20. Pentium und Freunde 20.1. Pentium Baureihen & Historie 20.1.1 Der Intel P54C 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). 20.1.2 Der Intel Pentium Pro 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 9 20.1.3 Der Intel P55C 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. 20.1.4 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 10 20.1.5 Der Intel Pentium II Xeon 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 (Server-Box). 20.1.6 Der Intel Celeron 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 11 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 (P4): 1700, 1800 MHz; FSB: 100 MHz. 128 KB Level 2 Cache on Chip voller Prozessortakt. Sockel 478. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 12 20.1.7 Der Intel Pentium III 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 13 20.2. Intel Pentium 4 20.2.1 Architektur Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 14 20.2.2 Charakteristiken Einführung 2000. Willamette, Northwood, Gallatin, Prescott, Paxville, Dempsey, Cedar Mill (2006), Vielzahl von möglichen Features: „Extended Memory Technology” (40/48 Bit Adr., 64 Bit Register, “Long Mode”), „Execute Disable“ erschwert unbefugtes Eindringen in den Rechner, “Physical Address Extension” (36 Bit physikalische Adressierung), System Management Mode, Intel Virtualisierungstechnik, Doppelkernversionen zusätzlich zum „Hyperthreading“, MMX, ISSE, SSE2, SSE3 Instruktionssatzerweiterung, „Quad punped“ Frontside Bus bis 266 bzw. 1066 MHz, 65 nm Technologie (2006), Taktfrequenz bis 3,8 GHz, 12 Kbyte Code Cache, 2 Megabyte L2-Cache, Zählregister zur Leistungsmessung, Speicherattributregister MTRR. Intel Virtualisierungstechnik erlaubt zwischen verschiedenen OS-Umgebungen umzuschalten – unter Kontrolle eines Virtual Machine Monitors. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 15 PAE – Physical Adress Extension ( ”Long Mode”): 36 Bit physikalische Adressierung (PG-Flag #31 in CR0, PAE-Flag: #5 in CR4), mehr als 36 Bit Adressraum mit 2 MB Seiten (Enhanced Legacy PAE-Paging), Zusätzliche Ebene bei der Speicherabbildung (page-directory-pointer-table), Einträge in der Seitentabelle sind nun 64 Bits gross (512 pro Seite), CR3 enthält die 27 Bit Basisadresse für „PDPT“, Weitere Varianten von Tabellen-Formaten .... Lineare Adresse 2 9 9 Page directory CR3 (PDPTR) Page directory pointer table Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 12 Page Page table 24 16 Quad Pumped Bus: Es wird nicht nur mit beiden Flanken gearbeitet, sondern mit einer zwei „Data Strobes“ => 4 Transfers pro Taktperiode, Betriebsmodus für Front-side Bus , sekundär 2 Speicherkanäle. Hyperthreading vs. Dual-Core Architektur: Nur der Registersatz wird dupliziert, nicht jedoch die Execution Units, Ergibt unter günstigen Bedingungen einen Gewinn von ca. 30 %. + + + + + * * * + + ? ? ? + + * * * * * * ? ? ? ? ? ? Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 17 20.3. AMD Baureihen 20.3.1 K5 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. 20.3.2 K6 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 18 20.3.3 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. 20.3.4 K6-III 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 19 20.3.5 Athlon Classic (K7) 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. 20.3.6 Athlon Thunderbird 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 20 20.3.7 Athlon XP 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. 20.3.8 Duron 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). Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 21 20.4. Architekturmerkmale am Beispiel des Pentium III 20.4.1 Überblick Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 22 20.4.2 Fetch & Decode Unit Lädt und dekodiert Intel Makrobefehle. Diese werden in einfachere sogenannte Ops zerlegt. Instruction-Prefetcher lädt immer 16-Byte alignierte Blöcke. Eine Maschineninstruktion wird in eine oder mehrere Ops aufgeteilt: 1 Operation: or eax, 0x4711 Wert odern. 2 Operationen: mov[es:0x10], eax berechnen der Zieladresse. speichern. 4 Operationen: add [es:0x10], eax berechnen der Zieladresse laden von [es:0x10] addieren speichern komplexe Instruktionen benötigen mehr als 4 Operationen: enter, leave Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 23 Pro Takt können bis zu 3 Maschineninstruktionen dekodiert werden: insgesamt 3 Decodierer. Decoder 0 kann Maschinenbefehle mit bis zu 4 Ops dekodieren. Decoder 1 & 2 können nur Maschinenbefehle mit 1 Op dekodieren Optimal Befehle im 4:1:1 Schema anordnen. Operationen 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? Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 24 Lösung: Prozessor decodiert Instruktionen „spekulativ“. Realisierung im Pentium II & III & IV: 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 25 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 26 20.4.3 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 27 In einem Takt können bis zu 5 Ops 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 Latenz (in Taktyklen) Durchsatz (pro Taktzyklus) Integer ALU, LEA & Shift 1 1 Integer Multiplikation 4 1 FADD 3 1 FMUL 5 0,5 FDIV (single precision/double/extended) 18/32/38 Keine Pipeline 20.4.4 Retirement Unit Damit die Semantik erhalten bleibt, müssen die Ergebnisse der Ops in Programmreihenfolge sichtbar werden. Abzuschließende Ops werden im sogenannten Reorder Buffer abgelegt. Bis zu 3 Ops können pro Takt abgeschlossen werden. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 28 20.5. Spezielle Prozessorinstruktionen 20.5.1 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 29 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 30 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 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 31 20.5.2 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 32 20.5.3 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. 2 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 FLD 1.9 ST(0) 2.8 FADD 0.9 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess ST(0) 2.8 9.8 FLD 9.8 ST(1) ST(0) 27.44 FMULP ST(0) TOS FSTP result 33 20.5.4 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 48 Packed Double Word (2x32 Bits): 40 32 24 32 32 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 34 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 63 111...1 111...1 63 MMX7 0 0 111...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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 35 20.5.5 Kleine Übersicht der MMX Befehle: Addieren/Subtrahieren: (anwendbar auf8 Byte, Word, Dword & Qword) 56 48 40 32 24 16 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 255 207 255 240 119 Multiplikation mit nachfolgender Addition (z.B. Skalarprodukt): Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 36 56 MM0 MM1 48 40 32 24 16 8 0 12 37 19 95 * * * * 45 72 95 11 + + 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess -32768 1000121 32767 -16123 -16123 37 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: 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 38 20.5.6 Chroma Keying als Beispiel: Annahme: Bild mit 16 Bit Farbtiefe (HiColor). Berechnung der Maske von „Bluebox“. + Bluebox MM0 = Hintergrund (HG) Ergebnis Bluebox[0] Bluebox[1] Bluebox[2] Bluebox[3] = = = = blue blue blue blue MM1 PCMPEQW MM0, MM1 MM0 0x0000 0xFFFF 0xFFFF 0x0000 0xFFFF 0x0000 0x0000 0xFFFF Ergebnis: Wo blaue Pixel: 0xFFFF (weißer Bereich nebenan) sonst 0x0000 (schwarzer Bereich nebenan) Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 39 Hintergrund und Vordergrund ausschneiden: MM2 Hintergrund[ 0] Hintergrund[ 1] Hintergrund[ 2] Hintergrund[ 3] Mask[0] Mask[1] Mask[2] Mask[3] and MM1 and and and PAND MM2, MM1 MM2 Hintergrund[ 0] 0x0000 0x0000 Hintergrund[ 3] MM0 Bluebox[0] Bluebox[1] Bluebox[2] Bluebox[3] and and and and Mask[0] Mask[1] Mask[2] Mask[3] MM1 PANDN MM0, MM1 MM0 0x0000 Bluebox[1] Bluebox[2] 0x0000 Mischen der Bildteile: MM0 MM2 Hintergrund[ 0] or 0x0000 0x0000 or or Hintergrund[ 3] or 0x0000 Bluebox[1] Bluebox[1] 0x0000 POR MM0, MM2 MM0 Hintergrund[ 0] Bluebox[1] Bluebox[2] Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess Hintergrund[ 3] 40 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 128x128 (o. MMX) 128x128 (MMX) 41 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 also 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 – running index theLoop: movq mm1, mm3 // load blue from mm3 movq mm0, [esi+eax] // load two source image pixels pcmpeqd mm1, mm0 // calc mask, -1 if equal movq mm2, [edi+eax] // load two background pixels pand mm2, mm1 // cut background - into mm1 pandn mm1, mm0 // cut image - into mm2 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 42 20.5.7 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 43 20.5.8 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 44 Vorteile: Einfacher Datenaustausch zwischen MMX und 3DNow! (kein Umschalten nötig). Schiebebefehle & Bitoperationen von MMX Reg. können ebenfalls verwendet werden. Nachteil: FPU kann nicht gleichzeitig verwendet werden. Gewinn auch hier nur bei angepassten Anwendungen. 20.5.9 ISSE / SSE 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 45 SSE 2: Eingeführt 2000, mit Pentium 4 (144 zusätzliche Befehle). Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 46 20.5.10 Neue SSE2-Register: 8 separate 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 möglich Nachteil: Betriebssysteme müssen angepasst werden, da SIMD Register (128-Bit) bei Taskwechsel gesichert werden müssen. Ausgewählte Befehle: SSE & 3DNow! 3DNow! PF2ID PFCMPEQ PFCMPGE PFCMPGT PFMAX PFMIN PFMUL PFSUB PI2FD SSE CVTPS2PI CMPEQPS equal CMPNLTPS greater than or equal CMPNLEPS greater than MAXPS MINPS MULPS SUBPS CVTPI2PS Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess Erklärung packed float nach packed integer MMx=MMy MMx>=MMy MMx>MMy Maximum Minimum Multiplikation Subtraktion Integer nach float 47 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 addSSE(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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 48 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! AMD K6II mit 3DNow! Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess PIII ohne ISSE PIII mit ISSE 49 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 dieselbe Cache-Zeile. Aufeinanderfolgende Schreibzugriffe an dieselbe Speicherposition werden durch die letzte Schreiboperation ersetzt. Explizites „Spülen“ der „WC-Puffer“ durch SFENCE Instruktion (Store Fence). Vorteile: Steigerung des Durchsatzes bei Schreibzugriffen. Inhalte im L1 und L2 Cache werden belassen. Nachteil: Schwächeres Konsistenzmodell SFENCE explizit nötig! Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 50 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] } } Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess // number of 32-Bit accesses // destination address // byte to write 0 // number of iterations // ascending addresses // destination location 51 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 Streaming Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 52 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). 20.5.11 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 53 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 20.5.12 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 54 Überwachung des Programmablaufs: Software-Haltepunkt durch Breakpoint-Exception (INT 3), 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. 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 55 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 56 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 Der auszuführende Code: EIP 0x7FFFD add eax,2 0x80000 mov ds:[0x12000],eax 0x80006 xor eax,eax Exception 1 wird ausgelöst: ResumeFlag gesetzt im Stackframe von der CPU. Exception Handler wird abgearbeitet. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess ... ESP EFLAGS| ResumeFlag 0x00000010 (CS) 0x00080000 (EIP) 57 Exception Handler wird beendet (ResumeFlag ist nun gesetzt): 0x90000 .... 0x900A0 IRET mov Instruktion wird nun abgearbeitet: EIP 0x7FFFD add eax,2 0x80000 mov ds:[0x12000],eax 0x80006 xor eax,eax ResumeFlag gesetzt, Breakpoint wird unterdrückt ResumeFlag wird automatisch gelöscht: 0x7FFFD add eax,2 EIP 0x80000 mov ds:[0x12000],eax 0x80006 xor eax,eax Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 58 20.5.13 Model Specific Registers Modell-Spezifische Register (MSR): große Unterschiede zwischen Intel und AMD. gleiche Register an unterschiedliche 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 59 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess PerfEvtSel1 PerfCtr1 PerfEvtSel0 PerfCtr0 60 Messen mit einem Pentium Pro (oder höher) Performance Event Selectors (PerfEvtSel): 16 INT PC E OS USR Counter Mask INV EN 24 8 Unit Mask 0 Event 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 61 Ausgewählte Ereignisse: Event UnitMask 0x81 0x00 0x85 0x00 0xC7 0x00 0xC5 0xC0 0xC2 0xD0 0x12 0x00 0x00 0x00 0x00 0x00 Name IFU_IFETCH_MISS Beschreibung Number of instruction fetch misses. All instruction fetches that do not hit the IFU (i.e., that produce memory requests). ITLB_MISS Number of ITLB misses. CYCLES_INT_PENDING_AND_MASKED Number of processor cycles for which interrupts are disabled and interrupts are pending. BR_MISS_PRED_RETIRED Number of mispredicted branches retired. INST_RETIRED Number of instructions retired. UOPS_RETIRED Number of UOPs retired. INST_DECODED Number of instructions decoded. MUL 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 62 20.6. Caches im Pentium III 20.6.1 Caching Strategien Uncachable: Lese/Schreibzugriffe werden nicht gecached. Schreiboperationen schreiben sofort in den (Haupt)-Speicher. 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 63 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 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 64 20.6.2 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) Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 65 20.6.3 Konfiguration des L1-Caches Es gilt: Deaktivierung des L1-Caches L2-Cache ebenfalls deaktiviert. Steuerung über das CR0 Register: 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 66 20.6.4 Cache Konfiguration auf Seitenebene Adressierung im Protected Mode (Wiederholung): GDTR Segmentselektor Globale Deskriptortabelle Virtuelle 32 Bit Adresse Segment-Basis + Lineare Adresse Page Directory CR3 Page DeskriptorDeskriptorPage tabelle Deskriptortabelle Tables tabelle Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess + Physikalische Adresse ! 67 Cache Konfiguration (bei Paging): CR0: CD: Cache Disable (falls CD=0 WBINVD). NW: Not Write-Through (Standard-Schreibverhalten). 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. Page Directory / Table: PCD & PWT werden ignoriert, falls CD=1 in CR0. G: Globale enable (ab Pentium 6) nur wirksam, wenn PGE in CR4 gesetzt! CR4: PGE: Page Global Enable (ab Pentium 6). Seiten mit G-Bit als global markierbar werden bei Taskwechsel nicht aus TLB gespült. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess CR0 C N D W CR3 P P C W D T Page Directory / Table P P G C W D T CR4 P G E 68 20.6.5 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) Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess default MTRR max. 8 variablen MTTRs fixed MTRRs 69 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 7 type 0 Fixed MTRR Registers: 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. 11 10 4 GB 1 MB E 256 KB 256 KB 0xBFFFF 0x7FFFF 512 KB 0 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 70 20.6.6 Variable MTRR Registers: MSR Register ab 0x200 (je 64-Bit). Variable Bereiche dürfen sich nur ausnahmsweise überlappen. PhysBase & PhysMask auf 4KB aligniert - untere 12-Bits abgeschnitten. MTRRphysBase 0 .. 7: definiert die Basisadresse und Speichertyp 64 reserviert 35 12 7 PhysBase 0 Type MTRRphysMask 0..7: 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 Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 71 20.6.7 Adreßberechnung: Maske wählen für: PhysBase AND PhysMask = Adresse AND PhysMask z.B. Bereich von $0020 0000 bis $002F FFFF; z.B. Bereich von $0330 0000 bis $0401 FFFF; Warum ? Maske verlangt nur eine einfache boolesche Und-Operation, Längenfeld bzw. Limitregister würde langsamere, komplexere Arithmetik benötigen. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 72 20.6.8 Page Attribute Table (PAT) Erweiterung des Seitentabellen-Formats (ab Pentium 6). Neue Caching-Strategien (Write-Protected & Write-Combining) sind damit auch auf der virtuellen Seitenebene programmierbar. 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 2 0 PA0 reserviert Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 73 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. Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 74 Vorrang der Cache Konfigurationen Bei Überlappung von MTRR und Page-Level Caching gilt immer das strengere 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 im Cache sein könnten (evtl. unter anderer logischer Adresse auf dieselbe physikalische Kachel abgebildet). UC_MTRR: UC Attribut resultiert aus MTRRs CPUs kein Cache-Snooping notwendig, da die Daten niemals gecached wurden. Achtung: wenn MTRRs durch E-Bit (in MTRRDefType Register) abgeschaltet werden, so ist der gesamte Speicher vom Typ UC! Systemprogrammierung II, Winter 2005/06, © Verteilte Systeme Ulm, P. Schulthess 75