2. Pentium und Freunde 2.1. Pentium Baureihen 2.1.1 Der Intel

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2. Pentium und Freunde 2.1. Pentium Baureihen 2.1.1 Der Intel
2. Pentium und Freunde
2.1. Pentium Baureihen
2.1.1 Der Intel P54C
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Einführung 1993.
60 – 200 MHz; Front Side Bus: 50, 60 und 66 MHz.
16 KB Level 1 Cache (8 KB + 8 KB).
Kernspannung 3.3V; ca. 3.3 Mio Transistoren.
Socket 4 (P60, P66); Socket 5 (P75-P133); Socket 7 (P75-P200).
2.1.2 Der Intel Pentium Pro
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Einführung 1995.
150 – 200 MHz; Front Side Bus: 60 und 66 MHz.
16 KB Level I Cache (8K + 8K).
256 KB – 1 MB Level II Cache on Chip.
Socket 8; Kernspannung 3.3V.
Transistoren: ~ 5.5 Mio (CPU) + 15.5 – 62Mio (Level 2 Cache).
schlechte 16-Bit Performance.
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2.1.3 Der Intel P55C
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Einführung 1997.
133 – 233 MHz (Mobile Tillamock: -300 MHz).
Front Side Bus: 60 und 66 MHz.
32 KB Level 1 Cache (16 KB + 16 KB).
Multi Media Extension MMX.
Socket 7; Kernspannung 2.8V; ca. 4.5 Mio Transistoren.
2.1.4 Der Intel Pentium II
− Einführung 1997; überarbeiteter Pentium Pro.
− 32 KB Level 1 Cache (16 KB + 16 KB).
− 512 KB Level 2 Cache:
• halber Prozessortakt,
• nicht auf Chip.
− Slot 1.
− Model Klamath: 233 – 333 MHz; Front Side Bus: 66 MHz; Kernspannung 2.8V.
− Model Deschutes: 350 – 500 MHz; Front Side Bus: 100 MHz; Kernspannung 2.0V.
− Beide Modelle ca. 7,5 Mio Transistoren.
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2.1.5 Der Intel Pentium II Xeon
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Einführung 1998; Ablösung des Pentium Pro.
400 & 450 MHz; Front Side Bus: 100 MHz.
32 KB Level 1 Cache (16 KB + 16 KB).
512, 1024 und 2048 KB Level 2 Cache:
• voller Prozessortakt,
• nicht auf Chip.
− Slot 2.
− Ca. 7.5 Mio Transistoren; Max. 8 CPUs pro Rechner.
2.1.6 Der Intel Celeron
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Einführung 1999.
32 KB Level 1 Cache (16 KB + 16 KB).
Kernspannung 2.0V.
Model Covington:
• 266, 300 MHz; FSB: 66 MHz,
• kein Level 2 Cache; Slot 1.
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− Model Mendocino:
• 300 – 533 MHz; 128 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
• bis 433 MHz als Slot 1 und Sockel 370 danach nur als Sockel 370.
− Model Coppermine:
• 566 – 766 MHz; FSB: 66 MHz.
• 800 – 1100 MHz; FSB: 100 MHz.
• 128 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
• Sockel 370 (FCPGA).
− Model Tualatin:
• 1000 – 1400 MHz; FSB: 100 MHz.
• 256 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
• Sockel 370 (FCPGA-2).
− Model Willamette:
• 1700, 1800 MHz; FSB: 100 MHz.
• 128 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
• Sockel 478.
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2.1.7 Der Intel Pentium III
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Einführung 1999.
Front Side Bus: 100 und 133 MHz.
32 KB Level 1 Cache (16 KB + 16 KB).
Model Katmai:
• 450 – 600 MHz (B = 133 MHz FSB).
• 512 KB Level 2 Cache halber Prozessortakt.
• Slot 1; Kernspannung 2.0V; ca. 9.5 Mio Transistoren.
Model Coppermine:
• 500 – 1.1 GHz; (E bis 600MHz zur Unterscheidung vom Katmai).
• 256 KB Level2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
• Slot 1 und FC-PGA; Kernspannung 1.65V.
• ca. 28 Mio Transistoren.
Model Tualatin:
• 1.13 – 1.4 GHz; Front Side Bus: 133 MHz.
• 256/512 KB Level2 Cache on Chip voller Prozessortakt.
Erweiterungen: Seriennummer & SIMD Befehle (SSE).
Zusätzlich auch Xeon Varianten auf Basis des PIII Kerns.
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2.1.8 Der Intel Pentium 4
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Einführung 2000.
Front Side Bus: 100 & 133 MHz (effektiv: 400 & 533 MHz).
8 KB Level 1 Daten Cache.
12 KB Level 1 Code Cache für dekodierte µOps.
Zunächst Sockel 423 später Sockel 478.
Kernspannung ~1.5V.
Model Willamette:
• 1.3 – 2 GHz; Front Side Bus: 400 MHz.
• 256 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt
• ca. 42 Mio Transistoren.
− Model Northwood:
• 2 – 2.8 GHz; Front Side Bus: 533 MHz.
• 512 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt
• ca. 55 Mio Transistoren.
− Erweiterungen: zusätzliche SIMD Befehle (SSE 2).
− Nicht geeignet für Mehrprozessorsysteme Xeon Varianten.
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2.2. AMD Baureihen
2.2.1 K5
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Einführung 1995.
75 – 133 MHz.
Front Side Bus: 50, 60 und 66 MHz.
24 KB Level 1 Cache (16 KB + 8 KB).
ca. 4.3 Mio T ransistoren.
Sockel 7.
2.2.2 K6
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Einführung 1997.
166 – 300 MHz.
66 MHz FSB (300 MHz auch mit 100 MHz FSB).
64 KB Level 1 Cache (32 KB + 32 KB).
mit MMX.
ca. 8.8 Mio T ransistoren.
Sockel 7.
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2.2.3 K6-2
− Einführung Mai 1998.
− 266 – 550 MHz.
− Front Side Bus: 100 MHz FSB.
(266, 300, 366 auch mit 66 MHz FSB).
− 64 KB Level 1 Cache (32 KB + 32 KB).
− MMX+ 3DNow!
− Sockel 7; Kernspannung 2.2V.
− ca. 9.3 Mio T ransistoren.
2.2.4 K6-III
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Einführung November 1998.
400 – 550 MHz.
Front Side Bus: 66, 100 MHz.
64 KB Level 1 Cache (32 KB + 32 KB).
256 KB Level 2 Cache on Chip.
Cache auf Board wird als Level 3 Cache verwendet (bis 2 MB).
Sockel 7; ca. 21 Mio T ransistoren.
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2.2.5 Athlon Classic
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Einführung 1999.
500 – 1000 MHz.
Front Side Bus: 200 MHz (2 * 100 MHz).
128 KB Level 1 Cache (64 KB + 64 KB).
512 KB Level 2:
• bis 700 MHz 1/2 Prozessortakt,
• 750 – 850 MHz 2/5 Prozessortakt,
• 900 – 1000 MHz 1/3 Prozessortakt.
− Enhanced 3DNow! (zusätzliche Befehle) und MMX.
− Slot A; ca. 22 Mio T ransistoren.
2.2.6 Athlon Thunderbird
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−
Einführung 2000.
650 – 1400 MHz; Front Side Bus: 200 & 266 MHz.
128 KB Level 1 Cache.
256 KB Level 2 Cache on Chip.
Socket A + Slot A.
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2.2.7 Athlon XP
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Einführung 2000.
1.33 – 2.133 GHz.
Front Side Bus: 266 MHz (2 * 133 Mhz).
128 KB Level 1 Cache.
256 KB Level 2 Cache on Chip.
Socket A; ca. 37 Mio T ransistoren.
Unterstützt 3DNow! und Intel SSE (nicht SSE 2).
Modelle: Palomino & Thoroughbred (je nach Takfrequenz) .
Athlon MP Varianten für Multiprozessor-Systeme.
2.2.8 Duron
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−
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−
−
Einführung 2000.
600 – 1300 MHz.
200 MHz FSB (2 * 100 MHz).
128 KB Level 1 Cache.
64 KB Level 2 Cache on Chip.
Socket A; ca. 25 Mio T ransistoren.
Modelle: Spitfire (- 900 MHz); Morgan (- 1.3 GHz und SSE).
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2.3. Architekturmerkmale am Beispiel des Pentium III
2.3.1 Überblick
System-Bus
L2-Cache
Bus-Interface
L1-Instruktionen
Cache
Fetch & Decode Unit
-in Programm-Reihenfolge
-dekodiert Befehle in µBefehle
-Sprungvorhersage
L1-Daten
Cache
Dispatch / Exceute
- Ausführung von µBefehlen
- 5 Ports vorhanden
Retirement Unit
- beendet Befehle in
Programm-Reihenfolge
- schreibt Ergebnisse in
Programm-Reihenfolge
Instruktionspool
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2.3.2 Fetch & Decode Unit
• Lädt und dekodiert Intel Makrobefehle.
• Diese werden in einfachere sogenannte µOps zerlegt.
• Instruction-Prefetcher lädt immer 16-Byte alignierte Blöcke.
• Eine Maschineninstruktion wird in eine oder mehrere µOps aufgeteilt:
− 1 µOperation: or eax, 0x4711
• Wert odern.
− 2 µOperationen: mov[es:0x10], eax
• berechnen der Zieladresse.
• speichern.
− 4 µOperationen: add [es:0x10], eax
• laden von [es:0x10]
• addieren
• berechnen der Zieladresse
• speichern
− komplexe Instruktionen benötigen mehr als 4 µOperationen: enter, leave
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• Pro Takt können bis zu 3 Maschineninstruktionen dekodiert werden:
− insgesamt 3 Decodierer.
− Decoder 0 kann Maschinenbefehle mit bis zu 4 µOps dekodieren.
− Decoder 1 & 2 können nur Maschinenbefehle mit 1 µOp dekodieren
Optimal Befehle im 4:1:1 Schema anordnen.
• µOperationen werden im Instruktionspool abgelegt.
Sprungvorhersage
• Ziel: Instruktionspool sollte immer gefüllt sein
mov eax, a
mov ebx, b
cmp a,b
jle @else
mov ecx, 0
jmp @end
@else: mov ecx, 1
@end:
• Problem: welcher Befehl soll als nächstes dekodiert werden: mov ecx,0
oder mov ecx,1?
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• Lösung: Prozessor führt Code spekulativ aus.
• Realisierung im Pentium II & III:
− Branch Target Buffer (BTB) mit 512 Einträgen mit folgendem Aufbau:
• Adresse des Sprungbefehls,
• Sprung ausgeführt: Ja oder Nein (4-Bit Zähler).
− Jeder Sprung (ausgeführt oder nicht) wird vermerkt.
− Statische und dynamische Sprungvorhersage.
• Statische Sprungvorhersage:
− Falls Sprung nicht in BTB bekannt ist.
− Sprungentscheidung nach folgenden Regeln:
• Bedingte Rückwärtssprünge: Sprung ausführen.
• Bedingte Vorwärtssprünge: Sprung nicht ausführen.
• Unbedingte Sprünge: Sprung ausführen.
− Strafzyklen (Penalties):
• Keine: es wird korrekt vorhergesagt, dass der Sprung nicht ausgeführt wird.
• Ca. 5 Zyklen: es wird korrekt vorhergesagt, dass der Sprung ausgeführt wird.
• Mind. 10 Zyklen (bis zu 15 Zyklen!): es wurde falsch vorhergesagt.
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• Dynamische Sprungvorhersage (Beispiel):
Befehlsdekodierer
00: mov eax, a
01: mov ebx, b
02: cmp eax, ebx
03: jle 6
04: mov c,0
05: jmp 7
06: mov c,1
Sprungvorhersage
Was machen?
Springen
oder
nicht springen?
..
..
..
03: letztes mal gesprungen
..
..
..
Springen!
• Strafzyklen (Penalties):
− Keine: es wird korrekt vorhergesagt, dass der Sprung nicht ausgeführt wird.
− 1 Zyklus: es wird korrekt vorhergesagt, dass der Sprung ausgeführt wird.
− Mind. 9 Zyklen (bis zu 26 Zyklen!): es wurde falsch vorhergesagt.
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2.3.3 Dispatch & Execute Unit
• Die fünf Ausführungseinheiten:
Load-Einheit
Load-Einheit
(16-Einträge)
Port-2
Store-AddressStore
-AdressCalculation-Einheit
Calculation-Einheit
(12-Einträge)
Port-3
Store-Einheit
Store-Einheit
(12-Einträge)
Port-4
Reservierungsstatio
Reservierungsstation
n
Port-1
Port-0
IntegerPipeline
Integer
Pipeline
MMX
MMXPipeline
Pipeline
IntegerPipeline
Integer
Pipeline
FPU Pipeline
SIMD
SIMDPipeline
Pipeline
Adressberechnun
Adressberechnung
g
(LEA)
MMX Pipeline
SIMD Pipeline
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• In einem Takt können bis zu 5 µOps verteilt werden (nicht jeder Befehl
kann auf jedem Port ausgeführt werden).
• Umsortieren von unab. Instruktionen Ziel: maximale Parallelität.
• Latenz und Durchsatz (ausgewählte Beispiele für Port-0):
Einheit
Integer ALU, LEA & Shift
Integer Multiplikation
FADD
FMUL
FDIV (single
Latenz (in Taktyklen) Durchsatz (pro Taktzyklus)
1
1
4
1
3
1
5
0,5
18/32/38
Keine Pipeline
precision/double/extended)
2.3.4 Retirement Unit
• Damit die Semantik erhalten bleibt, müssen die Ergebnisse der µOps in
Programmreihenfolge sichtbar werden.
• Abzuschließende µOps werden im sogenannten Reorder Buffer abgelegt.
• Bis zu 3 µOps können pro Takt abgeschlossen werden.
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2.4. Spezielle Prozessorinstruktionen
2.4.1 CPU bestimmen
• Nicht jeder Befehl ist auf jeder CPU vorhanden.
Identifikation der CPU mittels der Instruktion CPUID
• CPUID:
−
−
−
−
Eingeführt bei den „späten“ 80486.
Befehl vorhanden, wenn in EFLAG Bit 21 gesetzt, sonst ungültige Instruktion.
Auf Cyrix und NexGen Prozessoren muß der Befehl erst aktiviert werden.
Eingabeparameter (Standard-Level) für CPUID immer in EAX:
EAX
0
1
2
3
Bedeutung
get maximum supported standard level and vendor ID string
get processor type/family/model/stepping and feature flags
get processor configuration descriptors
get processor serial number
• Ausführliche Beschreibung: http://www.sandpile.org/ia32/cpuid.htm
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• Beispiel: Identifikation der CPU
xor eax,eax
cpuid
// 0 = get max. supported standard level & vendor ID string
Ergebnis:
EAX-Eingabe Information
0
EAX: maximaler Parameter von CPUID
(1: für Pentium; 2: ab Pentium Pro)
EBX: Genu
EBX: Auth
EDX: ineI
EDX: enti
ECX: ntel
ECX: cAMD
1
EAX[3:0]
Stepping ID
EAX[7:4]
Model
EAX[11:8]
Family
EAX[13:12]
Processor type
EAX[31:12]
Reserved
EBX
Reserved
ECX
Reserved
EDX
Feature flags
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• Die Feature-Flags (Standard-Level 1):
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
−
XMM: Streaming SIMD Erweiterung unterstützt
MMX: MMX Erweiterungen unterstützt
PSN: Prozessor Seriennummer vorhanden
PSE36: Unterstützt paging mit 4MB Seiten und 36-Bit phys. Adr.
CMOV: Condtional Move vorhanden
MCA: Machine Check Architecture
PGE: TLB nicht komplett löschen, beim Schreiben von CR3
MTRR: Memory Type Range Registers vorhanden
SEP: SYSENTER und SYSEXIT vorhanden
APIC: Advanced Programmable Interrupt Controller
CX8: CMPXCHG8B Befehl vorhanden
MCE: Machine Check Exception
PAE: physikalische Adressen > 32 Bit unterstützt
MSR: Model Spezifische Register vorhanden
TSC: Time Stamp Counter vorhanden
PSE: Prozessor unterstützt 4 MByte Kacheln
DE: I/O Debug Erweiterungen
VME: Virtual 80x86 Erweiterungen
FPU: Intel 387 Fließkomma Einheit im Prozessor
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28
24
16
8
0
XMM
FXSR
MMX
PN
PSE
FGPAT
CMOV
MCA
PGE
MTRR
SEP
APIC
CX8
MCE
PAE
MSR
TSC
PSE
DE
VME
FPU
2.4.2 CMOV
• Konditionaler Move Befehl:
− zur Vermeidung von Sprungbefehlen.
− Anleihe bei der IA-64 Architektur (Itanium).
− Format der Bedingung wie bei bedingten Sprüngen.
; Beispiel eax = Max(eax, ebx)
; mit Sprung
cmp eax, ebx
jge cont ; springe wenn eax>=ebx
mov eax, ebx
cont:
; Jetzt mit cmove
cmp eax, ebx
cmovl eax, ebx ; führe Befehl aus, wenn eax<ebx
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2.4.3 Exkurs: Floating Point Unit
• Ursprünglich als Koprozessor 80x87; On-Chip ab 80486, 1989.
• Kurzer Überblick:
− 8 Fließkommaregister (80-Bit) stackbasiert und 7 Datentypen.
− Register können nur relativ zu TopOfStack (TOS) adressiert werden.
− Operationen werden grundsätzlich auf st(0) ausgeführt, wobei der zweite Operand
jedes andere Datenregister oder eine Speicherstelle sein kann.
− Spezielle Register (jeweils 16-Bit):
• Status: Exception Flags; Kontrolle: Abschneiden, Rundeverfahren, ...
• Tag: je 2-Bit pro Datenregister (00=valid; 01=zero; 10=special; 11=empty).
− Beispiel: result = (1.9+0.9)*9.8
1.9
ST(0)
FLD 1.9
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2.8
FADD 0.9
ST(0)
2.8
9.8
FLD 9.8
ST(1)
ST(0)
27.44
FMULP
30
ST(0)
TOS
FSTP result
2.4.4 MMX
• Multi Media eXtension, 1996.
• Die MMX Technologie besteht aus:
− 8 MMX Register (MM0-MM7) zu je 64-Bit.
− 4 MMX Datentypen:
• Packed Bytes (8x8 Bits):
• Packed Word (4x16 Bits):
56
48
40
48
32
24
32
32
• Packed Double Word (2x32 Bits):
16
16
8
0
0
0
0
•
QuadWord (1x64 Bits):
− 57 MMX Befehle: Basierend auf dem SIMD Prinzip
nützlich für Multimedia (z.B. mehrere Pixel parallel Aufhellen)
• Gewinn nur bei angepassten Anwendungen.
• FPU kann nicht parallel verwendet werden.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
31
• MMX Befehle „überdecken“ die Fließkommaregister:
− Jeder MMX-Befehl setzt das FP-Tag auf „valid“ = 00.
− Die obersten 16-Bit des FP-Registers werden auf „1“ gesetzt.
− EMMS gibt Register frei (FP-Tag = 11 „empty“).
FPU-Register
FP-Tag
0 0
79
63
63
111...1
0
0
MMX7
111...1
111...1
111...1
111...1
TOS
111...1
111...1
111...1
MMX0
MMX-Register
• Umschalten der Register:
− Beliebiger MMX-Befehl aktiviert MMX-Register.
− Der MMX-Befehl EMMS reaktiviert die FPU-Register.
− Jede Umschaltung löscht den Inhalt sämtlicher Register teuer.
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32
• Eine kleine Übersicht der MMX Befehle:
− Addieren/Subtrahieren: (anwendbar auf Byte, Word, Dword & Qword)
56
48
40
32
24
16
8
0
MM0
12
+
123
+
37
+
48
+
19
+
230
+
3
+
95
+
MM1
45
84
72
38
95
16
23
11
246
26
106
PADDB MM0, MM1
MM0
57
207
109
86
114
− Addieren/Subtrahieren mit Sättigung (Saturation):
• Kein Wraparound bei Addition und Subtraktion,
• Anwendbar auf signed/unsigned Byte, Word, Dword,
• PADDUSB (Überlauf=255); PADDSB (Überlauf=127/-128).
56
48
40
32
24
16
8
0
MM0
120
+
123
+
37
+
48
+
19
+
230
+
3
+
95
+
MM1
210
84
255
192
100
26
23
11
255
26
106
PADDUSB MM0, MM1
MM0
255
207
255
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240
119
33
− Multiplikation mit nachfolgender Addition (z.B. für Vektor-Kreuzprodukt):
56
MM0
MM1
48
40
32
24
16
8
12
37
19
95
*
*
*
*
45
72
95
11
+
0
+
PMADDWD MM0, MM1
MM0
3204
2850
− Konvertierung von Dword nach Word mit Sättigung:
(anwendbar auf signed/unsigned Dword)
MM1
PACKSSDW MM0, MM1
2232
MM0
-343232
2232
MM0
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
-32768
32767
-16123
1000121
-16123
34
− Vergleichsoperationen (z.B. Maske berechnen):
• Anwendbar auf Byte, Word und Dword,
• „=“ und „>“ (basierend auf signed).
56
48
40
32
24
16
8
0
MM0
120
=
123
=
37
=
48
=
19
=
230
=
3
=
95
=
MM1
210
123
37
192
19
230
3
11
-1
0
PCMPEQB MM0, MM1
MM0
0
-1
-1
0
-1
-1
• Ergebnis: 0: falsch –1: richtig
− Shiftoperationen (z.B. Chroma Keying):
• Anwendbar auf Word, DWord und Qword,
• Link und Rechts (arithmetisch oder logisch).
MM0
1011000010110100 0001100001100010 1001101001000010 0000000000000001
<<3
<<3
<<3
<<3
PSLLW MM0, 3
MM0
1000010110100000 1100001100010000 1101001000010000 0000000000001000
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
35
• Ein Beispiel Chroma Keying:
+
Bluebox
=
Hintergrund
Ergebnis
− Annahme Bild 16 Bit Farbtiefe (HiColor).
− Berechnung der Maske von „Bluebox“.
MM0
MM1
Bluebox[0]
Bluebox[1]
Bluebox[2]
Bluebox[3]
=
=
=
=
blue
blue
blue
blue
PCMPEQW MM0, MM1
MM0
0x0000
0xFFFF
0xFFFF
0x0000
− Ergebnis:
• blauer Pixel: 0xFFFF (entspricht weiß)
• sonst 0x0000 (entspricht schwarz)
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
36
− ausschneiden der Bilder:
MM0
MM1
Bluebox[0]
Bluebox[1]
Bluebox[2]
Bluebox[3]
and
and
and
and
Mask[0]
Mask[1]
Mask[2]
Mask[3]
PANDN MM0, MM1
MM0
0x0000
Bluebox[1]
Bluebox[2]
0x0000
MM2
Hintergrund[0]
Hintergrund[1]
Hintergrund[2]
Hintergrund[3]
and
and
and
and
Mask[0]
Mask[1]
Mask[2]
Mask[3]
MM1
PAND MM2, MM1
MM2
Hintergrund[0]
0x0000
0x0000
Hintergrund[3]
− Mischen der Bilder:
MM0
MM2
Hintergrund[0]
0x0000
0x0000
Hintergrund[3]
or
or
or
or
0x0000
Bluebox[1]
Bluebox[1]
0x0000
POR MM0, MM2
MM0
Hintergrund[0]
Bluebox[1]
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
Bluebox[2]
Hintergrund[3]
37
− Meßergebnisse in Taktzyklen: Athlon 1 GHz
450000
400000
350000
300000
250000
16-Bit
32-Bit
200000
150000
100000
50000
0
64x64 (o. MMX)
64x64 (MMX)
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
128x128 (o. MMX)
128x128 (MMX)
38
Code-Beispiel (für 32-Bit Farbtiefe):
void chroma32(int bluebox, int background, int image, int imSize, int color) {
_asm {
movd
mm0, color
// load bluebox color
movq
mm3, mm0
// store in mm3
psllq
mm3, 32
// shift to upper word
por
mm3, mm0
// blue box color for lower word
mov
esi, bluebox
// ptr. to source buffer
mov
edi, background
// ptr. to background buffer
mov
edx, image
// ptr. to result buffer
mov
ebx, imSize
// image size in bytes
xor
eax, eax
// clear eax
theLoop:
movq
mm1, mm3
// load mask
movq
mm0, [esi+eax]
// load two source image pixels
pcmpeqd
mm1, mm0
// calc mask
movq
mm2, [edi+eax]
// load two background pixels
pand
mm2, mm1
// cut background
pandn
mm1, mm0
// cut image
por
mm1, mm2
// mix
movq
[edx+eax], mm1
// store two pixels in result buffer
add
eax, 8
// next two pixels
cmp
eax, ebx
// end reached?
jne
theLoop
// if not loop again
emms
}}
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
39
2.4.5 3DNow!
• Einführung mit AMD K6-2 CPU, 1998.
• Weiterentwicklung von MMX durch AMD:
−
−
−
−
3DNow! unterstützt auch Gleitkomma (wichtig für 3D-Spiele).
MMX Register werden weiter verwendet.
Insgesamt 21 zusätzliche SIMD-Befehle.
FEMMS: schnelle Version von EMMS (F=Fast).
• Neuer Datentyp für MMX Register:
packed single precision floating point
• Prefetching:
32
32-BitFließkomma
Fließkomma
32-Bit
32-BitFließkomma
Fließkomma
32-Bit
− Befehle: PREFETCH adr
− Idee: Multimedia-Anwendungen besitzen reguläre Speicherzugriffsmuster
Daten voraussschauend Laden.
− Cacheline, welche die Adresse adr enthält in den Level-1 Cache laden (es werden
noch keine Access-Bits gesetzt).
− Befehl wird nicht ausgeführt, wenn adr ungültig ist (z.B. Segment nicht vorhanden;
Seite nicht vorhanden...).
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
40
Code-Beispiel: 3D Vektor-Addition
typedef struct _D3DVECTOR {
float x,y,z;
}D3DVECTOR;
void add_vect3Dnow(D3DVECTOR *r, const D3DVECTOR *a, const D3DVECTOR *b) {
_asm {
mov
eax,a
// addr of a
mov
edx,b
// addr of b
movq
mm0,[eax]
// load x,y of a
movd
mm1,[eax+8]
// load z of a
mov
eax,r
// load addr of r
movd
mm2,[edx+8]
// load z of b
pfadd
mm0,[edx]
// a.x+b.x and a.y+b.y
pfadd
mm1,mm2
// a.z+b.z
movq
[eax],mm0
// store r.x & r.y
movd
[eax+8],mm1
// store r.z
femms
}}
• Enhanced 3DNow!:
− 24 zusätzliche Befehle.
− Ab Athlon Classic, 2000.
− Memory Streaming: direkter Speicherzugriff (ohne Write-Allocate im Cache).
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
41
• Vorteile:
− Einfacher Datenaustausch zw. MMX und 3DNow! (kein Umschalten nötig).
− Schiebebefehle und Bitoperationen von MMX Registern können ebenfalls verwendet
werden.
• Nachteil: FPU kann nicht parallel verwendet werden.
• Gewinn auch hier nur bei angepassten Anwendungen.
2.4.6 ISSE
• ISSE = Internet Streaming SIMD Extension.
• Eingeführt mit Pentium III, 1999.
• MMX weiterhin vorhanden.
• 70 neue Befehle – Kategorien:
− SIMD-Floating Point,
− New Media Instructions,
− Streaming Memory Instructions.
• SSE 2: Eingeführt 2000, mit Pentium 4 (144 zusätzliche Befehle).
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
42
• Neue Register:
− 8 seperate 128-Bit Register XMM0-XMM7 (für 4 Float oder 2 Double Werte):
96
32-Bit Fließkomma
64
32-Bit Fließkomma
32
32-Bit Fließkomma
0
32-Bit Fließkomma
− Vorteil: Parallele Verwendung von Streaming SIMD und MMX oder FPU mögl.
− Nachteil: Betriebssysteme müssen angepasst werden, da SIMD Register (128-Bit) bei
Taskwechsel gesichert werden müssen.
• Ausgewählte Befehle: ISSE & 3DNow!
3DNow!
PF2ID
PFCMPEQ
PFCMPGE
PFCMPGT
PFMAX
PFMIN
PFMUL
PFSUB
PI2FD
ISSE
CVTPS2PI
CMPEQPS equal
CMPNLTPS greater than or equal
CMPNLEPS greater than
MAXPS
MINPS
MULPS
SUBPS
CVTPI2PS
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
Erklärung
packed float nach packed integer
MMx=MMy
MMx>=MMy
MMx>MMy
Maximum
Minimum
Multiplikation
Subtraktion
Integer nach float
43
Codebeispiele:
void add(float *a, float *b, float *c, int bytes) {
_asm {
mov
eax, a
mov
ebx, b
mov
edx, c
xor
ecx, ecx
label:
fld
[dword ptr eax+ecx]
fadd
[dword ptr ebx+ecx]
fstp
[dword ptr edx+ecx]
add
ecx, 4
cmp
ecx, bytes
jne
label
}}
// c[x] = a[x]+b[x];
// der nächste Wert
void addISSE(float *a, float *b, float *c, int bytes) {
_asm{
mov
eax, a
mov
ebx, b
mov
edx, c
xor
ecx, ecx
label:
movaps xmm0, [eax+ecx]
addps
xmm0, [ebx+ecx]
movaps [eax+ecx], xmm0
add
ecx, 16
// die nächsten 4 Werte
cmp
ecx, bytes
jne
label
}}
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
44
void add3Dnow(float *a, float *b, float *c, int bytes) {
_asm{
mov
eax, a
mov
ebx, b
mov
edx, c
xor
ecx, ecx
label:
movq
mm0, [eax+ecx]
pfadd
mm0, [ebx+ecx]
movq
[edx+ecx], mm0
add
ecx, 8
// die nächsten 2 Werte
cmp
ecx, bytes
jne
label
femms
}}
• Messergebnisse:
6000
5000
4000
3000
Taktzyklen
2000
1000
0
AMD K6II ohne
3DNow!
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
AMD K6II mit
3DNow!
PIII ohne ISSE
PIII mit ISSE
45
Streaming Store
• Bei Intel ab Pentium III und bei AMD ab Athlon.
• Speicherbefehle, die am Cache vorbei in den Speicher schreiben:
− MOVNTQ: 64-Bits direkt in Speicher kopieren (Cache auslassen).
− MASKMOVQ: wie MOVNTQ, aber mit Byte-Maske.
− MOVNTPS: wie MOVNTQ, aber 128-Bit.
• Eigenschaften:
− Abgeschwächte Konsistenz evt. andere Reihenfolge von Schreiboperationen.
− Write Combining Strategie wird angewandt:
• Bündeln von aufeinanderfolgenden Schreibzugriffe auf die selbe Cache-Line.
• Aufeinanderfolgende Schreibzugriffe an die selbe Speicherposition werden
durch die letzte Schreiboperation ersetzt.
− Explizites Spülen der WC-Puffer durch SFENCE Instruktion (Store Fence).
• Vorteile:
• Steigerung des Durchsatzes bei Schreibzugriffen.
• L1 und L2 Cache werden weniger gespült.
• Nachteil: Schwächeres Konsistenzmodell SFENCE explizit nötig!
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
46
• Beispiel: Initialisierung eines Speicherblockes:
− Standardansatz:
void clearStd(int adr, int bytes) {
_asm { xor
ebx, ebx
mov
eax, adr
xor
ecx, ecx
mov
edx, bytes
label:
mov
[eax+ecx],ebx
add
ecx, 4
cmp
ecx, edx
jne
label
}
}
// clear ebx
// load address
// clear counter
// bytes
// write ’0’
// next location
// done?
// if not, loop
− STOS (Store String – Bytefolge schreiben):
void clearSTOS(int addr, int bytes) {
bytes=bytes>>2;
_asm { mov
edi,addr
xor
eax,eax
mov
ecx,bytes
cld
rep
stos dword ptr es:[edi]
}
}
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// number of 32-Bit accesses
// destination address
// byte to write 0
// number of iterations
// ascending addresses
// destination location
47
− Streaming:
void clearStreaming(int addr, int bytes) {
_asm{ pxor
mm0, mm0
mov
eax, addr
xor
ecx, ecx
mov
edx, bytes
label:
movntq [eax+ecx],mm0
add
ecx, 8
cmp
ecx, edx
jne
label
sfence
emms
}
}
// clear mm0
// destination address
// init counter
// number of bytes
// write 8 Byte
// next 8 Byte
// end?
// if not, loop again
// sync.
// free MMX registers
• Messergebnisse Pentium III 800EB:
800
600
400
200
0
MB/s
Standard
STOS
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Streaming
48
Prefetching
• Speicherzugriff langsam Daten explizit vorab in Cache laden.
• Befehle (erzeugen keine Exceptions oder Seitenfehler):
−
−
−
−
PREFETCHNTA address: Cacheline address nur in Level 1 Cache laden.
PREFETCHT0 address: Cacheline address in alle Cache-Level laden.
PREFETCHT1 address: Cacheline address in Cache-Level 2+ laden.
PREFETCHT2 address: Cacheline address nur in Cach- Level 3 laden.
• Beispiel: Kopieren eines Speicherblockes:
− Nächste Daten in L1-Cache laden (PREFETCHNTA),
− Kopieren: Lesen mit MOVAPS, Schreiben mit MOVNTPS (jeweils 16-Byte).
2.4.7 Seriennummer
• In CPU eingebaut eindeutige Identifikation
• Gedacht zum Beispiel für Online-Shopping.
• Über BIOS oder Software deaktivierbar heimlich auslesbar (c’t 5/99)!
• Wegen Proteste mit Pentium 4 wieder abgeschafft.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
49
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
DR7
BT
BS
BD
0
1
1
1
1
1
1
1
1
B3
B2
B1
B0
0
R/W0
0
0
GD
0
0
Res
GE
LE
G3
L3
G2
L2
G1
L1
G0
L0
Reserviert (1)
LEN0
R/W1
LEN1
R/W2
LEN2
R/W3
LEN3
2.4.8 Test- und Debugwerkzeuge
• Register:
DR6
Reserviert
DR5
Reserviert
DR4
Breakpoint Lineare Adresse 3
DR3
Breakpoint Lineare Adresse 2
DR2
Breakpoint Lineare Adresse 1
DR1
Breakpoint Lineare Adresse 0
DR0
50
• Überwachung des Programmablaufs:
− Hardware-Haltepunkte (Debug-Exceptions, INT 1), wenn:
• Lese/Schreibzugriff auf Byte, Word, Dword.
• Lese/Schreibzugriff auf Byte, Word, Dword im I/O-Adreßraum.
• Modifikation der Debug Kontroll Register.
• Bei jeder Instruktion im Single Step Mode.
− Software-Haltepunkt durch Breakpoint-Exception (INT 3).
• Das Debug Kontroll Register DR7:
− GD: 1: Debug-Exception bei Zugriff auf die Register DR0-DR7
(Bit wird bei einer Debug-Exception automatisch gelöscht).
− LE, GE: Sollten immer auf den Wert 1 gesetzt werden (historische Register).
• Das Debug Status Register DR6:
−
−
−
−
−
B0..B3: Bedingung für BreakpointX ist erfüllt, auch wenn Lx & Gx auf 0 gesetzt sind.
BD: Es wurde versucht die Debug Register zu modifizieren.
BS: Breakpoint durch Single Step Mode.
BT: Task Switch zu einer Task mit gesetzten T-Bit im TSS-Register.
Bem.: Der Exception Handler sollte jedes Mal das Status Register löschen.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
51
• Ablauf (hier am Beispiel von DR1):
− Lineare Adresse in DR1 eintragen.
− LEN1 (Anzahl der zu überwachenden Bytes):
• 00: 1 Byte
• 01: 2 Byte
• 10: undefiniert
• 11: 4 Byte
− RW1 (Breakpoint-Bedingung):
• 00: Ausführung (LEN1 immer 00!)
• 01: Adresse wird modifiziert
• 10: I/O Zugriff (DE Flag in CR4 setzen!)
• 11: Adresse wird gelesen oder modifiziert (Ausführung der Adresse erzeugt
keine Unterbrechung).
− L1: (enable local Breakpoint):
• Breakpoint-Bedingung gilt nur für die aktuelle Task.
• Bit wird bei Task-Wechsel automatisch gelöscht.
− G1: (enable global Breakpoint):
• Breakpoint-Bedingung gilt für alle Tasks.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
52
• Beispiel:
− Lese/Schreib-Breakpoint auf Adressbereich 0x12000-0x12003
mov eax, 0x12000
mov dr0, eax
mov eax, dr7
or eax, 0xF0303
// Bits:
//
L0=1, G0=1, LE=1, GE=1, LEN=11 (4-Byte)
RW0=11 (Breakpoint-Bedingung)
mov dr7, eax
− Exception 1 wird ausgelöst, wenn auf 0x12000-0x12003 zugegriffen wird.
− Exception wird ausgelöst, bevor der Befehl ausgeführt wird
Nach Beendigung des Exceptionhandlers ist das Resume Flag gesetzt (RF).
• Ablauf der Exception
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
53
#$
+
...
,
/
ESP
$
.
*'
)(
&'
"
!
− Exception 1 wird ausgelöst:
• ResumeFlag gesetzt im Stackframe von der CPU.
• Exception Handler wird abgearbeitet.
%
EIP
− Der auszuführende Code:
− Exception Handler wird beendet (ResumeFlag ist nun gesetzt):
EIP
− mov Instruktion wird nun abgearbeitet:
ResumeFlag gesetzt,
Breakpoint wird
unterdrückt
*
'
3
(
!&
(
)
!&
(
5
!
-
4
)
!&
*
2
!
0
.
1
/ '
+
,-
+
!
"
EIP
!
"
)
!&
(
&
%
$
$
$#
!
"
'
− ResumeFlag wird automatisch gelöscht:
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
54
2.4.9 Model Specific Registers
• Modell-Spezifische Register (MSR):
− große Unterschiede zwischen Intel und AMD.
− gleiche Register an unterschiedl. Offsets.
− Nachfolgend am Beispiel des Pentium III.
• Zugriff auf MSR im (Ring-0) mit den Instruktionen RDMSR & WRMSR
(ECX: Eingabe Nummer des zu lesenden/schreibenden Registers)
mov ecx, 0x10
rdmsr
xor edx,edx
xor eax,eax
mov ecx, 0xC1
wrmsr
// 0x10 = 64-Bit TimeStampCounter
// Ergebnis in Registern EDX:EAX
// Performance Counter0 (löschen)
• Auslesen einiger Daten im Ring-3 möglich:
− RDTSC: TimeStampCounter auslesen.
− RDPMC: Performance Counter (Nummer in ECX) lesen.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
55
Performance Messungen
• Üblicher Ansatz: 1) Stoppuhr an. 2) Programm starten. 3) Stoppuhr aus.
• Liefert keine detaillierten Aussagen – Defizite:
− Effektivität der Sprungvorhersage,
− Cache Misses; TLB Misses, ...
• Messungen mithilfe von MSRs liefern detaillierte Daten:
− Zwei programmierbare 40-Bit Zähler: PerfCtr0 (0xC1) und PerfCtr1 (0xC2).
− Zwei Event-Selektoren: PerfEvtSel0 (0x185) und PerfEvtSel1 (0x186): können zwei
verschiedene Ereignisse unabhängig voneinander zählen.
Event
Logik
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
PerfEvtSel1
PerfCtr1
PerfEvtSel0
PerfCtr0
56
Messen mit einem Pentium Pro (oder höher)
• Performance Event Selectors (PerfEvtSel):
16
INT
PC
E
OS
USR
Counter Mask
INV
EN
24
8
0
Event
Unit Mask
−
−
−
−
Unit Mask & Event: definieren zusammen das zu überwachende Ereignis.
USR (User Mode) gesetzt: Event nur in Ring 1-3 zählen.
OS (Operating System) gesetzt: Event nur im Ring-0 berücksichtigen.
E (Edge Detect) 0: Dauer eines Events; 1: #Events;
− PC (PIN Control):
0: Überlauf Pin PM0/PM1 für einen Takt setzten.
1: Inkrementieren Pin PM0/PM1 für einen Takt setzten.
− INT gesetzt: Zählerüberlauf Exception über den lokalen APIC erzeugen.
− EN: (Enable Counters) Zähler aktivieren/deaktivieren (nur in PerfEvtSel0 vorhanden).
− INV: invertieren des Counter Mask Ergebnisses
− Counter Mask:
INV=0: Event nur zählen, wenn pro Takt mind. Counter Mask Events auftreten.
INV=1: Event nur zählen wenn pro Takt weniger als Counter Mask Events auftreten.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
57
• Ausgewählte Ereignisse:
Event UnitMask Name
0x81 0x00
IFU_IFETCH_MISS
0x85 0x00
0xC7 0x00
ITLB_MISS
0xC5
0xC0
0xC2
0xD0
0x12
BR_MISS_PRED_RETIRED
INST_RETIRED
UOPS_RETIRED
INST_DECODED
MUL
0x00
0x00
0x00
0x00
0x00
CYCLES_INT_PENDING_AND_MASKED
Beschreibung
Number of instruction fetch misses. All instruction fetches
that do not hit the IFU (i.e., that produce memory requests).
Number of ITLB misses.
Number of processor cycles for which interrupts are disabled
and interrupts are pending.
Number of mispredicted branches retired.
Number of instructions retired.
Number of UOPs retired.
Number of instructions decoded.
Number of multiplies (integer and FPU).
• Messungen beim Start von Plurix:
−
−
−
−
−
IFU_IFETCH_MISS: 85.459
ITLB_MISS: 345.739
MUL: 3.184.744
INST_DECODED: 1.621.438.040
INST_RETIRED: 1.603.020.143
INST_DECODED - INST_RETIRED = 18.417.897 (umsonst dekodiert).
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
58
2.5. Caches im Pentium III
2.5.1 Caching Strategien
• Uncachable:
−
−
−
−
Lese/Schreibzugriffe werden nicht gecached.
Schreiboperationen werden nicht verzögert.
Nur sinnvoll für Memory Mapped Geräte.
Sehr langsam jeder Zugriff über Bus.
• Write Combining:
− Lese/Schreibzugriffe werden nicht gecached.
− Schreiboperationen werden in CPU-internen Puffern (4 Stück bei Pentium III)
verzögert und unter Umständen zusammengefasst (Umsortierung ist möglich).
− Weniger Busverkehr, aber evt. explizites Spülen (SFENCE) erforderlich!
− Cache Kohärenzprotokoll (MESI) wird nicht benutzt.
− Geeignet zum Beispiel für Video-Framebuffer: hauptsächlich wird geschrieben
(Lesen selten) und die Schreibreihenfolge ist unkritisch.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
59
• Write-Through:
−
−
−
−
−
Lese/Schreibzugriffe werden gecached.
Read Miss: Cache-Line wird gefüllt.
Write Miss: Cache-Line wird nicht gefüllt. Durchschreiben in Hauptspeicher.
Write Hit: Schreiben in Cache-Line und Durchschreiben in Hauptspeicher.
Beispielsweise sinnvoll für Linear Frame Buffer.
• Write-Back:
−
−
−
−
−
Lese/Schreibzugriffe werden gecached.
Read Miss: Cache-Line wird gefüllt, dann wird aus dem Cache gelesen.
Write Miss: Cache-Line wird gefüllt, dann wird in den Cache geschrieben.
Write Hit: Schreiben nur in Cache-Line.
Write-Back: bei Bedarf wird Cache-Line als Burst-Transaktion in Hauptspeicher
zurückgeschrieben.
− Cache Strategie mit der besten Performance!
• Write-Protected:
− Read Miss: Cache-Line wird gefüllt, dann wird aus dem Cache gelesen.
− Schreibzugriffe gehen direkt auf den Bus und spülen die entsprechende Cache-Line
auf allen Prozessoren.
− Interessant für Code-Segmente.
Systemprogrammierung II, Winter 2002/03, P. Schulthess & M. Schöttner
60
2.5.2 Konfigurieren des L2-Caches
• vor Pentium Pro / Athlon über den Chipsatz:
− Prozessor signalisiert Caching für diese Adresse erwünscht bzw. nicht erwünscht.
− Bzw. Chipsatz signalisiert, diese Adresse nicht cachen.
• Ab Pentium Pro: über das MSR Register (0x11E):
Bits
63:26
25
24
23
22:20
Bezeichnung
reserviert
Cache bus fraction (read only)
reserviert
L2 Hardware Disable (read only)
L2 Physical Address Range support (read only)
111:64GB 110:32GB 101:16GB 100: 8 GB 011:4 GB 010:2GB 001:1 GB 000:512 MB
reserviert
18
Cache State error checking enable (read/write)
17:13 Cache size per bank (read/write)
00001:256 Kbytes 00010:512 Kbytes 00100:1024 Kbytes 01000:2048 Kbytes 10000:4096 Kbytes
12:11 Number of L2 banks (read only)
10:9 L2 Associativity (read only) 00: Direct Mapped 01: 2 Way 01: 4 Way 11: reserviert
8
L2 Enabled (read/write)
7
CRTN Parity Check Enable (read/write)
6
Address Parity Check Enable (read/write)
5
ECC Check Enable (read/write)
4:1
L2 Cache Latency (read/write)
0
L2 Configured (read/write)
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2.5.3 Konfiguration des L1-Caches
• Es gilt: Deaktivierung des L1-Caches
• Steuerung über das CR0 Register:
L2-Cache ebenfalls deaktiviert.
− CacheDisabled (Bit 30): 0: Cache(s) aktiviert;
1: Cache(s) deaktiviert;
− NotWriteBack (Bit 29): 0: Write-Back Strategie; 1: Write-Through Strategie;
• Vorsicht beim Abschalten des Caches während laufendem Betrieb:
− wenn Bit 30 im laufenden Betrieb gesetzt wird:
− Cacheinhalt bleibt erhalten,
− Cache wird nicht mehr neu gefüllt.
Caching deaktivieren:
− Bit30 = 1; Bit 29=1;
− WBINVD: Zurückschreiben der modifizierten Cache-Lines und nachfolgender
Invalidierung.
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2.5.4 Cache Konfiguration auf Seitenebene
• Adressierung im Protected Mode (Wiederholung):
GDTR
Segmentselektor
Globale
Deskriptortabelle
Virtuelle 32 Bit Adresse
Segment-Basis
+
Lineare Adresse
Page
Directory
CR3
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Page
DeskriptorDeskriptorPage
tabelle
Deskriptortabelle
Tables
tabelle
+
Physikalische Adresse !
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Cache Konfiguration (bei Paging):
• CR4:
CR4
− PGE: Page Global Enable (ab Pentium 6).
− Seiten mit G-Bit als global markierbar
werden bei Taskwechsel nicht aus TLB gespült.
P
G
E
• CR3:
−
−
−
−
CR3
PCD: Page-level Cache Disable
PWT: Page-level Write Through
Definieren Caching nur für Page Directory.
PCD & PWT werden ignoriert, falls CD=1 in CR0.
P P
C W
D T
CR0
• CR0:
C N
D W
− CD: Cache Disable (falls CD=0 WBINVD).
− NW: Not Write-Through (Standard-Schreibverhalten).
Page Directory / Table
• Page Directory / Table:
P P
G C W
D T
− PCD & PWT werden ignoriert, falls CD=1 in CR0.
− G: Globale enable (ab Pentium 6)
nur wirksam, wenn PGE in CR4 gesetzt!
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2.5.5 Verfeinerung mit Memory Type Range Registern
• Memory Type Range Register (MTRR):
−
−
−
−
−
Auch auf Athlon verfügbar (kompatibel).
Bereits durch BIOS initialisiert.
96 Speichertypen für phys. Speicherbereiche.
88 feste Bereiche (0-1MB).
8 variable Bereiche.
4 GB
Physikalischer
Speicher
• Zugriff über MSR Register:
− 11 fixed MTRR Register.
− 8 variable MTRR Register.
− 1 Default Register.
1 MB
• Speichertypen (8-Bit):
−
−
−
−
−
−
0: Uncachable
1: Write-Combining
4: Write-Through
5: Write-Protected
6: Write Back
(2,3,7..255: reserviert)
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default MTRR
max. 8 variablen MTTRs
fixed MTRRs
65
• Default Speichertyp über MTRRdefType Register:
− MSR Register 0x2FF (64-Bit).
− E (MTRRs Enable):
• 0: alle MTRRs deaktiviert
phys. Adressraum nicht gecashed.
• 1: MTRRs aktiviert
− FE (Fixed MTRRs Enabled):
• 0: fixed MTTRs deaktiviert
Bereich kann durch var. MTTRs gemappt werden.
• 1: fixed MTTRs aktiviert
64
reserviert
E
FE
reserviert
11
10
7
type
0
• Fixed MTRR Registers:
4 GB
− MSR Register ab 0x250 (je 64-Bit).
− MTRRfix64K_00000: 8x64KB (512-Kbyte).
− MTRRfix16K_80000 & MTRRfix16K_A0000: 2x128KB,
unterteilt in 16KB Unterbereiche.
− MTRRfix4K_xxxxx (8 Stück): 8x32KB,
unterteilt in 4KB Unterbereiche.
1 MB
E
256 KB
0xBFFFF
256 KB
0x7FFFF
512 KB
0
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• Variable MTRR Registers:
− MSR Register ab 0x200 (je 64-Bit).
− Variable Bereiche dürfen sich nicht überlappen.
− MTRRphysBase: definiert die Basisadresse und Speichertyp
64
reserviert
35
12 7
PhysBase
0
Type
− MTRRphysMask:
• enthält Maske (verwendet zur Bestimmung des Bereichs).
• V-Bit (Valid): aktivieren und deaktivieren von Register-Paar.
64
35
12 10
0
reserviert PhysMask V reserviert
− Adreßberechnung:
o PhysBase und Maske 4KB aligniert untere 12-Bits werden abgeschnitten
o Maske so wählen, daß gilt:
Adressbereich AND PhysMask = PhysBase AND PhysMask
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2.5.6 Page Attribute Table (PAT)
• Erweiterung des Seitentabellen-Formats (ab Pentium 6).
• Neue Caching-Strategien (Write-Protected & Write-Combining) auch auf
Seitenebene wählbar.
• MTRRs:
−
−
−
−
Definieren Speichertypen für physikalische Adreßbereiche.
Haben besondere Anforderungen an Länge und Alignment von Bereichen.
Prädestiniert für statische Bereiche, aber weniger geeignet für dynamische Ranges.
Letztere sind für Anwendungen relevant, die dynamisch Speicher anfordern
Betriebssystem erhält mit PAT die notwendige Flexibilität
• Falls PAT unterstützt wird, so ist PAT immer aktiv (nicht abschaltbar).
• PAT ist in MSR bei 0x277 untergebracht:
− PAx (3-Bit) definiert
je einen Speichertyp.
63
7
PA7
PA6
...
PA1
reserviert
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68
2
PA0
0
• Zugriff auf PAT in Page Table Einträgen:
− durch 3-Bits: PATi, PCD, PWT
− PATi (PAT index Bit-7) bei 4KB Seiten (zuvor reserviert).
− Ermöglicht Zugriff auf weitere Caching Strategien (z.B. Write-Combining).
• PAT-Indizes und Speichertypen nach Reset:
PATi PCD PWT PAT Entry Memory Type (at Reset)
0
0
0
0
WB
0
0
1
1
WT
0
1
0
2
UC
0
1
1
3
UC
1
0
0
4
WB
1
0
1
5
WT
1
1
0
6
UC
1
1
1
7
UC
• Rückwärtskompatibilität:
−
−
−
−
PAT immer aktiv und nicht abschaltbar.
PATi=0 nur PCD und PWT bestimmen PAT Eintrag.
Hiermit sind nur die ersten vier Einträge der PAT ansprechbar.
Deren Speichertypen entsprechen genau der traditionellen PCD & PWT Semantik.
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Vorrang der Cache Konfigurationen
• Bei Überlappung von MTRR und Page-Level Caching gilt immer das
schwächere Konsistenzmodell.
• Ausgewählte Beispiele:
PAT Speichertyp
UC
WB
WB
WB
MTRR Speichertyp
WB,WT
WT
WP
UC
Effektiver Speichertyp
UC_PAGE
WT
WP
UC_MTRR
− UC_PAGE: das UC Attribut resultiert aus einer Seitentabelle und die CPUs müssen
ihre Caches durch Cache-Snooping abgleichen, da die Daten evt. gecacht sind.
− UC_MTRR: UC Attribut resultiert aus MTRRs CPUs kein Cache-Snopping
notwendig, da die Daten niemals gecacht wurden.
• Achtung: wenn MTRRs durch E-Bit (in MTRRDefType Register) abgeschaltet werden, so ist der gesamte Speicher vom Typ UC!
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