVL 页目录项 4KB对齐的页表基地址 63 36 35 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 G 0 A PCD US P D PWT RW AVL 页表项 4KB对齐的页框基地址 36位地址下的4KB分页方式地址转换

  21. 31 30 29 21 20 0 PDPT项号 页目录项号 偏移 32位线性地址 低21位 CR3 36位物理地址 高15位 页目录指针表 页目录 4×64位 512×64位 63 36 35 21 20 13 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 页目录项 G 1 A PCD US P PAT D PWT RW AVL 2MB对齐的页框基地址 36位地址下的2MB分页方式地址转换

  22. PML4表 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 RW EXB A PCD P AVL PWT US AVL PML4基地址 PDPT表 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 A PCD P AVL PWT RW EXB US AVL 页目录基地址 页目录项(4KByte页表) 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 US 0 0 0 A PCD P AVL PWT RW EXB AVL 页目录基地址 页表(4KByte页表) 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 G PAT D A PCD US P AVL PWT RW EXB AVL 页目录基地址 IA-32e模式下的4KB内存分页结构项的格式

  23. IA-32e模式下4KB分页方式地址转换

  24. IA-32e模式下的2MB内存分页结构项的格式 PML4表 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 RW EXB A PCD P AVL PWT US AVL PML4基地址 PDPT表 63 62 51 39 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 A PCD P AVL PWT RW EXB US AVL 页目录基地址 页目录项(4MB页表) 63 62 51 39 13 12 11 9 8 7 6 5 4 3 2 1 0 US G 1 D A PCD P AVL PWT RW EXB PAT AVL AVL 页目录基地址

  25. IA-32e模式下2MB分页方式地址转换

  26. 4.4 高速缓冲存储器Cache 4.1.1 Cache的工作原理与地址映射 1. Cache的工作原理

  27. 2. Cache的地址映像 1) 直接映像 主存中的每一页都映像到高速缓存中的一个固定页,而高速缓存中的每一页却对应着主存中的若干页。 这是最简单的一种映像技术,易于实现,地址变换速度快,但是不够灵活,Cache的页冲突概率高,空间利用率低。 2) 全相联映像 全相联映像技术允许主存中每一个页面映像到Cache的任何一个页面位置上,也允许采用某种替换算法从已占满的Cache中替换出任何一个旧页面。这种方式冲突概率低,可达到很高的Cache命中率,但实现起来比较困难。 3)组相联映像 将主存空间按Cache大小等分成组,再将Cache空间和主存空间中的每一组都等分成大小相同的块,使得主存中一个组内的页数与Cache中的分块数相同。各组之间是直接映像,而组内各块之间则是全相联映像。

  28. 3. Cache的读写操作 • 存储器读 • 访问页面在Cache中——直接读Cache,不读主存 • 访问页面不在Cache中—— • · 贯穿读出式:页面从主存读到Cache,再到CPU • · 旁路读出式:页面直接从主存读到CPU,而不 • 经过Cache • 存储器写 • · 写回法:写Cache页时不写主存,到下次页面修改时再写主存。 • · 写贯穿法:页面在写到Cache时同时写到主存,以保持主存与Cache的相关页的内容一致

  29. 4.4.2 IA-32的Cache结构 物理存储器 L3 Cache* 系统总线 (外部) L2 Cache 数据Cache(L1) 总线接口单元 Instruction TLBs Data TLBs 存储缓冲 指令译码器 跟踪Cache**/L1指令Cache * Intel Xeon 处理器才有 ** 跟踪Cache只有Pentium 4才有

  30. Core Solo,Core Duo,Core 2,Pentium 4中L1和L2Cache行和Intel Xeon 处理器的L1 、L2和L3 Cache行都是64字节。 • 一个Cache行可以使用8个突发传送事件来填满。Cache不支持部分Cache行的填充。 • TLBs存储最近用过的页目录和页表项。他们通过降低访问主存中页表的次数来加快页表的访问。 • 处理器的Cache对软件来说基本上是透明的。 • 对Cache行为的了解有助于优化软件的性能。

  31. 4.4.3 IA-32的Caching类型 • 强不可缓存(Strong Uncacheable,UC)型:主存单元的读写不使用Cache。所有读和写都只针对主存,并且以程序的次序执行而不会重排序。 • 不可缓存(Uncacheable,UC-)型:和UC存储器具有一些相同的特征,不过这种存储器类型可以通过对WC类型存储器的MTRRs编程来撤消。 • 写组合(Write Combining,WC)型:和UC-存储器一样,主存单元的读写不使用Cache,并且处理器总线的一致性协议也没有被强制使用。

  32. 写贯穿(Write-through,WT)型:对主存的读或写操作都使用Cache。如果Cache命中,则读操作将会直接读Cache行,如果没有命中则会引起一个Cache填充事件。所有的写在可能的情况下都被写入到Cache行,并且同时写到主存中。写贯穿(Write-through,WT)型:对主存的读或写操作都使用Cache。如果Cache命中,则读操作将会直接读Cache行,如果没有命中则会引起一个Cache填充事件。所有的写在可能的情况下都被写入到Cache行,并且同时写到主存中。 • 写回(Write-back,WB)型:对主存的写和读操作都使用Cache。如果Cache命中,则读操作将会直接读Cache行,如果没有命中则会引起一个Cache填充事件。写操作被写到Cache中。被修改的Cache行,在稍后才被写到主存中。 • 写保护(Write-protected,WP)型:读操作在可能的情况下是从Cache行中读数据, 读操作没有命中Cache时会引起Cache填充。写操作被传送到内存中,而且导致在系统总线上的所有处理器中的相应Cache行变为无效。

  33. Cache不同类型的特点

  34. 4.4.4 IA-32的Cache一致性协议 MESI(Modified、Exclusive、Shared、Invalid)Cache一致性协议是一种写-无效监听协议。它跟踪存储器数据变化,保证了一个Cache行数据更新以后,能够和所有与它的地址有关联的存储单元保持数据的一致性。

  35. 已修改(Modified):指出Cache行数据已被更新,但该更新不会送上系统总线,因此此时的Cache行内容与主存及其它Cache的不一样。当该Cache控制器之后监听到该行再次命中,必须将修改行的数据写回存储器,以保持数据一直; • 独占(Exclusive):指出这个Cache行的数据与主存相联地址的内容一样,并且其它Cache中不包括此Cache行的内容; • 共享(Shared):指出此Cache行的内容存在于几个Cache当中,在每个相关的Cache行和存储器行里都存放了这行内容的副本; • 无效(Invalid):复位以后的无效状态,指示这一Cache行无效。

  36. IA-32 MESI Cache行状态

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