Zaawansowane Architektury Procesorów Część 2 1.Opis architektury 64-bitowej ( IA-32e ) - Tryb IA-32e może pracować w dwóch trybach pełnym 64 bitowym, oferującym 64 bitowe liniowe adresowanie pamięci lub w trybie zgodności, w którym to aplikacje 32 bitowe działają praktycznie w ten sam sposób. Zrezygnowano z trybu v86 - Zostawiono bramy pułapki i wołania, nie ma bram zadania, bramy przerwania wykorzystywane są do wołania aplikacji 32 bitowych - W architekturze 64 bitowej pamięć została podzielona na tylko dwa obszary: użytkownika, znajdujący się pod adresami od 0 do 2^47 oraz systemowy, który został ulokowany w obszarze od 2^64-2^47 do 2^64. Wymusiło to zastąpienie adresowanie absolutnego adresowaniem postaci [RIP+d32], gdzie d32 jest liczbą ze znakiem. Adres składa się z maksymalnie 48 bitów, pozostałe - - 17 bitów nie jest wykorzystywanych i musi zawsze musi mieć tę samą wartość. - Zmiana dotknęła też strukturę TSS, która w przeciwieństwie do x86 jest wspólna dla całego systemu i nie jest przełączana podczas przełączania procesów, służy tylko do przełączania wskaźników stosu. Zawiera 8 rejestrów IST0..7 zawierających wskaźniki stosu dla obsługi wyjątków 2. Wołanie systemu operacyjnego w trybie 64 bitowym W trybie 64 bitowym wołanie systemu operacyjnego nie jest obsługą wyjątku i następuje bez odwołań do pamięci i bez użycia bram, wszystkie potrzebne informacje znajdują się w rejestrach, co diametralnie przyśpiesza pracę systemu. System woła się za pomocą SYSCALL, a z wołania wychodzi za pomocą instrukcji SYSRET. Dodano rejestry MSR, specyficzne dla danego modelu procesora. W architekturze 64 bitowej założono, że ilość rejestrów procesora będzie rosła. Odczyt i zapis do tych rejestrów następuje za pomocą instrukcji RDMSR i WRMSR SYSCALL i SYSRET - skoki między poz. zaufania 0 i 3 (bardzo szybkie) - nie używają pamięci, więc: w tablicy GDT muszą być umieszczone obok siebie selektory segmentów kodu i stosu (SS o 8 bajtów dalej niż CS).Wskaźnik stosu nie jest przeładowywany przez SYSCALL, następuje to dopiero w procedurze systemowej. Adresy funkcji systemowych są w rejestrach (MSR). Instrukcja ładuje licznik instrukcji z MSR. Ślad zostaje w rejestrze ECX 3. Stronicowanie i segmentacja w trybie 64 bitowym Jednostka stronicowania praktycznie zastąpiła jednostkę segmentacji w trybie 64 bitowym. Może dzielić pamięć na strony 4kB, 2MB lub 1 GB ( potrzebne np do sterownika graficznego ). W rejestrze CR3 znajduje się wskaźnik na pierwszą tablicę stron. Deskryptory stron zostały rozszerzone do 64 bitów ( składają się z dwóch deskryptorów 32b ) i zwierają informacje o poziomie zaufania, oraz czy wskazują na kod 32 czy 64 bitowy. Deskryptory są wpierw szukane w buforze translacji i dopiero w przypadku nie znalezienia tam szukanego jest wykonywany dostęp do pamięci Jednostka stronicowania może działać w jednym z trzech trybów: a) 32 bitowym: strony 4kB lub 4MB b) PAE: 64 bitowy deskryptory stron, dodatkowa 4 elementowa tablica 3 poziomu, dzieląca obszary w pamięci na dane i kod użytkownika i systemu c) IA-32e: musi być przełączona na ten tryb w trybie 64 bitowym, przyjmowany jest najbardziej restrykcyjny atrybut odczytu i zapisu z deskryptorów różnych poziomów Uproszono jednostkę segmentacji. O ile w trybie zgodności segmentacja działa tak samo jak w przypadku 32 bitowej architektury, o tyle w trybie pełnych 64 bitów, jednostka segmentacji jest
praktycznie wyłączona tworzy jeden, liniowy segment na cały obszar pamięci ( adres bazowy = 0 ), bez sprawdzania limitu. Wyjątkiem są jedynie rejestry FS i GS, które mogą zawierać inny adres bazowy. Używane są przez system operacyjny do trzymania wskaźnika na TSS oraz tablic łączenia dla dynamicznych bibliotek 4. Zarządzanie pamięcią w trybie 64 bitowym Problem z zarządzaniem pamięcią objawia się w systemach wieloprocesorowych i specyficznych sterowników urządzeń ( np takich, które są wrażliwe na odczyt ). Instrukcje proces wykonuje spekulatywnie, więc nie jesteśmy pewni, czy rzeczywiście odczyt z pamięci na pewno się wykona ( a taka sytuacja byłaby tragiczna dla wcześniej wymienionych sterowników urządzeń ). Dlatego też wprowadzono sześć różnych kategorii możliwości buforowania danych w kieszeni: Typ Wykorzystanie kieszeni Writeback Spekulatywny odczyt Uncacheable Nie Nie Nie Write Combining Nie Nie Tak Write Through Tak Nie Tak Write Back Tak Tak Tak Write Protected Tak dla odczytu Nie dla zapisu Nie Write combining: wykorzystanie bufora zapisu w celu opóźnienia operacji zapisu. Diametralnie szybciej jest wykonać jeden większy zapis raz, niż parę mniejszych oddzielnie. Tak więc dane do zapisu są przechowywane w buforze i dopiero w przypadku jego zapełnienia inicjowany jest zapis, a bufor czyszczony Write Through: zapis przezroczysty, następuje zapis w każdym poziomie kieszeni oraz pamięci Write Back: opóźniony zapis, który następuje dopiero wtedy, gdy usuwamy te dane z kieszni Każde urządzenia posiada swój rejestr MTRR, tworzony i wypełniany na starcie przez system operacyjny, który określa do której z powyższych klas należy jakie urządzenie. 5. Jednostka wektorowa Pierwsza jednostka wektorowa MMX współdzieliła zasoby ( wykorzystywała pierwsze 64 bity rejestrów FPU ) z jednostką zmiennoprzecinkową, co skutkowało brakiem potrzebny zmiany samej architektury x86. Aktualnie rejestry te są fizycznie oddzielone. Skutkiem współdzielenia rejestrów jest niemożliwość wykorzystywania jednocześnie jednostki wektorowej i koprocesora. MMX umożliwiał tylko proste operacje x?y:z i nie wykorzystywał rejestru znaczników. Aktualnie MMX nie jest już wykorzystywany, zastąpiony został przez instrukcje SSE operujące na dedykowanych rejestrach 128 bitowych. Przejście do trybu SSE odbywa się po wykonaniu dowolnej instrukcji należacej do zestawu SEE, a ponowne przełączenie na koprocesor odbywa się przez jawne wywołanie instrukcji EMMS. Ważnymi instrukcjami jednostki wektorowej są instrukcje pakowania i rozpakowania AMD wprowadziło swoją własną wersję MMX pod nazwą 3dNow! Domyślnie SSE ma całkowicie zastąpić 3dNow! oraz jednostkę zmiennopozycyjną 6. Przerwania w systemach Programy w komputerze tak naprawdę są napędzane przerwaniami rzadko który program jest całkowicie obliczeniowy. W domorosłych systemach operacyjnych nie występuje już sytuacja w której program po przyjściu i obsłużeniu przerwania jest natychmiast wznawiany. Zazwyczaj sama obsługa wyjątku może zostać przerwana, jak też po zakończeniu obsługi wyjątku zazwyczaj wznawiany jest inny proces. Jedynym sposobem powrotu z przerwania jest system powrotu z obsługi wyjątku. W ogólnym przypadku mamy system priorytetyzacji przerwań przerwania mniej ważne mogą być Tak
przerywane przez te ważniejsze ( eleganckie zagnieżdżanie wyjątków ). W wielopoziomowej obsłudze przerwań występują sekcje krytyczne niektóre procesory posiadają oddzielne bity do ustawiania poziomu priorytetu aktualnie przetwarzanego przerwania jak i do całkowitego zablokowania przerwań. Wymogiem do konstrukcji systemu rzeczywistego jest to, aby wszystko było zgłaszane jako przerwanie. W przypadku braku oczekującego na obsłużenie przerwania procesor powinien być usypiany ( posiadać budowę: loop1: halt; jmp loop1; ) Najnowocześniejsze urządzenia działają tylko na przerwaniach często nie posiadają nawet interfejsu umożliwiającego aktywne zapytanie ich o stan. Często wymogiem do budowy systemu czasu rzeczywistego jest nie tylko to, aby spełniał wymóg maksymalnego czasu odpowiedzi, ale też czas odpowiedzi zawierał się w określonym przedziale ( był nie mniejszy niż ) ( z tych powodów x86 nie nadaje się do systemów czasu rzeczywistego ) Procesor ARM Cortex: Architektura głównie RISC-owa, a więc nie ma rejestrów specyficznego przeznaczenia. Na poziomie instrukcji zachowuje się jak zwykły proces ARM, jednak ma diametralnie przebudowaną obsługę wyjątków: procedura obsługi wyjątku dla kompilatora ma wyglądać jak obsługa zwykłej procedury. Realizuje to poprzez zrzucenie rejestrów SCRATCH oraz PC, LR, SP i IP i wpisuje do rejestru LR nielegalną wartość 0xFFFFFF i po tym właśnie poznaje, że powrót będzie z obsługi wyjątku Procedura powrotu z obsługi wyjątku różni się od powrotu ze zwykłej procedury: - powrót realizowany za pomocą instrukcji IRET a nie RET - poza rejestrami grupy save, również te z grupy temporary są zapamiętywane Założono, że proces pracuje w dwóch trybach: aplikacji i obsługi wyjątku. Inaczej niż w x86 wpierw składujemy kontekst, a dopiero potem patrzymy jakie przerwanie przyszło. W ten sposób zabezpieczamy się przed tym, że w czasie składowania kontekstu nie przyszło ważniejsze przerwanie. Skutkuje to też tym, że nie musimy zapamiętywać kontekstu przerwania mniej ważnego, od razu przechodzimy do obsługi przerwania ważniejszego ( Interrupt Chaining ): 6 5 3 1 2 app 5 5 1 3 5 2 5 5 6 app (w tabeli: składowanie kontekstu, przywracanie kontekstu, nad tabelą: przerwanie ) 7. Wirtualizacja Maszyna wirtualna może to być symulator napisany w języku wysokiego poziomu albo symulatory takie jak C# lub Java ( maszyny całkowicie wirtualne ). W naszym rozumieniu jest to wirtualizowanie za pomocą sprzętu, dzięki czemu zyskujemy wydajność z powodu korzystania główne z własnych zasobów sprzętowych. Parawirtualizm stworzenie maszyny wirtualnej dla konkretnego komputera przy dużym wsparciu sprzętowym. Część akcji nie jest wykonywana na sprzęcie ale przy odwołaniu do Hypervisora. Pisząc programy dla maszyny wirtualnej wiemy, że pracujemy na maszynie wirtualnej, dzięki czemu możemy ogromnie zyskać na wydajności. Pod kontrolną Hypervisora działa parę systemów operacyjnych. Z systemu operacyjnego kontrolę na zasobami przeniesiono wyżej, wywłaszczono systemy operacyjne z całkowitej kontroli nad sprzętem. Do parawirtualizacji potrzebujemy: - możliwości uruchomienia maszyny wirtualnej przez Hypervisora - jakiś mechanizm przechwycenia ( Intercept ) - bogate mechanizmy kontroli maszyny przez Hypervisora np Wstrzykiwanie Wyjątków
AMD: komputer budzi się w trybie Hypervisora Intel: komputer budzi się w trybie systemowym i musimy jawnie uruchomić tryb Hypervisora W komputerze mamy najczęściej tylko parę typów urządzeń: karty sieciowe, urządzenia pamięci masowej i konsolę te urządzenia należy zwirtualizować ( przeważnie nie jest to skomplikowane ). Jednak w typowym PC posiadamy urządzenia o wiele bardziej złożone. W minimalistycznej wersji wirtualizacji, dzielimy sprzęt po równo dla każdego systemu operacyjnego ( np po jednym dysku ). Instrukcje można podzielić na takie, które nie zależą i nie wpływają na kontekst ( np. Dodawanie ), takie które wpływają na kontekst oraz na takie, których wynik zależy od aktualnego kontekstu i te instrukcje należy zakazać użytkownikowi. Spychamy więc system do poziomu użytkownika ( np. Jeżeli użytkownik chce odczytać rejestr stanu procesora, zgłaszany jest błąd do Hypervisora ) Obsługa wyjątków musi zachodzić pod kontrolą Hypervisora część z nich powinien obsługiwać on, a część odbijać do systemu operacyjnego. W celu zapewnienia optymalnej wydajności należało stworzyć mechanizm do efektywnej komunikacji między systemem a Hypervisorem. Tak powstal mechanizm Przechwycenia (Intercept), czyli zdarzenia, które powoduje zatrzymanie maszyny wirtualnej i przekierowanie sterowania do Hypervisora. Pułapki nie generują przechwyceń, błędy w zależności od potrzeb. Przechwycenia generowane są też przez niektóre akcje, instrukcje procesora, I/O. Zazwyczaj Hypervisor sam obsługuje przechwycenie, czasami jednak musi odbić je z powrotem do systemu operacyjnego i do tego służy dodatkowy mechanizm nazwany Wstrzykiwaniem Wyjątków: Hypervisor udaje przed systemem jakieś urządzenie, które zgłasza przerwania Dochodzi drugi poziom zarządzania pamięcią. To Hypervisor ma wiedzę na temat, gdzie znajdują się prawdziwe tablice stron i przy próbie odwołania się do pamięci przez system odwzorowuje on adres wskazany przez system na fizyczny sprzętowy: Wirtualny_Gościa -> Fizyczny_Gościa / Wirtualny_Hypervisora -> Fizyczny_Hypervisora Jeżeli w buforze translacji nie znajduje się poprawny deskryptor to Hypervisor musi przetłumaczyć adres fizyczny gościa na swój fizyczny, a jest to operacja nietrywialna w x86: zamiast 3 dostępów do pamięci, należy wykonać 3 ( VG -> FG ) * 3 ( VH -> FH ) = 9 odwołań. Dodatkowo dochodzi problem, że czyszczenie bufora translacji dla jednego systemu operacyjnego czyści też translacje innym systemom. Rozwiązaniem powyższym problemów jest parawirtualizacja: Hypervisor na początku ustawia wszystkie strony jako nieważne i wypełnia je przy obsłudze błędów. Aby ograniczyć straty wydajności spowodowane czyszczeniem bufora translacji powstały dwa mechanizmy: a) Dodanie identyfikatora maszyny wirtualnej do adresu wirtualnego b) Mechanizm Nested Paging: dołożenie sprzętu odpowiedzialnego za równoległą translację adresów gościa oraz Hypervisora ( sklejony adres fizyczny gościa, fizyczny HV ) Ostatecznie mikrokod jednostki stronicowania stworzy deskryptor strony, w którego skład wchodzi: - ID gościa - adres wirtualny gościa - adres fizyczny Hypervisora Następnie załaduje ten deskryptor natychmiast do TLB bufora translacji Plusem stosowania powyższych mechanizmów jest też to, że translacją nie zajmuje się oprogramowanie, ale mikrokod co diametralnie przyśpiesza czas wykonania translacji. Dodatkowo możemy przyśpieszyć translacje poprzez usunięcie dodatkowych poziomów tablic dla Hypervisora. Nie potrzebuje on granularności 4kb, a nawet 2Mb, może on wskazywać od razu na strony 1Gb przydzielone dla każdego systemu.
Pytania kontrolne i odpowiedzi 1. W jaki sposób normalny OS przełącza procesy? OS przygotowuje stos procesu, wrzuca na niego przynajmniej PC i SR, na stos systemowy tworzonego procesu wrzuca to co proces spodziewa się tam zastać. Następnie blokuje przerwania, przeładowuje SP i robi powrót z obsługi wyjątku. Tak więc proces przełączamy w procedurze obsługi wyjątku. 2. Wymień sposoby realizacji priorytetów przerwań a) procedura obsługi przerwania rozpoczyna wykonanie na poziomie 3 z zablokowanymi przerwaniami. Po zakończeniu sekcji krytycznej odblokowujemy przerwania i procedura może być przerwana przez inne przerwanie. b) pole poziomu + osobne pole zezwolenia na przerwanie - tak jest w niektórych CPU 3. Wymień podstawowe różnice między procedurą obsługi przerwania, a zwykłą procedurą. - musi zachować rejestry typu scratch - kończy się instrukcją RETI 4. Do czego w procesorze ARM służy rejestr IP? Jest to Intra-procedure call scratch register. Służy on do wykonywania dalekich skoków w następujący sposób: - kompilator / konsolidator wstawia tablice stałych między procedury - są to stałe wykorzystywane przez procedurę, m.in. adres skoku. - konsolidator wstawia do kodu wstawkę: "załaduj adres z pamięci do IP, skacz pod adres z IP" 5. Opisz jak zrealizowany został powrót z obsługi wyjątku w procesorach ARM Cortex Skoki w ARM są wykonywane ze śladem w rejestrze LR - jest on zrzucany na stos, gdy trzeba znowu skoczyć. Możliwe jest wykonanie instrukcji POP PC (wczytanie LR ze stosu do PC). Procedura obsługi wyjątku zapamiętuje a1,a2,a3,a4 (scratch),pc,lr,sp,ip na stosie, następnie wpisuje 0xFFFFFFFx do LR (jest to nielegalny adres powrotu, tam znajdują się rejestry sterujące). Powrót z procedury (JR/POP) w momencie, gdy w LR znajduje się nielegalny adres spowoduje włączenie się mikrokodu wykonującego powrót z obsługi wyjątku -> mikrokod zdejmie ze stosu zachowane rejestry. Procedura poziomu użytkownika próbując zrobić coś takiego wyleci na błędzie. Dzięki temu piszemy procedurę obsługi przerwań jak normalną procedurę, np. w C. The Definitive Guide to the ARM Cortex-M3 6. Na czym polega specyfika mikrokodu ARM? Procesor nie wykonuje klasycznie rozumianego mikrokodu. Generuje sobie sam instrukcje i wykonuje je jak normalne instrukcje - zmniejszony czas reakcji procesora dzięki eliminacji czasu wykonania mikrokodu. 7. Opisz sposób realizacji priorytetów procedur obsługi wyjątków w ARM - Cortex - przyjście przerwania w trakcie wykonywania aplikacji powoduje składowanie kontekstu - przyjście przerwania o wyższym priorytecie podczas wykonywania innego przerwania, powoduje składowanie kontekstu - po zeskładowaniu kontekstu (aplikacji bądź przerwania) wybierane jest do obsługi przerwanie o najwyższym priorytecie (może to być inne przerwanie niż te, które uruchomiło składowanie kontekstu) - jeśli w trakcie odtwarzania kontekstu przyjdzie przerwanie o wyższym priorytecie, niż odtwarzane, zapominamy o tym że odtworzyliśmy fragment kontekstu i natychmiast przechodzimy do obsługi przerwania o wyższym priorytecie.
1. Wymień kategorie VM a) maszyny czysto wirtualne - np. Java,.NET - zrealizowane czysto programowo, nie odzwierciedlają żadnego rzeczywistego komputera b) parawirtualizacja - gość wie, że działa na maszynie wirtualnej, nie na rzeczywistym sprzęcie. Część zadań realizujemy przez jawne odwołania do hypervisora. Dzięki temu VM działa wydajnie, a jej napisanie jest prostsze, bo musi mniej zachowań symulować dla gościa. VM realizujemy z mocnym wsparciem sprzętowym. c) maszyna realizująca komputer identyczny programowo z istniejącym w rzeczywistości. Mocne wsparcie sprzętowe. 2. Opisz problem stronicowania w VM (Realizacja przekształcenia VG -> PG/VH -> PH). W momencie gdy Gość wylatuje na błędzie jednostki stronicowania, hypervisor musi przejrzeć jego tablice stron (ma do nich dostęp, bo gość podał mu swoją wartość cr3 - próbując ją wpisać do CR3 wyleciał na błędzie). Jeśli nie znajdzie deskryptora w tablicach stron gościa, a na błędzie wyleciała aplikacja, niech gość ją ukarze. Jeśli było to legalne odwołanie, to hypervisor wpisuje do rzeczywistej tabeli stron deskryptor który dla adresu VG wskazuje na PH. Operacja ta wymaga przejścia po całym drzewie rzeczywistej jednostki stronicowania dla odczytania każdego poziomu tablicy stron gościa - jest bardzo kosztowna czasowo. (Rozwiązaniem może być np. parawirtualizacja) Dodatkowym problemem jest czyszczenie całego bufora translacji stron przy przełączaniu gości. 3. Na czym polega mechanizm intercept? Jest to mechanizm przechwycenia w hypervisorze, analogiczny do mechanizmu wyjątków w OS. Przechwycenie polega na przerwaniu wykonywania się kodu gościa i przekazaniu sterowania hypervisorowi. Przechwycenie powinny powodować: - przerwania sprzętowe - błędy - operacje I/O - niektóre akcje i operacje procesora, które nabierają nowego znaczenia w kontekście VM Przechwyceniem nie powinny kończyć się pułapki, które są wewnętrznym mechanizmem OS. Część przechwyceń będzie się kończyć odbiciem przerwania do gościa. Ponadto potrzebujemy mechanizmu wstrzykiwania dowolnych wyjątków do gościa. Można skonfigurować na poziomie sprzętu, jakie akcje będą powodować przechwycenie (dostęp do rejestrów, wybrane wyjątki systemowe, odczyt CPUID, instrukcje: NOP, PAUSE, HLT, odczyt rejestru TSC mierzącego czas itd) 4. Opisz usprawnienie w obsłudze stronicowania VM i TLB zastosowane u Intela. a) Wydłużanie adresu wirtualnego - na jego początku dopisywana jest wartość rejestru identyfikatora VM - dla hypervisora jest to 0, dla gości wartości niezerowe. Dopiero takie adresy są wpisywane do bufora translacji adresów, dzięki czemu nie musimy go czyścić przy przełączaniu gości. b) Jednostka stronicowania dokonuje dwóch translacji jednocześnie - działa ona jednocześnie na dwóch strukturach : gościa i hypervisora (nested paging). Za tablewalk w momencie chybienia TLB, zarówno po strukturach gościa jak i hypervisora odpowiada mikrokod. Mikrokod wpisuje deskryptor ["id_gościa" + VG -> PH] bezpośrednio do TLB, taki deskryptor nie jest składowany nigdzie w pamięci. Wciąż potrzebne jest 20 dostępów do pamięci w pesymistycznym przypadku (4 poziomy tablic stron hypervisora x 4 poziomy tablic stron gościa dla translacji VG -> PG + 4 poziomy tablic stron hypervisora dla translacji PG/VH -> PH), ale dzięki temu że wykonuje je mikrokod, zyskujemy 3-10% przyspieszenia.