амЯти длЯ транслЯции.  Љогда  необходимой
информации  в  TLB  не  оказываетсЯ, процессор  заменЯет  наиболее
старый  элемент  TLB  новым элементом. Џринцип локальности  ссылок
предполагает,  что новый элемент скорее всего будет использоватьсЯ
в будущем.
   Џоскольку   включение  страничного  механизма  не   увеличивает
времени  транслЯции  адреса, оно мало влиЯет на  времЯ  исполнениЯ
команды  только  при  непопаданиЯх  в  TLB.  Ќа  рис.3-7  показаны
основные   полЯ   элемента  страничной  таблицы  (PTE).   ќлементы
справочника  страничных  таблиц  идентичны  показанному   за   тем
исключением, что поле адреса рассматриваетсЯ как физический  адрес
страничной таблицы, а не адрес страницы.

          Ђ’ђ€Ѓ“’›
          Џђ€‘“’‘’‚€… -------------------------------------+
          ЏђЂ‚Ђ ---------------------------------------+   |
          Џђ€‚€‹…ѓ€€ ------------------------------+   |   |
          Ѓ›‹Ћ ЋЃђЂ™…Ќ€… ----------------------+   |   |   |
          Ѓ›‹Ђ ‡ЂЏ€‘њ ---------------------+   |   |   |   |
          ЋЏђ…„…‹џ…’‘џ ЏЋ‹њ‡Ћ‚Ђ’…‹…Њ --+   |   |   |   |   |
                                       |   |   |   |   |   |
+-----------------------------------------------------------+
|           Ђ„ђ…‘ ‘’ђЂЌ€–›           |   |   |   |   |   |  |
+-----------------------------------------------------------+

   ‡адачи  могут совместно пользоватьсЯ отдельными страницами  или
целыми  страничными  таблицами. ќлементы  1  различных  страничных
таблиц, указывающие на одну и ту же страницу , ЯвлЯютсЯ синонимами
один  длЯ другого, также как дескрипторы с теми же самыми адресами
ЯвлЯютсЯ  синонимами  друг длЯ друга. ‚ двух  уровневой  структуре
страничных таблиц процессора 80786 легче разделЯть страницы  между
задачами  путем  разделениЯ  целой страничной  таблицы.  Џоскольку
адрес  разделЯемой  страницы  в  этом  случае  находитсЯ  в  одной
страничной  таблице,  операционной  системы  необходимо   изменить
только  один элемент страничной таблицы, когда она перемещает  эту
страницу.
   3.3.4  ‚иртуальнаЯ памЯть
   ‚иртуальнаЯ  памЯть  позволЯет  очень  большим  программам  или
#`c//  ,  работать в значительно меньшем объеме физической  памЯти
без  использованиЯ  техники оверлеев. ‘истемы с виртуальной  могут
основыватьсЯ  или на сегментах, или на страницах. ‚ обоих  случаЯх
основнаЯ идеЯ виртуальной памЯти состоит в том, чтобы использовать
значительно более дешевую дисковую памЯть вместо полупроводниковой
памЯти.  ЋперационнаЯ  система  в  случае  с  виртуальной  памЯтью
запоминает  все  сегменты или страницы в большой области  дисковой
памЯти,  называемой  часто "областью обмена". ‡начительно  меньшаЯ
физическаЯ  (реальнаЯ)  памЯть  содержит  только  наиболее   часто
используемые сегменты или страницы. „о тех пор, пока сегменты  или
страницы  запомненные на диске, используютсЯ  нечасто,  система  с
виртуальной памЯтью будет вести себЯ также хорошо, как  и  система
со  значительно  большей оперативной памЯтью,  но  за  значительно
меньшую  цену.  Љлючевые архитектурные свойства,  необходимые  длЯ
эффективного использованиЯ виртуальной памЯти, перечислЯютсЯ ниже:

   з  бит  длЯ  каждого  сегмента  или страницы,  который  говорит
      процессору (или устройству управлениЯ памЯтью), имеетсЯ ли данный
      сегмент или страница в памЯти, или необходимо загрузить его (ее) с
      диска;
   з  механизм ловушки или особого прерываниЯ, при помощи которого
      процессор может указать операционной системе о необходимости
      загрузки в памЯть отсутствующего сегмента или страницы;
   з  перезапускаемые команды, которые позволЯют процессору выбирать
      заново команду после того, как операционнаЯ система загрузила
      только что не присутствующую страницу в памЯть и пометила ее
      присутствующей.

   Џроцессор  80786  имеет все эти необходимые свойства,  а  также
другие,   которые  улучшают  эффективность  механизма   управлениЯ
виртуальной  памЯтью. Љак дескрипторы, так и  элементы  страничных
таблиц имеют бит присутствиЯ и поэтому могут быть использованы как
основа длЯ построениЯ виртуальной памЯтью. Ћбмен сегментами  между
памЯтью  и  диском  ЯвлЯютсЯ  разумным  подходом,  когда  сегменты
относительно  малы,  как это было в 16-битных архитектурах.  Љогда
сегменты могут быть очень велики, как это возможно в 80786,  обмен
страницами  обычно  ЯвлЯетсЯ более эффективным  приемом  благодарЯ
фиксированному размеру страниц. ‚ страничных системах операционнаЯ
система  распределЯет и освобождает памЯть элементами размером  со
страницу,  называемыми страничными кадрами; страница , загружаемаЯ
с  диска,  будет  подходить  любому  имеющемусЯ  кадру.  Џоскольку
большинство из 32-битных систем с виртуальной памЯтью основываетсЯ
на  механизме  страниц, оставшаЯсЯ часть этого  раздела  описывает
страничный виртуальный механизм 80786.
   ‚  общем  случае операционнаЯ система со страничной виртуальной
памЯтью  пересылает  отсутствующие страницы с диска  в  страничные
кадры по запросам, т.е. когда она будет оповещена процессором, что
команда  обращаетсЯ  к  отсутствующей странице.  Љогда  количество
свободных кадров становитсЯ маленьким, операционнаЯ система  также
передает страницы из страничных кадров на диск, пытаЯсь изъЯть  те
страницы, которые врЯд ли будут использованы в ближайшем  будущем.
Џутем  такого  "прозрачного" обмена страницами  между  страничными
кадрами  и  диском  операционнаЯ  система  создает  у  прикладного
программного  обеспечениЯ  иллюзию, что  физическаЯ  памЯть  имеет
размер  очень  большой  области обмена  на  диске.  Ќиже  подробно
описываетсЯ этот механизм.
   Љогда   в  процессе  транслЯции  логического  адреса  процессор
получает  линейный адрес, который ссылаетсЯ на элемент  страничной
таблицы,  чей  бит  присутствиЯ сброшен,  в  процессоре  возникает
особаЯ  ситуациЯ, называемаЯ, условно, страничной ошибкой.  Ћсобые
a(bc   f((  рассматриваютсЯ  ниже  в  этом  разделе,  но  основным
следствием  этой  ошибки  ЯвлЯетсЯ  вызов  процессором   процедуры
операционной  системы, называемой обработчиком страничной  ошибки.
Џри  входе  в обработчик страничной ошибки “правлЯющий  регистр  2
содержит  линейный адрес, свЯзанный с отсутствующей страницей.  Џо
этому  адресу обработчик страничной ошибки может найти относЯщийсЯ
к  нему  элемент  страничной  таблицы путем  транслЯции  линейного
адреса, как это делает процессор. Ћтметим, что все остальные биты,
за  исключением  бита  присутствиЯ в элементе страничной  таблицы,
определЯютсЯ  пользователем;  они  представлЯют  длЯ  операционной
системы   удобное   место   длЯ   запоминаниЯ   дискового   адреса
отсутствующей  страницы.  Ћпределив дисковый  адрес  отсутствующей
страницы,  обработчик  страничной  ошибки  может  найти  свободный
страничный  кадр  и передать страницу с диска в этот  кадр.  ‡атем
обработчик  страничной ошибки изменЯет адресное  поле  в  элементе
страничной  таблицы  и  бит  присутствиЯ,  после  чего  возвращает
управление  программе, прерванной страничной ошибкой. Џосле  этого
процессор   автоматически  заново  выбирает  команду,  в   которой
произошла страничнаЯ ошибка, и результат будет таким же, как  если
бы  страница  ранее  находилась  в памЯти,  когда  команда  начала
исполнЯтьсЯ в первый раз.
   „ругие  полЯ  в  элементе страничной таблицы  процессора  80786
помогают  операционной  системе эффективно  производить  действиЯ,
свЯзанные  с  управлением  виртуальной  памЯтью.  Љроме   загрузки
страниц по запросам операционнаЯ система должна поддерживать набор
свободных  страничных  кадров,  которые  могут  быть  распределены
обработчиком  страничных ошибок. „лЯ увеличениЯ  набора  свободных
страничных  кадров операционнаЯ система должна знать,  какой  кадр
освободить.  Џрежде  чем  освободить  кадр,  операционнаЯ  система
должна   записать  эту  страницу  на  диск,  если  страница   была
модифицирована  с  тех  пор, когда она была загружена.  „лЯ  того,
чтобы помочь операционной системе в этой длительности, архитектура
80786  имеет  бит  доступа  и  бит  изменениЯ  в  каждом  элементе
страничной таблицы, процессор изменЯет эти биты автоматически, длЯ
всех  имеющихсЯ в памЯти страниц 80786 устанавливает  бит  доступа
всегда,  когда происходит чтение или запись в данной  странице,  и
устанавливает  бит  изменениЯ,  когда  происходит  запись  в   эту
страницу.  Џутем периодического просмотра и сброса  битов  доступа
операционнаЯ система может определить страницы, которые  давно  не
использовались.   Љадры,  содержащие  такие   страницы,   ЯвлЯютсЯ
хорошими кандидатами на освобождение, поскольку страницы,  которые
давно  не  использовались, врЯд ли будут использованы в  ближайшем
будущем.   Љогда   операционнаЯ  система  выбрала   страницу   длЯ
освобождениЯ ее страничного кадра, страница не должна записыватьсЯ
на  диск за исключением случаЯ, когда процессор установил  ее  бит
изменениЯ.
   Љаждый  элемент  страничной таблицы также содержит  3-х  битное
поле,  которое операционнаЯ система может использовать  по  своему
усмотрению.  Ћперационные системы обычно используют это  поле  длЯ
маркировки  страниц  специальными знаками  такими  как,  например,
"закрыто длЯ ввода/вывода".
 3.4‡ащита
   Џроцессор  80786  обеспечивает  несколько  механизмов   защиты,
которое  операционнаЯ система может селективно выбирать длЯ  своих
нужд.  Ћдна  из форм защиты - отделение пространств адресов  задач
при  помощи  таблиц  дескрипторов сегментов и  страничных  таблиц,
обсуждалась   выше.   ќто   разделение  эффективно   предотвращает
наложение  кодов и данных различных прикладных задач. ‚ дополнение
к  изолЯции  задач  друг  от друга 80386 обеспечивает  возможность
'  i(bk  операционной  системы от прикладных задач,  защиту  одной
части  операционной системы от других частей  и  защиту  задач  от
некоторых  их  собственных ошибок. Љроме того, что система  защиты
80386  делает  операционные  системы более  надежными,  она  может
упростить  процесс  отладки,  используЯ  прерываниЯ  (ловушки)  по
ошибкам длЯ конкретных задач. ‚се свойства защиты процессора 80386
реализованы внутри кристалла, поэтому действиЯ по проверке  защиты
не влиЯют на производительность процессора.
   3.4.1  Џривилегии
   Њногие  из  свойств  защиты  процессора  80386  базируютсЯ   на
понЯтии  иерархии  привилегий. ‚ любой  момент  привилегии  задачи
эквивалентна уровню привилегий исполнЯемого кодового  сегмента.  ‚
каждом  дескрипторе  сегмента  имеетсЯ  поле,  которое  определЯет
уровень привилегии свЯзанного с ним сегмента, поле может принимать
0 - это наиболее привилегированный уровень, а уровень привилегии 3
- наименее привилегированный.
   Ќа  рис.3-8  Џоказано, как уровни привилегии  процессора  80386
могут  быть использованы длЯ установки различных стратегий защиты.
‘истема без защиты может быть реализована путем простого помещениЯ
всех  процедур  в  сегмент (или сегменты), чей уровень  привилегии
равен  0.  ’радиционное разделение на супервизора  и  пользователЯ
может быть реализовано путем помещениЯ прикладной задачи в сегмент
с  уровнем  привилегии 3, а процедур супервизора - в  сегмент  чей
уровень  привилегий  равен  0. ЋперационнаЯ  система  может  также
использовать  уровни  привилегии  1  и  2,  если  это  необходимо.
Ќапример,  наиболее  критические и наиболее  изменЯемые  процедуры
операционной   системы  (иногда  называемые   Ядром   операционной
системы)  могут иметь уровень привилегий 0. “ровень привилегий  0.
“ровень   привилегий   1  может  быть  использован   длЯ   функций
операционной системы , которые ЯвлЯютсЯ менее критическими и более
часто   изменЯютсЯ  или  расширЯютсЯ,  например,   длЯ   драйверов
устройств.  “ровень  2  может быть использован  длЯ  использованиЯ
производителЯми  оригинального оборудованиЯ,  такие  производители
оригинального   оборудованиЯ  должны  затем  присваивать   уровень
привилегий 2 своим программам, оставлЯЯ уровень привилегий  3  длЯ
конечных  пользователей.  ‚ этом случае  программы  производителей
оригинального   оборудованиЯ   защищены   от   программ   конечных
пользователей.  ЋперационнаЯ  система  защищена  как  от  программ
производителей  оригинального  оборудованиЯ  и  программ  конечных
пользователей,  а  Ядро  операционной  системы  защищено  от  всех
остальных программ, включаЯ ту часть операционной системы, котораЯ
ЯвлЯетсЯ  предметом  частных изменений. Љак будет  показано  ниже,
уровень   привилегий  задачи  определЯет,  какие   команды   можно
использовать  и какое подмножество сегментов и/или  страниц  в  их
адресном   пространстве   они   могут  обрабатывать   (исполнЯть).
Џроцессор  осуществлЯет проверку на допустимость  работы  согласно
уровню  привилегии  задачи  и  уровню  привилегии  сегментов   или
страниц, которые ЯвлЯютсЯ операндами команд. ‹юбаЯ попытка  задачи
использовать более привилегированный сегмент или страницу приводит
к  остановке работы процессора над командой и возникновению особой
ситуации  защиты.  (Ћсобые ситуации описываютсЯ в  данном  разделе
ниже  как системные вызовы, которые обеспечивают управлЯемый  путь
длЯ    вызова    менее   привилегированными   процедурами    более
привилегированных процедур).
   3.4.2  Џривилегированные команды
   ‚  дополнение  к  тому, какие сегменты и  страницы  могут  быть
использованы,   уровень  привилегии  задачи  определЯет   команды,
которые  задачей  могут быть использованы. Џроцессор  80386  имеет
/.$,-.&%ab".  команд,  исполнение которых  должно  быть  тщательно
проанализировано   длЯ   того,   чтобы   предотвратить   серьезные
разрушениЯ системы. ‚се  команды, которые загружают новые значениЯ
в системные регистры, ЯвлЯютсЯ примерами привилегированных команд.
’олько  задача, работающаЯ на уровне привилегий 0, может исполнЯть
привилегированные команды.
   3.4.3  ‡ащита сегментов
 „ескрипторы  в регистрах LDT и GDT - задач определЯют  логическое
адресное  пространство  задачи.  ‘егменты,  определенные  в   этих
таблицах,  теоретически адресуемы, поскольку таблицы  дескрипторов
обеспечивают   информацией,  необходимой  длЯ  вычислениЯ   адреса
сегмента.  Ћднако  адресуемый сегмент не может быть  доступен  длЯ
некоторых   операций,   из-за  дополнительных   проверок   защиты,
осуществлЯемых  процессором  80386.  Џроцессор  проверЯет   каждое
обращение  к сегменту (сгенерированное при исполнении команды  или
при  выборке команды), чтобы определить, что обращение согласуетсЯ
с атрибутами защиты сегмента, как это описано ниже.
   ЏривилегиЯ: —тобы получить доступ к сегменту, программа  должна
иметь, по крайней мере, такую же привилегию как сегмент. Ќапример,
программа, работающаЯ на уровне 3, может обращатьсЯ только  к  тем
сегментам,  чей уровень привилегий также равен 3, в то времЯ,  как
программа,  работающаЯ  на  уровне 0,  может  обращатьсЯ  ко  всем
сегментам в своем адресном пространстве.
   ѓраница:  Ћбращение к сегменту должно находитьсЯ внутри  границ
сегмента.   ѓраницы  сегмента  позволЯют  процессору  обнаруживать
программные   ошибки,  такие  как  переполнение  стека,   неверные
указатели и индексы массивов, а также неправильные адреса  вызовов
и   переходов.   ‚  случаЯх,  когда  операционнаЯ  система   может
определить, что обращение за границы сегмента не ЯвлЯетсЯ  ошибкой
(переполнение  стека  ЯвлЯетсЯ  примером  длЯ  некоторых  систем),
операционнаЯ  система  может расширить  сегмент  (например,  путем
добавлениЯ страницы к нему) и начать команду с начала.
   ’ип:  Љаждый  дескриптор содержит поле типа, которое  процессор
проверЯет  на соответствие команде, которую он исполнЯет.  Ћбычные
сегменты  имеют  тип  команд  или данных  ,  позволЯЯ  процессору,
например,  обнаружить попытку записи в существующий код, например,
типы сегментов, непосредственно работающие в прикладных программах
- это команды и данные. ‘истемные дескрипторы также имеют тип, так
что  процессор может, например, проверить при переключении  задач,
что  сегмент, указанный в команде JUMP TSS, действительно ЯвлЯетсЯ
сегментом состоЯниЯ задачи.
   Џрава:   „ескриптор  сегмента  может  быть   помечен   правами,
ограничивающими операции, которые можно производить со свЯзанным с
ним сегментом. ‘егменты команд могут быть помечены как исполнЯемый
или  читаемый.  ‘егменты данных могут быть помечены как  доступные
только длЯ чтениЯ или как доступные длЯ чтениЯ и записи.
‚се проверки, описанные выше, зависЯт от целостности дескрипторов.
…сли  задача, исполнЯющаЯ прикладную программу, могла бы  изменЯть
дескриптор,  проверка ничего бы не гарантировала. Џо этой  причине
операционнаЯ   система   может  ограничить   доступ   к   таблицам
дескрипторов только длЯ программ с уровнем привилегии 0.
     ‡аметим,   что  в  случае  разделЯемых  сегментов   различные
дескрипторы  длЯ  одного и того же сегмента (т.е. синонимы)  могут
иметь  различные атрибуты защиты, позволЯЯ, например, одной задаче
читать и писать сегмент, в то времЯ, как другой только читать его.
‘инонимы  также позволЯют операционной системе преодолеть механизм
защиты,  если  это  необходимо, например длЯ перемещениЯ  кодового
сегмента.
   3.4.4  ‡ащита страниц
    ‘истемы, которые широко не используют защиту сегментов, вместо
этого  могут  защищать страницы (защита страниц может  быть  также
приложима   к  отдельным  частЯм  больших  сегментов).  Ђналогично
дескриптору  элемент  страничной  таблицы  имеет  набор  атрибутов
защиты,  процессор 80386 проверЯет каждое обращение к странице  на
соответствие этим атрибутам.
   ќлемент  страничной таблицы может быть отмечен  одним  из  двух
уровней    привилегий:   пользовательский    или    супервизорный.
Џользовательский  уровень соответствует  уровню  привилегий  3,  а
супервизорные   страницы  могут  быть  доступны  только   задачам,
работающим  с  уровнЯми  привилегий 0, 1 или  2,  пользовательскаЯ
страница  может быть отмечена как доступнаЯ только длЯ чтениЯ  или
длЯ чтениЯ и записи.
    Џроцессор 80386 проверЯет атрибуты защиты страниц после  того,
как  он  удостоверилсЯ,  что  доступ находитсЯ  в  соответствии  с
атрибутами  сегмента.  ’аким  образом,  защита  страниц   ЯвлЯетсЯ
удобным    средством   длЯ   операционной   системы    реализовать
дополнительную  защиту  частей сегментов.  Ќапример,  операционнаЯ
система  может  безопасно заполнить данные  операционной  системе,
относЯщиесЯ  к задачам, такие как страничные таблицы и дескрипторы
файлов,   в  сегменте  данных  задачи,  обозначив  страницы,   где
расположены эти данные, как супервизорные.
 3.5‘истемные вызовы
    Ѓольшинство  операционных систем организуют свои  функции  как
набор  процедур, которые могут быть вызваны задачами. ЌезащищеннаЯ
операционнаЯ   система  процессора  80386  может  поместить   свои
процедуры  и прикладной код в кодовой сегмент с уровнем привилегии
0/  или  в  более чем один такой сегмент, прикладнаЯ задача  может
затем  вызвать  функцию  операционной  системы  обычной  командной
вызова.  ’акой  подход ЯвлЯетсЯ быстрым, но требует от  прикладных
задач,  чтобы  в  них  не  было ошибок  и  чтобы  они  выполнЯлись
правильно (как это, например, реализуетсЯ во встроенных системах).
Ќичто  не  запрещает  задаче, работающей на уровне  привилегии  0,
вызывать  процедуры,  находЯщиесЯ в адресе,  который  не  ЯвлЯетсЯ
точкой  входа  в  операционную систему, ничто не  запрещает  такой
задаче   испортить   данные  операционной  системы.   „лЯ   защиты
операционной  системы прикладные программы  и  данные  могут  быть
помещены  в  менее привилегированные сегменты. ’акже  как  задача,
работающаЯ на данном уровне привилегии, не может читать или писать
данные  в  сегмент с большим уровнем привилегии, задача  также  не
может     непосредственно    вызвать    процедуру     из     более
привилегированного  сегмента. „лЯ того,  чтобы  позволить  задаче,
исполнЯющей команды из менее привилегированного сегмента,  сделать
вызов  защищенной системной процедуры, операционнаЯ система должна
определить  одну или более входных точек. ‚ процессоре  80386  эти
входные точки называютсЯ шлюзами (см. рис.3-9).

           Ђ’ђ€Ѓ“’›
           ‘—…’—€Љ „‚Ћ‰Ќ›• ‘‹Ћ‚
           ’€Џ
           Џђ€‚€‹…ѓ€џ
           +------------------------------------------------+
           |   |   |      |          |     Ѓ€’ ЌЂ‹€—€       |
           +------------------------------------------------|
           |   “ЉЂ‡Ђ’…‹њ ’Ћ—Љ€ ‚•Ћ„Ђ                        |
           +------------------------------------------------+

          ‘—…’—€Љ „‚Ћ‰Ќ›• ‘‹Ћ‚ Ћ’ЌЋ‘€’‘џ ’Ћ‹њЉЋ Љ ‹ћ‡ЂЊ

   €меютсЯ  два  типа шлюзов, которые могут быть использованы  длЯ
реализации  входных точек операционной системы:  шлюзы  ловушек  и
шлюзы вызовов. „ва типа шлюзов, вообще говорЯ, похожи, однако шлюз
вызова позволЯет сделать интерфейс операционной системы идентичным
с   интерфейсом   обычной  процедуры.  €спользуЯ  шлюзы   вызовов,
программисты  компилЯторов и ассемблеров могут использовать  общий
набор   соглашений   длЯ  вызова  любых  процедур,   оставлЯЯ   за
процессором  80386 заботы о дополнительной обработке,  необходимой
длЯ изменениЯ уровней привилегии.
   Љак   показано  на  рис.3-9,  шлюз  содержит  логический  адрес
входной  точки  и набор атрибутов. Ќаиболее важный атрибут  -  это
уровень  привилегии  шлюза.  “ровень привилегии  шлюза  определЯет
уровни   привилегии,   которые  могут   использовать   шлюз,   длЯ
использованиЯ шлюза вызывающаЯ процедура должна быть, как минимум,
также  привилегированна как шлюз. Ќа рис.3-10  Џоказан  пример.  ‚
этой  гипотической  системе программа пользователЯ  имеет  уровень
привилегии 3, в то времЯ как операционнаЯ система разделена  на  2
уровнЯ. џдро операционной системы работает на уровне привилегии 0,
а  менее критичные функции операционной системы работают на уровне
привилегии  1.  (“ровень  привилегии 2 не  используетсЯ).  ‚  этой
системе  пользовательскаЯ программа позволЯет  вызывать  сервисные
процедуры, но не Ядро. ‚ соответствии с этим обеспечивает шлюз длЯ
сервисных  процедур. “ровень привилегий этого шлюза равен  3,  так
что  программа пользователЯ может вызывать процедуры  через  него.
ЏрисваиваЯ  шлюзу Ядра уровень привилегии 1, операционнаЯ  система
позволЯет сервисным процедурам вызывать Ядро, но запрещает  доступ
к программе пользователЯ, котораЯ менее привилегированна, чем шлюз
Ядра. ’аким образом операционнаЯ система может применЯть шлюзы длЯ
аккуратного   определениЯ  своих  точек  входа,   включаЯ   уровни
привилегии,  необходимые длЯ использованиЯ этих точек  входа.  „лЯ
того,  чтобы  сделать функции операционной системы вызываемыми  из
всех задач, операционнаЯ система, обычно помещает их шлюзы вызовов
в глобальную таблицу дескрипторов.
   „лЯ  осуществлениЯ вызова через шлюз ловушки задача  использует
команду  прерываниЯ, длЯ осуществлениЯ вызова  через  шлюз  вызова
задача  исполнЯет  команду  обычного  межсегментного  вызова.  Ћбе
команды  изменЯют  уровень привилегии задачи  переходЯт  к  стеку,
определенному  (в  TSS  задаче) длЯ  старшего  уровнЯ  привилегии.
(ЋпределеннаЯ система должна иметь свой собственный стек длЯ того,
чтобы  гарантировать достаточно стековое пространство длЯ  работы,
нельзЯ  верить  прикладным  задачам,  что  они  имеют  достаточное
стековое  пространство). Џеред вызовом через  стек  вызова  задача
может  заслать параметры в свой стек, как она сделала бы это перед
вызовом  другой процедуры. Џроцессор 80386 автоматически  копирует
параметры в привилегированный стек (поле счетчика двойных  слов  в
шлюзе  вызова  говорит  процессору  80386,  сколько  двойных  слов
параметров    необходимо   скомпилировать).    ‘истемы,    которые
осуществлЯют   вызовы  через  шлюзы  ловушек,   могут   пересылать
параметры в регистрах.
 3.6ЏрерываниЯ и особые ситуации
   “стройства  генерируют прерываниЯ, когда они требуют  вниманиЯ,
в  то времЯ как команды могут вызвать особые ситуации, если при их
использовании  возникают особые условиЯ, такие как  несуществующаЯ
страница. ’ипичное прерывание или особаЯ ситуациЯ требуют быстрого
вмешательства   программного   драйвера,   который   отвечает   на
прерывание  или  особую ситуацию. Џосле того, как  драйвер  вернет
управление,  80386  возобновлЯет  исполнение  командного   потока,
который  был прерван или который вызвал особую ситуацию. Џоскольку
прерываниЯ  и  особые  ситуации  весьма  похожи,  процессор  80386
` aa, b`(" %b их унифицированным способом.
   Љаждый  источник прерываниЯ и каждый тип особой ситуации  имеет
идентификационный номер в диапазоне от 0 до 255,  процессор  80386
использует   этот  номер  длЯ  того,  чтобы  вызвать   обработчик,
свЯзанный  с  прерыванием или особой ситуацией. Џри  возникновении
особых   ситуаций  они  распознаютсЯ  процессором  80386,  который
определЯет  номера особых ситуаций, как это показано  в  табл.3-1.
Ќомера прерываний определЯютсЯ операционной системой. ЋперационнаЯ
система инициализирует программируемый контроллер прерываний 8259а
таким образом, что каждый источник прерываний свЯзываетсЯ со своим
номером. Џри поЯвлении прерываниЯ 8259а передает процессору  80386
номер  прерываниЯ. Љоманды прерываний указывают свои номера  своих
операндах. ‡аметим, что длЯ совместимости с существующим и будущим
оборудованием фирмы INTEL номера прерываний и особых ситуаций от 0
до  71 не должны использоватьсЯ иначе, чем это указано в табл.3-1.
‚се другие номера могут применЯтьсЯ без ограничений.

                                         ’аблица 3-1
+-----------------------------------------------------------+
| ЌЋЊ…ђ          |     ЋЏ€‘ЂЌ€…                             |
+----------------+------------------------------------------|
| 00             |     „…‹…Ќ€… ЌЂ 0                         |
| 01             |     Ћ‘ЋЃЂџ ‘€’“Ђ–€џ Ћ’‹Ђ„Љ€              |
| 03             |     ЉЋЌ’ђЋ‹њЌЂџ ’Ћ—ЉЂ ЏђЋѓђЂЊЊ›          |
| 04             |     Џ…ђ…ЏЋ‹Ќ…Ќ€…                         |
| 05             |     ЌЂђ“…Ќ€… ѓђЂЌ€– ЊЂ‘‘€‚Ђ             |
| 06             |     Ќ…„ЋЏ“‘’€Њ›‰ ЉЋ„ ЋЏ…ђЂ–€€            |
| 07             |     ‘ЋЏђЋ–…‘‘Ћђ Ћ’‘“’‘’‚“…’              |
| 08             |     „‚Ћ‰ЌЂџ Ћ€ЃЉЂ                       |
| 10             |     Ќ…ЏђЂ‚€‹њЌ›‰ TSS                     |
| 11             |     ‘…ѓЊ…Ќ’ЌЂџ Ћ€ЃЉЂ                    |
| 12             |     Џ…ђ…ЏЋ‹Ќ…Ќ€… ‘’…ЉЂ ‘‚…ђ•“ €‹€ ‘Ќ€‡“  |
| 13             |     ЌЂђ“…Ќ€… ЋЃ™…‰ ‡Ђ™€’›               |
| 14             |     ‘’ђЂЌ€—ЌЂџ Ћ€ЃЉЂ                    |
| 16             |     Ћ€ЃЉЂ ‘ЋЏђЋ–…‘‘ЋђЂ                  |
+-----------------------------------------------------------+
   3.6.1  ’аблица дескрипторов
   ‘генерировав или получив номер прерываниЯ или особой  ситуации,
процессор  80386 использует его как индекс в таблице  дескрипторов
прерываний (IDT). IDT Њожет быть расположена в любом месте памЯти,
операционнаЯ  система инициализирует IDT и загружает  ее  адрес  в
регистр  таблицы дескрипторов прерываний (IDTR). Џодобно  GDT  или
LDT,  IDT  ЯвлЯетсЯ  вектором дескрипторов,  хотЯ  шлюзы  ЯвлЯютсЯ
единственным типом дескрипторов, допустимых в IDT. ‚  IDT  имеетсЯ
один  шлюз  длЯ  каждого обработчика прерываниЯ и особой  ситуации
(IDT функционально подобна таблице прерываний, имеющейсЯ во многих
архитектурах).
   Ћбработчик  прерываний  или  особых ситуаций  процессора  80386
может  быть  реализован в виде процедуры или задачи,  ниже  кратко
обсуждаютсЯ  достоинства  этих  двух  способов.  Џроцессор   80386
вызывает  обработчик,  организованный в  виде  процедуры  так,  он
выполнЯет  системный  вызов через шлюз.  „лЯ  вызова  обработчика,
организованного  в  виде  задачи,  процессор  80386   осуществлЯет
переключение задач. ’ип шлюза IDT обработчика говорит  процессору,
каким  образом  необходимо вызвать обработчик (см. ’абл.3-2).  Љак
было  указано,  шлюзы  прерываний и ловушек функционально  подобны
шлюзам  вызовов,  за  исключением того что  они  заставлЯют  80386
запомнить  регистр флагов в стек обработчика. Ћни отличаютсЯ  один
от  другого только состоЯнием флага разрешениЯ прерываниЯ (IF) при
"e.$%  в обработчик, в обработчик прерываний входЯт с запрещенными
прерываниЯми, в то времЯ как в обработчик ловушки, который  обычно
используетсЯ  длЯ обработки особых ситуаций, входЯт без  изменениЯ
запрета.  ‚  процессе входа в обработчик - задачу 80386  загружает
регистр флагов значением, запомненным в его TSS - задаче, разрешаЯ
обработчику работать с разрешенными или запрещенными прерываниЯми.

                                         ’аблица 3-2

    •ЂђЂЉ’…ђ€‘’€Љ€ ‹ћ‡Ћ‚ Џђ…ђ›‚ЂЌ€‰ € Ћ‘ЋЃ›• ‘€’“Ђ–€‰
+-----------------------------------------------------------+
| ’€Џ ‹ћ‡Ђ  |      ЋЃђЂЃЋ’—€Љ      |     Џђ…ђ›‚ЂЌ€џ        |
+------------+----------------------+-----------------------|
| Џђ…ђ›‚ЂЌ€… |      ЏђЋ–…„“ђЂ       |      ‡ЂЏђ…™…Ќ›        |
|    ‹ћ‡    |      ЏђЋ–…„“ђЂ       |      ђЂ‡ђ……Ќ›        |
|   ‡Ђ„Ђ—Ђ   |      ‡Ђ„Ђ—Ђ          | (”‹Ђѓ IF ЋЃђЂЃЋ’—€ЉЂ) |
+-----------------------------------------------------------+

   Ћбработчики  -  процедуры  ЯвлЯютсЯ  подходЯщим  средством  длЯ
программ,  которые должны работать в контексте (т.е.  использовать
адресное  пространство  и  значениЯ  регистров)  задачи,   котораЯ
прервана  или  вызвала  особую ситуацию. Џри  16-мгц-синхросигнале
процедура  входа  в  обработчик занимает 3,6  мкс.  Џодобно  любой
другой  процедура прерываниЯ или особой ситуации имеет  доступ  ко
всем  ресурсам работающей задачи: к ее данным и коду, ее регистрам
и  стеку.  ’ак  и  должно  быть длЯ большинства  особых  ситуаций,
поскольку  в задаче возникла особаЯ ситуациЯ и может потребоватьсЯ
доступ  к  данным  задачи,  чтобы эту особую  ситуацию  разрешить.
Ќапример,  обработчику  страничных  ошибок  необходимы  страничные
таблицы  работающей  задачи длЯ того, чтобы найти  дисковый  адрес
отсутствующей  страницы. ‚ идеале прерываниЯ должны обрабатыватьсЯ
задачами, а не процедурами, так как прерывание , вообще говорЯ, не
относитсЯ  к задаче, которую оно прерывает. Ѓолее того, обработчик
прерываний  должен иметь свои собственные ресурсы (например,  свой
собственный  стек), а не внедрЯть в стек какой-то задачи,  котораЯ
работала   в   момент  поЯвлениЯ  прерываниЯ.  ‘  другой   стороны
переключение задач требует значительно большего времени чем  вызов
процедуры  (17 мкс вместо 3,6), поскольку процессор  запоминает  и
восстанавливает регистры при переключении задач. ‘истемы,  которые
чрезвычайно чувствительны ко времени реакции на прерываниЯ,  могут
обрабатывать прерываниЯ при помощи процедур.
   3.6.2  Ћсобые случаи и регистры отладки
   Џодобно    большинству   процессоров   80386   имеет    команду
контрольной   точки,   которую  можно  использовать   длЯ   вызова
отладчика.   Ћднако  отладочнаЯ  аппаратура  80386   имеет   форму
регистров  отладки,  показанных  на  рис.3-11.  ђегистры   отладки
поддерживают    контрольные   точки   данных    ЯвлЯютсЯ    важным
нововведением,  которое может сократить времЯ  отладки  на  многие
часы,   т.Љ.  Ќапример,  позволЯет  установить,  когда  происходит
непредусмотреннаЯ запись в структуры данных.
   ђегистры   отладки  также  сокращают  искажениЯ  в  программах,
необходимые длЯ записи команды точек останова в код, особенно  длЯ
программ,  которые  защищены  от  записи  или  разделены   другими
задачами.
   Ћтладчик  80386 реализует в виде обработчика особой ситуации  с
номером 1. Џроцессор может непосредственно вызвать отладчик  после
исполнениЯ любой команды (путем установки флага TF - флага ловушки
пошагового исполнениЯ), после переключениЯ определенной задачи или
после  поЯвлениЯ  условиЯ точки останов,  определенного  одним  из
`%#(ab`."  отладки. ЂнализируЯ регистр статуса отладки, обработчик
отладочной  особой ситуации может определить, какаЯ из причин  его
вызвала.
   Ѓудучи   вызван   при   переключении  задач,   отладчик   может
перезагрузить регистры отладки значениЯми, подходЯщими  длЯ  новой
задачи.
   80386  Њожет ожидать поЯвлениЯ одновременно до четырех  условий
контрольных  точек, вызываЯ обработчик отладочной особой  ситуации
про  поЯвлении одного из условий. Љаждое условие контрольной точки
определЯетсЯ содержимым регистра отладки, эти регистры могут  быть
загружены  и  запомнены  при  помощи  привилегированных   форматов
команды   MOVE.  “словие  контрольной  точки  содержит   32-битный
линейный адрес, 2-битное поле длины и поле доступа, последние  два
элемента  указываютсЯ  в полЯх регистра управлениЯ  отладкой  DR7.
Ђдрес  условиЯ  контрольной  точкой  и  длина  формируют  адресный
диапазон, который контролируетсЯ процессором при каждой ссылке  на
памЯть.   Џоле  доступа  определЯет  тип  доступа,  длЯ   которого
процессор  может вызвать особую ситуацию 1. Њогут быть  указаны  3
типа доступа:

   1) исполнение команды по указанному адресу;
   2) запись данных в диапазон адресов;
   3) чтение или запись данных в диапазоне адресов.
 3.7‚вод/вывод
   ‘истемы,  базирующиесЯ на 80386, могут распределЯть  устройства
ввода/вывода  в  пространство памЯти процессора  или  в  отдельное
пространство      ввода/вывода.     “стройствам      ввода/вывода,
распределенным в пространство памЯти, можно обращатьсЯ длЯ  чтениЯ
или  записи, используЯ такие команды обращениЯ, как MOVE,  OR  или
аналогичные.  “стройства,  распределенные  в  памЯти,  могут  быть
защищены  с  помощью  стандартного  механизма  защиты  сегмента  и
страницы процессора 808386.
   ‚  дополнении  к своему адресному пространству процессор  80386
имеет  64к-байтное адресное пространство ввода/вывода. “стройства,
распределенные  в  это пространство, управлЯютсЯ командами  ввода,
вывода,  ввода строки и вывода строки. Џервые две команды передают
байт,  слово,  двойное слово в или из EAX-регистра. Џоследние  две
команды передают строку байтов, слов или двойных слов в памЯть или
из памЯти.
   Љоманды  ввода-вывода 80386 чувствительны к уровню  привилегий.
‚  регистре  флагов  имеетсЯ поле, называемое  уровнем  привилегий
ввода/вывода   (IOPL),  которое  определЯет  минимальный   уровень
привилегий , на котором работающаЯ задача может исполнЯть  команды
ввода/вывода (IOPL загружаетсЯ из TSS, так что задачи могут  иметь
различные IOPL). Ќапример, если IOPL задачи равен 1, то задача  не
может  выдавать команды ввода-вывода, исключаЯ случаи,  когда  она
работает  на уровне привилегии 0 или 1. Њеханизм IOPL поддерживает
операционные   системы  с  многоуровневой  защитой,   в   которых,
например, критичные и стабильные процедуры Ядра работают на уровне
привилегии  0, а более изменчивые процедуры ввода-вывода  работают
на  уровне привилегии 1, в этом случае операционнаЯ система должна
только  установить  IOPL  равным  1,  когда  она  создает  задачу,
поскольку  IOPL  характерен длЯ задачи, те задачи,  которым  можно
доверЯть,  могут  исполнЯть  команды  ввода-вывода  на  прикладном
уровне,   позволЯЯ   тем   самым   непосредственно   работать   со
специальными   устройствами,  длЯ  которых  не  имеетсЯ   драйвера
операционной системы.
   „лЯ  того,  чтобы реализовать прЯмой доступ к памЯти  (DMA)  от
устройств   вода/вывода,  операционнаЯ  система   80386   передает
d('(g%a*()  адрес  контроллеру DMA  и  должна  гарантировать,  что
сегменты и/или страницы, ко которым происходит обращение при  DMA-
передачах , не будут перемещатьсЯ во времЯ этой операции. Ћдин  из
способов  пометить страницы "фиксированными на времЯ ввода-вывода"
- это использование одного из трех битов пользователЯ в страничной
таблице.

Ђђ•€’…Љ’“ђЌЂџ ‘Ћ‚Њ…‘’€ЊЋ‘’њ
   80386  совместим на уровне объектного кода с 80286  и  с  8086.
•отЯ  можно  просто использовать 80386 как быстрый 80286  или  как
очень  быстрый 8086, их совместимость обладает достаточно  большой
гибкостью. Џроцессор 80386 может выполнЯть программы 80286 и 80386
параллельно,  и, используЯ виртуальный режим 86 процессора  80386,
существующие  программы 8086 могут также исполнЯтьсЯ  параллельно.
’аким  образом  при  помощи  80386  становитсЯ  возможным  строить
системы, которые могут параллельно исполнЯть программы, написанные
длЯ различных поколений семейства микропроцессоров.
 4.1‘овместимость с 80286
   Ђрхитектура  80286  ЯвлЯетсЯ точным  подмножеством  архитектуры
80386.  ’ак  как  процессор 80386 распознает  все  команды  80286,
регистры,  дескрипторы  и т.„., ’о операционнаЯ  система  80286  и
прикладные   программы  могут  быть  перенесены   на   аналогичное
оборудование,  построенное на основе 80386 без изменениЯ  хотЯ  бы
одного бита.
   ЏрЯмой  перенос,  упомЯнутый выше,  ЯвлЯетсЯ  наиболее  быстрым
путем длЯ того, чтобы запустить существующие программы, написанные
длЯ  80286  на  системе, построенной на 80386.  ‘  другой  стороны
операционные  системы длЯ 80386 могут разрабатыватьсЯ  так,  чтобы
они  поддерживали существующие прикладные программы длЯ 80286,  и,
позволЯЯ  в  то  же  времЯ, новым прикладным программам  полностью
использовать  свойства  архитектуры  80386  (например,   32-битные
параметры  и  длинные сегменты). ‚ таких гибких разработках  новые
прикладные     программы     вызывают     операционную     систему
непосредственно,  передаваЯ  32-битные  параметры.  ‚ызовы  старых
прикладных  программ,  которые организованы  в  16-битном  формате
80286, перехватываютсЯ и преобразуютсЯ в 32-битный формат, а затем
передаютсЯ в операционную систему.
 4.2ђежимы реального и виртуального 8086
   Џроцессор  80386  может  выполнить  объектные  программы  80386
водном  из  2 режимов: реальном режиме или виртуальном режиме  86.
80386  ‚ходит  в  реальный  режим при сбросе.  ‚  реальном  режиме
процессор обеспечивает быстрое исполнение без защиты так,  как  на
8086. Њногие операционные системы будут переключатьсЯ из реального
режима  в  режим  защиты после инициализации,  но  также  возможно
работать все времЯ в реальном режиме 8086. Џринципиальное различие
между  реальным  режимом  80386  и  действительным  режимом   8086
заключаетсЯ  в  скорости:  программы  8086,  которые  критичны  по
скорости исполнениЯ (например, использующие рассчитанные временные
циклы), могут потребовать небольших изменений длЯ того, чтобы  они
работали  правильно  в значительно более быстром  реальном  режиме
80386.  Ќо  основное  множество программ 8086 будет  работать  без
каких-либо трудностей, т.к. они работают в реальном режиме 80286.
   ‚иртуальный  режим 86 устанавливает исполнительную  среду  8086
внутри  защищенной  многозадачной среды 80386.  ‚  то  времЯ,  как
реальный  режим управлЯет всем, что делает процессор,  виртуальный
режим  86  может  применЯтьсЯ  в избранных  задачах  80386.  Љогда
процессор работает в виртуальном режиме 86, он ведет себЯ,  как  в
8086,   но  поле   переключениЯ  к  нормальной  задаче,  процессор
работает как 80386 (который, на самом деле, может интерпретировать
программы  как длЯ 80286, так и 80386). ’аким образом  виртуальный
режим  86  позволЯет операционной системе поддерживать  исполнение
программ 8086, 80286 и 80386 одновременно.
   ‚   разделе  3  было  описано,  как  сегмент  состоЯниЯ  задачи
отражает  состоЯние своего виртуального процессора.  ”лаг  VM86  в
регистре флагов, который загружаетсЯ из TSS, определЯет работающий
виртуальный  процессор  задачи как 8086  или  80386.  Љогда  80386
загружает  свои регистры из TSS, у которого флаг VM86  установлен,
процессор  входит  в виртуальный режим 86. Љогда  при  последующем
переключении  задачи, процессор загружает значениЯ  в  регистр  из
TSS,  у  которого  флаг VM86 сброшен, он выходит  из  виртуального
режима  86.  ’аким образом от задачи к задаче процессор  эмулирует
80386  или 8086 согласно значению флага VM86. 80386 ’акже  выходит
из  виртуального  режима 86, когда он выдает особую  ситуацию  или
возникает  прерывание, и предоставлЯет полные ресурсы  архитектуры
обработчику   прерываний  и  особых  ситуаций.  Џри  возврате   из
обработчика,    вызванного   в   виртуальном    режиме    86,80386
автоматически  возвращаетсЯ  в  виртуальный  режим  86.  ’ак   как
адресное  пространство 8086 равно 1 мегабайту, логические  адреса,
генерируемые  задачей в виртуальном режиме 86, попадает  в  первый
мегабайт линейного адресного пространства 80386. Њножество  задач,
работающих  в  виртуальном режиме 86, могут  пересекатьсЯ  друг  с
другом,   поэтому  они  все  должны  разделЯть  младший   мегабайт
линейного  адресного  пространства.  ЋперационнаЯ  система   может
использовать  страничный механизм 80386 длЯ  перемещениЯ  линейных
адресных пространств задач, работающих в виртуальном режиме 86,  в
различные  области  физического адресного пространства.  €спользуЯ
страничный   механизм  таким  способом,  не  только  предотвращают
наложение  задач, работающих в виртуальном режиме 86, но позволЯют
операционной  системе  с виртуальной памЯтью  обменивать  страницы
задач,  работающих в виртуальном режиме 86, как если бы  они  были
задачами 80386.
   ‡адача,  работающаЯ  в виртуальном режиме 86,  может  выполнЯть
программу,  котораЯ была написана длЯ выполнениЯ  на  однозадачном
персональном компьютере. ’акаЯ программа может содержать  команды,
которые потенциально опасны, когда они выполнЯютсЯ в многозадачной
среде.  Ќапример позволЯЯ задаче, работающей в виртуальном  режиме
86, выполнЯть команду очистки флага прерываний, тем самым запрещаЯ
прерываниЯ, можно остановить в