Goto... Search.. Hext Change.. Follou Previous 11 глава

mov word ptr old_08+2,ES
;Установим наш обработчик >>

mov AX,2508h

mov DX,oflset new_08

int 21h

;Прочитаем системное время, прибавим требуемый интервал;и сохраним в двухсловной ячейке памяти

mov AX,40h;Настройка ES на

усмиренные возможности современных микропроцессоров

 

mov ES.AX;область данных BIOS

mov EAX,ES:6Ch;Получаем системное время add EAX,time_int;Прибавить интервал mov time_end,EAX;Сохраним в памяти;Имитация рабочего цикла программы с опросом флага

again: test jiiz mov mov int jmp mov mov int

flag.OFFh ok AH,02h DL.V 21h again AH,09h DX,offset msg

ok:

;Проверка флага готовности;Если установлен, на ОК;В ожидании окончания;временного интервала;выводим на экран точки;И снова на проверку флага;Интервал завершен.;Выполним, что хотели

21h;3авсршим программу, восстановив сначала исходный вектор

Ids DX,old_08

mov AX,2508h

int 21h

mov AX,4COOh

int 21h main endp

;Наш обработчик прерываний от системного таймера new_08 proc

pushf call CS:old_08 push EAX ES AX,40h ES,AX EAX,ES:6Ch

push mov mov mov cmp jb inc

;3апишем флаги в стек;и вызовем системный обработчик;Сохраним используемые; регистры; Настроим ES;на область данных BIOS;Прочитаем текущее время EAX,CS:time_end;CpaBHHM с вычисленным

ex CS:flag AL,20h 20h,AL ES EAX endp

ех:

;Если меньше, на выход;Интервал истек, установим;флаг

mov out pop pop iret new 08

;Команда конца прерывания;в контроллер прерываний;Восстановим;сохраненные регистры;Выход из обработчика

;Поля данных программы old_08 dd О time_int dd 18*2 time_end ddO Hag db 0

;Для хранения исходного вектора;Требуемый интервач (~2с);Момент истечения интервала;Флаг истечения интервала

msg db "Время истекло!$" Информационное сообщение

code ends

end main

168________________________________________________________________ £лава_4

Организация программного комплекса с обработчиком прерываний от системного таймера уже рассматривалась в примере 3-3 в гл. 3. Установ­ка обработчика в рассматриваемом примере выполняется немного про­ще, так как нет необходимости настраивать регистр DS на сегмент данных

— он и так уже настроен на единственный сегмент программы. Установив
обработчик, программа настраивает регистр ES на область данных BIOS и
считывает из ячейки с адресом 46Ch текущее системное время. Командой
add к нему прибавляется заданный в ячейке time_int интервал (в примере

— приблизительно 2 с), и результат сохраняется в ячейке time_end.

Действия по установке обработчика закончены, и программа может приступить к выполнению запланированных для нее действий. В данном примере программа в цикле вызывает функцию DOS 02h вывода на экран символа точки; в действительности она может, например, выполнять обра­ботку и вывод на экран некоторых данных. В каждом шаге цикла происходит тестирование флага окончания временного интервала flag, который дол­жен быть установлен обработчиком прерываний по истечении заданного временного интервала. Пока флаг сброшен, цикл продолжается. Как только флаг окажется установлен, программа приступает к выполнению действий по отработке этого события. В рассматриваемом примере выполняется вы­вод на экран информационного сообщения и завершение программы с обязательным восстановлением исходного содержимого вектора 8.

Обработчик прерываний new_08 прежде всего выполняет вызов ис­ходного обработчика, адрес которого мы сохранили в ячейке old_08. Ме­тодика сцепления обработчиков прерываний рассматривалась в гл.З (см. пример 3-4). В данном случае сцепление обработчиков необходимо, так как подключение к вектору 8 нашего обработчика не должно нарушить ход системных часов.

После возврата из системного обработчика выполняется сохранение используемых регистров, настройка регистра ES на область данных BIOS, чтение текущего времени и сравнение его с записанным в ячейке time_end. Пока текущее время меньше заданного, обработчик просто завершается командой irct, послав предварительно в контроллер прерываний команду конца прерывания EOI и восстановив сохраненные ранее регистры. Если же заданный временной интервал истек, и текущее время оказывается рав­ным (или большим) значению в ячейке time_end, обработчик перед своим завершением устанавливает флаг flag, инициируя в основной программе запланированные для этого события действия. Если такими действиями должно быть, например, включение или выключение аппаратуры, под­ключенной к компьютеру, это можно сделать в самом обработчике преры­ваний. В этом случае флаг flag не нужен, и действия основной программы и обработчика прерываний протекают паршшельно и независимо.

Рассмотренную программ}' нетрудно модифицировать так, чтобы флаг flag устанавливался не после истечения заданного интервала, а в задан­ный момент календарного времени. Эта задача позволит нам проиллюст­рировать приемы выполнения арифметических операций с 32-разрядны­ми операндами.

Расширенные возможности современных микропроцессоров

Пример 4-2 отличается от предыдущего только изменением алгорит­ма вычисления времени и служебными полями данных. Процедуры уста­новки обработчика прерываний, цикла ожидания установки флага и са­мого обработчика прерываний полностью совпадают с примером 4-1.

Для получения требуемого значения времени в тех же единицах, ко­торые используются системой при работе с ячейкой 46Ch, надо сначала вычислить время в секундах от начала суток, а затем для получения вре­мени в тактах таймера умножить эту величину на 18,2065 (см. раздел 3.5). Для того, чтобы не привлекать арифметический сопроцессор и оставать­ся в рамках целых 32-битовых чисел, умножение числа секунд на 18.2065 выполняется по следующей формуле:

Такты = t*18 + t/5 + t/154

Отлаживая на машине пример 4-2, надо следить за тем, чтобы заданное время было больше текущего по машинным часам, иначе программа будет вечно ожидать установки флага. Попытка завершить ее нажатием комбина­ции <Ctrl>/<C> приведет к зависанию системы, так как в этом случае не будут выполнены строки восстановления исходного содержимого перехва­ченного программой вектора. По-настоящему в программах, содержащих обработчики каких-либо прерываний, используемых системой, необходи­мо предусматривать собственные средства обработки нажатия <Ctrl>/<C>, чтобы аварийное завершение программы выполнялось так же корректно, как и штатное, с предварительным с восстановлением векторов.

;Пример 4-2. Ожидание заданного момента времени

;по прерываниям от таймера

.586

assume CS:code,DS:code

code segment usel6

org lOOh main proc;Сохраним исходный вектор

Преобразуем требуемое;интервалов по 55 мс mov EAX,hour mov EBX,3600 mul EBX mov temp.EAX mov EAX,min mov EBX,60 mul EBX add temp,EAX mov EAX,sec add temp,EAX

;Установим наш обработчик

календарное время в количество

;Возьмем часы

;Коэффициент преобразования в секунды

Преобразуем часы в секунды в EDX:EAX

;Сохраним часы в temp

;Возьмем минуты

;Коэффициент преобразования в секунды

;Преобразусм минуты в секунды в EDX:EAX

; Прибавим минуты в temp

;Возьмем секунды

;Прибавим секунды в temp

Глава '4

 

mov mov mul mov xor mov mov div add xor mov mov div add; Имитация

EAX.temp

EBX,18

EBX

time, E AX

EDX,EDX

EAX,temp

EBX, 5

EBX

time.EAX

EDX.EDX

EAX,temp

EBX, 154

EBX

time,EAX

рабочего цикла

;Число секунд;Будем умножать на 18;Умножим на 18;Сохраним в time;Подготовимся к делению;Будем делить число секунд;Будем делить на 5; Поделим;Прибавим к time Подготовимся к делению;Будем делить число секунд;Будем делить на 154; Поделим;Прибавим к time программы с опросом флага

;3авершим программу, восстановив сначала исходный вектор

main endp new_08 proc

endp dd

new_08 old_08 hour dd min dd sec time temp dd nag db msg code end

;Часы

; Минуты

dd dd

; Секунды

вычисленное время в тактах таймера

;Ячейка для промежуточного результата

;Флаг наступления заданного времени

db "Время наступило!$"

ends

main

Рассмотрим некоторые детали приведенного примера.

Три ячейки для хранения заданного времени (часов, минут и секунд) объявлены оператором dd, как двойные слова для упрощения программы и ускорения загрузки этих значений в расширенный регистр ЕАХ. Если бы мы, экономя память, отводимую по данные, объявили бы эти ячейки как байты, то загрузка, например, числа часов в регистр ЕАХ выглядела бы следующим образом:

xor mov

ЕАХ, ЕАХ

AL,hour

Для преобразования часов в секунды мы должны число часов умно­жить на 3600. Оба сомножителя (3600 и максимум 23) представляют собой небольшие числа, которые поместились бы в 16-разрядный регистр. Одна-

Расширенные возможности современных микропроцессоров

ко результат может достигнуть величины 82800, которая в регистр АХ уже не поместится. Если бы мы выполнили умножение двух 16-разрядных ре­гистров, например, АХ на ВХ, то результат (по правилам выполнения команды mul) оказался бы в паре регистров DX:AX, и нам пришлось бы эти два числа объединять в одно несколькими операциями переноса и сдвига:

push AX;Сохраняем на время АХ

mov AX,DX;Старшая половина произведения

sal ЕАХ,16;Сдвигаем в старшую половину ЕАХ

pop AX;Младшая половина произведения

Выполняя умножение с использованием 32-разрядных регистров, мы получаем результат опять же в паре регистров EDX:EAX, но поскольку в нашем случае произведение никогда не превысит 64 К, все оно целиком будет находиться в одном регистре ЕАХ, и мы избавляемся от приведен­ной выше процедуры. Результат умножения сохраняется во вспомогатель­ной ячейке temp.

Аналогичным образом выполняется перевод числа минут в секунды; полученный результат прибавляется к содержимому ячейки temp.

Число секунд преобразовывать не надо, оно просто прибавляется к содержимому temp.

Полученное число секунд умножается на 18, и результат помещается в ячейку time, которая затем будет опрашиваться в обработчике прерываний.

К полученному числу тактов таймера надо прибавить еще две коррек­тирующих величины — результаты деления числа секунд на 5 и на 154. При использовании в операции деления 32-разрядных регистров делимое по­мещается в пару регистров EDXrEAX. В.нашем случае делимое целиком помещается в ЕАХ, и регистр EDX необходимо обнулить. Для этого мож­но было выполнить команду

mov ЕАХ,О 1_ч

но более эффективна операция хог ЕАХ,ЕАХ

которая при любом содержимом ЕАХ оставляет в нем 0.

При делении EDX:EAX на ЕВХ частное помещается в ЕАХ, остаток в EDX. Остаток нас не интересует, а частное (первая корректирующая ве­личина) прибашыется к содержимому ячейки temp.

Аналогичным образом то же число секунд из ячейки tmp делится на 154, и результат прибавляется к содержимому time. Преобразование за­кончено.

В заключение рассмотрим пример упорядочивания массива 32-разряд­ных чисел в убывающем порядке методом пузырьковой сортировки. В при­веденном алгоритме используются расширенные возможности адресации 32-разрядных процессоров.

Глава 4

;Пример 4-3. Пузырьковая сортировка .586 assume CS:code,DS:data code segment use!6 main proc AX,data DS,AX ESI.offset list ЕСХДООО EDX,0 EDX,ECX stop

; Настроим DS;на сегмент данных;ESI-> начало массива; ;Число элементов в массиве;Индекс сравниваемой пары;Индекс пары дошел до;индекса массива' К следующей паре ЕАХ,[Е51-ЬЕОХ*4+4];Второй элемент пары [ESI-f-EDX*4],EAX;Сравним с предыдущим noswap;Если первый больше, то хорошо [ESI+EDX*4],EAX;Первый меньше. Обменять [Е51+ЕОХ*4+4],ЕАХ;первый на второй

mov

mov

mov

mov

start: mov sort: cmp

jge

mov

cmp

jge

xchg

;Увеличим индекс пары ;И на сравнение ;Цикл по всем элементам

mov noswap: inc EDX

jmp sort stop: loop start

mov AX,4COOh

;Имя тестового массива;3аполним массив на этапе;трансляции числами от О;до 990;через 10

hit 21h
main endp
code ends
data segment
list label
nmb=0
rept 1000
dd nmb
nmb=nmb+10
endm
data ends
stk segment stack;.

dw 128 dup (0) С

stk ends II

end main

Алгоритм пузырьковой сортировки предусматривает выполнение двух вложенных циклов. Во внутреннем цикле сравниваются пары элементов. Первый элемент берется по адресу [ESI + EDX * 4], второй — по следу­ющему адресу [ESI + EDX * 4 + 4]. Если второй элемент больше первого, происходит обмен значений этих элементов, и элемент с меньшим значе­нием «всплывает» на одно место выше (т.е. перемещается по большему адресу). После этого увеличивается индекс пары и выполняется сравне­ние второго элемента со следующим. Если оказывается, что следующий элемент больше предыдущего, они меняются местами. В результате эле­мент с самым маленьким значением всплывает на самый верх списка.

Расширенные возможности современных микропроцессоров

Внутренний цикл, пройдясь по всем парам, повторяется сначала, обес­печивая всплывание следующего по величине элемента. Каждый следую­щий проход внутреннего цикла требует на 1 меньше шагов, чем предыду­щий. После завершения упорядочивания элементы выстраиваются по воз­растающим адресам в порядке уменьшения их значений.

В примере 4-3 тестовый массив данных образован из возрастающих (на 10) чисел от 0 до 990. В результате упорядочивания они должны располо­житься в обратном порядке, от больших к меньшим. В примере не предусмот­рены средства вывода на экран элементов массива, поэтому его изучение следует проводить в отладчике, наблюдая всплывание каждого элемента

Как уже отмечалось, в 32-разрядных процессорах увеличено до 4 чис­ло сегментных регистров данных. Это дает возможность совместной рабо­ты с четырьмя сегментами данных (общим объемом до 256 Кбайт) без перенастройки сегментных регистров. Структура такого рода программы может выглядеть следующим образом:

.586

datal segment use!6

; Массив 56 Кбайт

first dw 7000U dup(')

datal ends

data2 segment use 16

;Массив 56.Кбайт

second dw 7000U dup (')

datal ends

data3 segment use 16

;Массив 56 Кбайт

third dw 7000h dup (')

data3 ends

data4 segment use 16

;Массив 56 Кбайт

forth dw 7000h dup (')

data4 ends

code segment

use!6

assume DS:datal,ES:data2,FS:data3,GS:data4 main proc

;Настроим все 4 сегментных регистра на базовые адреса соответствующих сегментов

mov AX.datal

mov DS,AX;DS->datal

mov AX,data2

mov ES,AX;ES->data2 • ' I

mov AX,data3

mov FS,AX;FS->data3

mov AX,data4

mov GS,AX;GS->data4

;Теперь можем обращаться к полям данных сегментов

mov BX,7000h*2-2;BX->последнее слово массива

mov word р1г[ВХ],111111;Обращение через DS по умолчанию;Обращение к разным сегментам с явным указанием ^требуемого сегментного регистра (замена сегмента)

Глава 4

mov word ptr ES:[BX],2222h

mov word ptr FS:[BX],3333h

mov word ptr GS:[BX],4444h

;Обращение по именам полей данных разных сегментов;с учетом действия директивы assume

mov first, 1;3апись в сегмент datal

mov second,2;3апись в сегмент data2

mov third,3;3апись в сегмент data3

mov fourth,4;3апись в сегмент data4

;Перенос данных из сегмента в сегмент

push first

pop sccoud+2

push third

pop fourth+2

main endp code ends

В программе объявлены 4 сегмента данных с именами datal, data2, data3 и data4, содержащие массивы 16-разрядных данных с именами first, second, third и fourth. Длина каждого массива составляет 56 Кбайт, и, таким образом, общий объем данных, доступных программе в любой мо­мент, составляет более 200 Кбайт. Сегменты данных описаны до сегмента команд, что в данном случае имеет значение. В сегменте команд с помо­щью директивы assume указано соответствие каждом}' из сегментов свое­го сегментного регистра (DS, ES, FS и GS). Это даст нам возможность обращаться по именам полей сегментов без явного указания соответству­ющих этим сегментам сегментных регистров.

Программа начинается с обычной практически для всех программ
процедуры настройки всех сегментных регистров. Стоит еще раз повто­
рить, что директива assume лишь обеспечивает правильную трансляцию
программы, но не инициализирует сегментные регистры. «Правильная
трансляция» в данном случае заключается в том, что при обработке ко­
манд, в которых упоминаются имена данных того или иного сегмента,
ассемблер автоматически предваряет эти команды префиксом замены сег­
мента, выбирая для замены сегментный регистр, указанный в директиве
assume для данного сегмента. Так, команда;.

mov first,!)';

преобразуется в последовательность кодов (по листингу трансляции) С7 06 ООООг 0001

где С7 06 — это код команды mov в случае прямой адресации памяти и использования непосредственного операнда, ООООг — смещение адресуе­мой ячейки, а 0001 — непосредственный операнд (все числа, разумеется, шсстнадцатеричныс). Здесь нет префикса замены сегмента, потому что адресуется сегмент, которому соответствует регистр DS, используемый

Г

'дсишренные возможности современных микропроцессоров____________________ 175

процессором по умолчанию. Однако команды с обращением к другим сег­ментам транслируются с включением в их коды соответствующих пре­фиксов, несмотря на то, что в исходных предложениях не указаны сег­ментные регистры, а содержатся только ссылки на (уникальные) имена ячеек тех или иных сегментов:

mov second,2;Код команды 26: С7 06 ООООг 0002

mov third,3;Код команды 64: С7 06 ООООг 0003

mov fourth,4;Код команды 65: С7 06 ООООг 0004

Настроив сегментные регистры, мы можем обращаться к полям данных всех четырех сегментов с использованием любых способов адресации. В при­веденном фрагменте в регистр ВХ помещается смещение последней ячейки любого из массивов, после чего с помощью косвенной базовой адресации в последние слова всех четырех массивов записываются произвольные числа llllh, 2222h, 3333h и 4444h. Во всех случаях требуется описатель word ptr, так как по виду команды ассемблер не может определить, хотим ли мы занести в память байт, слово или двойное слово. При обращении к сегментам, адре­суемых не через DS, необходимо явное указание сегментного регистра (ко­торое будет преобразовано в код префикса замены сегмента), потому что по виду команды с адресацией через регистры транслятор не может опреде­лить, к какому сегменту происходит обращение.

Проще обстоит дело, если в команде указаны имена ячеек сегментов. В этом случае, как уже говорилось выше, транслятор автоматически вклю­чает в код команды требуемый префикс замены сегмента.

Наконец, в конце программы приведены строки пересылки данных из сегмента в сегмент через стек. Они убедительны в том отношении, что в четырех последовательных командах производится обращение к четы­рем различным сегментам программы без перенастройки сегментных ре­гистров, которую пришлось бы выполнить, если бы мы ограничились воз­можностями МП 86.

4.4. Основы защищенного режима

Микропроцессоры Pentium, так же, как и его предшественники (на­чиная с 80268), могут работать в двух режимах: реального адреса и вирту­ального защищенного адреса. Обычно эти режимы называют просто ре­альным и защищенным. В реальном режиме 32-разрядные микропроцессо­ры функционируют фактически так же, как МП 86 с повышенным быстродействием и расширенным набором команд. Многие весьма при­влекательные возможности микропроцессоров принципиально не реали­зуются в реальном режиме, который введен лишь для обеспечения совме­стимости с предыдущими моделями процессоров. Характерной особенно­стью реального режима является ограничение объема адресуемой оперативной памяти величиной 1 Мбайт.

Только перевод микропроцессора в защищенный режим позволяет полностью реализовать все возможности, заложенные в его архитектуру и недоступные в реальном режиме. Сюда можно отнести:

Глава -t

— увеличение адресуемого пространства до 4 Гбайт;

— возможность работать в виртуальном адресном пространстве, превы­
шающем максимально возможный объем физической памяти и со­
ставляющем огромную величину 64 Тбайт;

— организация многозадачного режима с параллельным выполнением
нескольких программ (процессов). Собственно говоря, многозадачный
режим организует многозадачная операционная система, однако мик­
ропроцессор предосташшет необходимый для этого режима мощный
и надежный механизм защиты задач друг от друга с помощью четыре­
хуровневой системы привилегий;

— страничная организация памяти, повышающая уровень защиты задач
друг от друга и эффективность их выполнения.

При включении микропроцессора в нем автоматически устанавлива­ется режим реального адреса. Переход в защищенный режим осуществля­ется программно путем выполнения соответствующей последовательнос­ти команд. Поскольку многие детали функционирования микропроцессо­ра в реальном и защищенном режимах существенно различаются, программы, предназначенные для защищенного режима, должны быть написаны особым образом. При этом различия реачьного и защищенного режимов настолько велики, что программы реального режима не могут выполняться в защищенном режиме и наоборот. Другими словами, реаль­ный и защищенный режимы не совместимы.

Архитектура современного микропроцессора необычайно сложна. Столь же сложными оказываются и средства защищенного режима, а также про­граммы, использующие эти средства. С другой стороны, при решении многих прикладных задач (например, при отладке приложений Windows, работающих, естественно, в защищенном режиме), нет необходимости в понимании всех деталей функционирования защищенного режима; дос­таточно иметь знакомство с его основными понятиями. В настоящем раз­деле дается краткое описание основ защищенного режима и его наиболее важных структур и алгоритмов функционирования.

Пожалуй, наиболее важным отличием защищенного режима от ре-ального является иной принцип формирования физического адреса. Вспом­ним, что в реальном режиме физический адрес адресуемой ячейки памя­ти состоит из двух компонентов — сегментного адреса и смещения. Оба компонента имеют размер 16 бит, и процессор, обращаясь к памяти, пользуется следующим правилом вычисления физического адреса:

Физический адрес = сегментный адрес * 16 4- смещение

И сегментный адрес, и смещение не могут быть больше FFFFh, отку­да следуют два важнейших ограничения реального режима: объем адрес­ного пространства состаатяет всего 1 Мбайт, а сегменты не могут иметь размер, превышающий 64 Кбайт.

В защищенном режиме программа по-прежнему состоит из сегмен­тов, адресуемых с помощью 16-разрядных сегментных регистров, однако местоположение сегментов в физической памяти определяется другим способом.

Расширенные возможности современных микропроцессоров

 

В сегментные регистры в защищенном режиме записываются не сег­ментные адреса, а так называемые селекторы, биты 3...15 которых рас­сматриваются, как номера (индексы) ячеек специальной таблицы, со­держащей дескрипторы сегментов программы. Таблица дескрипторов обыч­но создается операционной системой защищенного режиме (например, системой Windows) и, как правило, недоступна программе. Каждый дес­криптор таблицы дескрипторов имеет размер 8 байт, и в нем хранятся все характеристики, необходимые процессору для обслуживания этого сег­мента. Среди этих характеристик необходимо выделить в первую очередь две: адрес сегмента и его длину (рис. 4.4).

Таблица дескрипторов сегментов

Первый пустой дескриптор

Адрес = О Длина = 1 Мбайт

Адрес = 1 Мбайт Длина = 100 Кбайт

.Адрес =8,5 Мбайт Длина = 256 байт

Рис. 4.4. Дескрипторы сегментов и их селекторы.

Под адрес сегмента в дескрипторе выделяется 32 бит, и, таким обра-ром, сегмент может начинаться в любой точке адресного пространства Зъемом 2³² = 4 Гбайт. Это адресное пространство носит название линей-[ного. В простейшем случае, когда выключено страничное преобразование, котором речь будет идти позже, линейные адреса отвечают физическим. Таким образом, процессор может работать с оперативной памятью объе­мом до 4 Гбайт.

Как и в реальном режиме, адрес адресуемой ячейки вычисляется про­цессором, как сумма базового адреса сегмента и смещения:

Линейный адрес = базовый адрес сегмента + смещение

В 32-разрядных процессорах смещение имеет размер 32 бит, поэтому максимальная длина сегмента составляет 2^м = 4 Гбайт.

На рис. 4.4 приведен гипотетический пример программы, состоящей из трех сегментов, первый из которых имеет длину 1 Мбайт и расположен в начале адресного пространства, второй, размером 100 Кбайт, вплотную примыкает к первом)', а третий, имеющий размер всего 256 байт, распо­ложен в середине девятого по счету мегабайта.

Адреса, используемые программой для обращения к ячейкам памяти, и состоящие всегда из двух компонентов — селектора и смещения — иногда называются виртуальными. Система сегментной адресации преобразует

Глава 4

виртуальные адреса в линейные. Поскольку таблица дескрипторов, с по­мощью которой осуществляется это преобразование, обычно недоступна программе, программа может не знать, в каких именно участках логичес­кого адресного пространства находятся ее компоненты. Фактически это сводится к тому, что, загружая программу в память, вы не знаете, в каких местах памяти будут находиться ее сегменты, и каков будет порядок их размещения. Программисту доступны только виртуальные адреса, преоб­разование же их в линейные и затем в физические берет на себя операци­онная система.

Каков объем виртуального адресного пространства' Программа указы­вает номер нужного ей дескриптора с помощью селектора, в котором для индекса дескриптора отведено 13 бит. Отсюда следует, что в дескрипторной таблице может быть до 2^й = 8 К дескрипторов. Однако в действительности их в два раза больше, так как программа может работать не с одной, а с двумя дсскрипторными таблицами — одной глобальной, разделяемой все­ми выполняемыми задачами, и одной локальной, принадлежащей конк­ретной задаче. В селекторе предусмотрен специачьный бит (бит 2), состоя­ние которого говорит о типе требуемой программе дескрипторной таблицы. Таким образом, всего программе могут быть доступны 2¹⁴ = 16 К дескрипто­ров, т.е. 16 К сегментов. Поскольку размер каждого сегмента, определяемый максимальной величиной смещения, может достигать 2^}- = 4 Гбайт, объем виртуального адресного пространства оказывается равным 16 К * 4 Кбайт = = 64 Тбайт.

Реально, однако, оперативная память компьютера с 32-разрядной адресной шиной не может быть больше 4 Гбайт, т.е. при сделанных выше предположениях (16 К сегментов размером 4 Гбайт каждый) в памяти может поместиться максимум один сегмент из более чем 16 тысяч. Где же будут находиться все остальные?

Полный объем виртуального пространства может быть реализован толь­ко с помощью многозадачной операционной системы, которая хранит все неиспользуемые в настоящий момент сегменты на диске, загружая их в память по мере необходимости. Разумеется, если мы хотим полностью реализовать возможности, заложенные в современные процессоры, нам потребуется диск довольно большого объема — 64 Тбайт. Однако и при нынешних более скромных технических средствах (память до 100 Мбайт, жесткий диск до 10 Гбайт) принцип виртуальной памяти используется всеми многозадачными операционными системами с большой эффектив­ностью. С другой стороны, для прикладного программиста этот вопрос не представляет особого интереса, так как сброс сегментов на диск и под­качка их с диска осуществляются операционной системой, а не програм­мой, и вмешательство эту процедуру вряд ли целесообразно.