Lucidi fatti in collaborazione con l’Ing. Valeria Cardellini Dispositivi di I/O Lucidi fatti in collaborazione con l’Ing. Valeria Cardellini

Possibile organizzazione di un calcolatore

Dispositivi di I/O Un dispositivo di I/O è costituito da due componenti: Il dispositivo fisico effettivo (disco, stampante, mouse, video, …) Il device controller (o interfaccia) che gestisce tutte le operazioni che il dispositivo è in grado di svolgere Permette di uniformare la connessione tra il dispositivo ed il resto del sistema Il device controller è collegato attraverso il bus di sistema con CPU e memoria principale Il device controller è un sottosistema specializzato nel controllo dei dispositivi di I/O Fornisce eventuali registri dove possono essere appoggiati i dati del trasferimento ed i comandi al dispositivo

Eterogeneità dei dispositivi di I/O Hanno caratteristiche molto diverse tra loro, classificabili in base a 3 dimensioni Comportamento Input/output o memorizzazione di dati Controparte (partner) Uomo o macchina Tasso di trasferimento dati Dal dispositivo in memoria e viceversa Dispositivo Funzione Partner Velocità (Mb/sec) Tastiera input umano 0,0001 Mouse 0,0038 Stampante laser output 3,2 Network/ wireless LAN input o output macchina 11-54 Network/LAN 100-1000 Disco ottico memoriz-zazione 80 Disco magnetico 240-2560 Scheda grafica 800-8000

Disco magnetico Costituito da un insieme di piatti rotanti (da 1 a 15) Piatti rivestiti di una superficie magnetica Esiste una testina (bobina) per ogni faccia del piatto Generalmente piatti a doppia faccia Le testine di facce diverse sono collegate tra di loro e si muovono contemporaneamente in modo solidale Velocità di rotazione costante (ad es. 10000 RPM) La superficie del disco è suddivisa in anelli concentrici (tracce) Registrazione seriale su tracce concentriche 1000-5000 tracce Tracce adiacenti separate da spazi

Disco magnetico (2) Ciascuna traccia è divisa in settori Settore: la più piccola unità che può essere trasferita (scritta o letta) Centinaia di settori per traccia, generalmente di lunghezza fissa (es., 512 B) Il settore contiene un ID del settore, i dati e un codice di correzione di errore: la capacità formattata scende del 15% Tracce sovrapposte su piatti diversi formano un cilindro

Organizzazione dei dati sul disco Nei dischi più vecchi Ogni traccia conteneva lo stesso numero di settori Le tracce esterne (più lunghe) memorizzavano informazioni con densità minore Nei dischi recenti Per aumentare le prestazioni, si utilizzano maggiormente le tracce esterne: zoned bit recording (o multiple zone recording) Tracce raggruppate in zone sulla base della loro distanza dal centro Una zona contiene lo stesso numero di settori per traccia Più settori per traccia nelle zone esterne rispetto a quelle interne Densità di registrazione (quasi) costante

Lettura/scrittura di un disco Processo composto da 3 fasi: Posizionamento della testina sul cilindro desiderato (tempo di seek) Da 3 a 14 ms (può diminuire del 75% se si usano delle ottimizzazioni) Dischi di diametro piccolo permettono di ridurre il tempo di posizionamento Attesa che il settore desiderato ruoti sotto la testina di lettura/scrittura (tempo di rotazione) In media è il tempo per ½ rotazione Tempo di rotazione medio = 0.5/numero di giri al secondo Es.: 7200 RPM  Tempo di rotazione medio = 0.5/(7200/60) = 4.2 ms Operazione di lettura o scrittura di un settore (tempo di trasferimento) Da 30 a 80 MB/sec (fino a 320 MB/sec se il controllore del disco ha una cache built-in) In più: tempo per le operazioni del disk controller (tempo per il controller)

Prestazioni dei dischi magnetici Calcolo del tempo medio necessario a leggere o scrivere un settore di 512 byte sapendo che: Il disco ruota a 10000 RPM Il tempo medio di seek è 6 ms Il transfer rate è di 50 MB/sec L’overhead del controller è di 0.2 ms Tempo di seek + tempo medio di rotazione + tempo medio di trasferimento + overhead del controller = = 6 ms + (0.5/(10000/60))·1000 ms + 0.5 KB/(50 MB/sec) + 0.2 ms = (6.0 + 3.0 + 0.01 + 0.2) ms = = 9.2 ms

Affidabilità e disponibilità Servizio accessibile Servizio interrotto Fallimento (failure) Ripristino Fallimento (failure): il comportamento del servizio non è conforme alle specifiche Il fallimento è causato da un errore (error) – i.e. porzione di stato scorretto La causa di un errore è un guasto (fault) tipo: hw, sw o operativo durata: transiente, permanente, intermittente visibilità esterna: fail-stop, bizantino

Affidabilità e disponibilità (2) Affidabilità - reliability: probabilità che il sistema funzioni secondo le specifiche di progetto continuamente dall’istante in cui viene attivato all’istante di “osservazione” – R(t) Disponibilità (availability) all’istante t: probabilità che il sistema funzioni secondo le specifiche di progetto quando gli si chiede un servizio – A(t) Disponibilità (a regime permanente) - availability: disponibilità quando t -> infinito

Affidabilità e disponibilità (3) Tempo medio di fallimento (mean time to failure o MTTF) Tempo medio che intercorre tra l’istante in cui il servizio è ripristinato ed il fallimento successivo E’ un indice dell’affidabilità (reliability) del servizio Tempo medio di riparazione (mean time to repair o MTTR): Tempo medio necessario per ripristinare il servizio

Affidabilità e disponibilità (4) Tempo medio tra due fallimenti (mean time between failures o MTBF) Tempo medio tra due fallimenti consecutivi MTBF = MTTF + MTTR Disponibilità (availability) a regime permanente: MTTF Availability = ----------------------- MTTF + MTTR Per aumentare il MTTF Evitare i guasti (p.e. uso di componenti più costosi) Tollerare i guasti Tolleranza ai guasti: capacità del servizio di non subire fallimenti anche in presenza di guasti Occorre introdurre ridondanze (spaziale, temporale) Predire i guasti (evitare di usare sistemi con componenti prossimi al guasto) – manutenzione preventiva

RAID Le prestazioni dei dischi crescono più lentamente di quelle dei processori Accesso ai dischi migliorato di 5/10 volte in 20 anni Idea di Patterson et al. nel 1987: usare in parallelo più dischi per aumentare le prestazioni dei dischi Problema: un array di dischi (senza ridondanza dei dati) è inaffidabile! Affidabilità di un array da N dischi = Affidabilità di 1 disco/N Soluzione: definire un’organizzazione dei dati memorizzati sui dischi in modo da ottenere un’elevata affidabilità (tolleranza ai guasti) replicando i dati sui vari dischi dell’array RAID: Redundant Array of Inexpensive (Independent) Disks Insieme di dischi a basso costo ma coordinati in azioni comuni per ottenere diversi livelli di tolleranza ai guasti

Livelli RAID

RAID 0 Nessuna ridondanza dei dati Solo striping dei dati Striping: allocazione di blocchi logicamente sequenziali (memorizzanti p.e. lo stesso file, che quindi è suddiviso in più blocchi) su dischi diversi per aumentare le prestazioni rispetto a quelle di un singolo disco Lettura e scrittura in parallelo di stripe (strisce) su dischi diversi Non è un vero RAID perché non c’è nessuna ridondanza E’ la migliore soluzione in scrittura, perchè non ci sono overhead per la gestione della ridondanza, ma non in lettura

RAID 1 Mirroring (o shadowing) Ciascun disco è completamente replicato su un disco ridondante (mirror), avendo così sempre una copia Usa il doppio dei dischi rispetto a RAID 0 Ottime prestazioni in lettura Molte possibilità di migliorare le prestazioni (es.: leggere dal disco con il minimo tempo di seek, leggere due file contemporanemanete su dischi “gemelli”) Una scrittura logica richiede due scritture fisiche E’ la soluzione RAID più costosa

RAID 2 Rivelazione e correzione degli errori (codice di Hamming) Striping a livello di parola o di byte (in RAID 0 e 1 strip di settori) Es. in figura: 4 bit (nibble) più 3 bit (codice di Hamming a 7 bit) Svantaggio: rotazione dei dischi sincronizzata Resiste a guasti semplici Ad ogni scrittura bisogna aggiornare i dischi di “parità” anche per la modifica di un singolo bit di informazione Forte overhead per pochi dischi (in figura +75%), ha senso con molti dischi, ad esempio: Parola da 32 bit+(6+1) bit di parità  39 dischi Overhead del 22% (=7/32) In disuso

RAID 3 Un bit di parità orizzontale ed uno verticale Resiste ad un guasto (transiente o permanente) alla volta Overhead abbastanza contenuto Solo un’operazione su disco per volta Ciascuna operazione coinvolge tutti i dischi Soluzione diffusa per applicazioni che operano su grandi quantità di dati in lettura (come nei video games o nelle fruizioni multimediali), disco di parità collo di bottiglia in caso di scrittura

RAID 3: esempio P 1 Record logico 10010011 11001101 . . . Record fisici P contiene il bit di parità dei bit (strip) memorizzati negli altri dischi Se un disco fallisce (in modo transiente o permanente), utilizzando P, i bit di parità verticale e i bit degli altri dischi si recupera l’informazione mancante Overhead accettabile (un terzo nell’esempio, in genere 1/(n-1) se n sono i dischi utilizzati)

RAID 4 Evoluzione di Raid 3 con striping a blocchi (come RAID 0) la stripe nell’ultimo disco contiene i bit di parità dell’insieme di bit omologhi di tutte le altre stripe No rotazione sincronizzata (come in RAID 2 e 3) Resiste a guasti singoli (transienti e permanenti) Consente letture indipendenti sui diversi dischi Se si legge una quantità di dati contenuta in una sola strip Il disco di parità è il collo di bottiglia

RAID 4: lettura e scrittura P Dentro 5 dischi D4 D5 D6 D7 P Lettura piccola: coinvolge un solo disco Scrittura : anche se si aggiorna un solo disco si deve aggiornare anche strip di parità Esempio: lettura piccola per D0 e D5, scrittura grande per D12-D15 D8 D9 D10 D11 P Stripe D12 D13 D14 D15 P D16 D17 D18 D19 P D20 D21 D22 D23 P disco 0 disco 1 disco 2 disco 3 disco 4

Scrittura in RAID 3 e RAID 4 Esempio di scrittura piccola in RAID 4: Opzione 1: si leggono i dati sugli altri dischi, si calcola la nuova parità P’ e la si scrive sul disco di parità (come per RAID 3) Es.: 1 scrittura logica = 3 letture fisiche + 2 scritture fisiche Opzione 2: poiché il disco di parità ha la vecchia parità, si confronta il vecchio dato D0 con il nuovo D0’, si aggiunge la differenza a P, e si scrive P’ sul disco di parità Es.: 1 scrittura logica = 2 letture fisiche + 2 scritture fisiche

RAID 5 Blocchi di parità distribuita Le stripe di parità sono distribuite su più dischi in modalità round-robin (circolare) Si evita il collo di bottiglia del disco di parità in RAID 4 La scrittura piccola è gestita come in RAID 4

RAID 5: scrittura D0 D1 D2 D3 P D4 D5 D6 P D7 Sono possibili scritture indipendenti in virtù della parità interallacciata Esempio: la scrittura di D0 e D5 usa i dischi 0, 1, 3, 4 D8 D9 P D10 D11 D12 P D13 D14 D15 P D16 D17 D18 D19 D20 D21 D22 D23 P disco 0 disco 1 disco 2 disco 3 disco 4

RAID 6 Ridondanza P+Q (si aumenta la distanza di Hamming) Anziché la parità, si usa uno schema che consente di ripristinare anche un secondo guasto la singola parità consente di recuperare un solo guasto Overhead di memorizzazione doppio rispetto a RAID 5

Bus Rappresenta il canale di comunicazione tra le varie componenti del calcolatore Mezzo di trasmissione condiviso, al quale sono collegati più componenti Un calcolatore contiene svariati bus Potenziale collo di bottiglia essendo le sue prestazioni limitate da: Lunghezza Numero di dispositivi connessi Bus composto da: Linee dati (e indirizzi) Informazioni: dati, indirizzi (anche comandi complessi) Ampiezza: numero di linee dati Possibile condividere le linee per dati e indirizzi (multiplexing) Linee di controllo Per controllare l’accesso e l’uso delle linee dati ed indirizzi Richieste ed ack, tipo di informazione sulle linee dati

Bus: esempio di multiplexing dati/indirizzi

Esempio di transazioni sul bus Transazione sul bus Invio dell’indirizzo e del comando da parte dell’unità master (una periferica nell’esempio) Invio o ricezione dei dati da parte dell’unità slave (una memoria nell’esempio) Operazione di output (o transazione di scrittura): trasferimento dati dal dispositivo di I/O alla memoria Linee di controllo: indicano che in memoria occorre eseguire una scrittura Linee di dati/indirizzi: contengono prima l’indirizzo di memoria in cui scrivere il dato e poi il dato da scrivere Operazione di input (o transazione di lettura): trasferimento dati dalla memoria al dispositivo di I/O Linee di controllo: indicano che in memoria occorre eseguire una lettura Linee di dati/indirizzi: contengono prima l’indirizzo di memoria in cui leggere il dato (da dispositivo a memoria) e poi il dato da leggere (da memoria a dispositivo)

Tipologie di bus Bus processore-memoria Bus di I/O Bus backplane Lunghezza ridotta, alta velocità In generale sono di tipo “proprietario” Progettati per massimizzare la banda di trasferimento processore-memoria Bus di I/O Tipicamente di lunghezza maggiore e più lenti Una gran varietà di dispositivi di I/O connessi Standard, ad es. Firewire (IEEE 1394), USB, SCSI, per consentire a più produttori di “uniformarsi” nelle interfacce Bus backplane Struttura di interconnessione all’interno dello chassis Usati spesso come struttura intermedia tra i bus di I/O ed il bus processore-memoria

Esempio di organizzazione c e s M m y - b u B a d p t k l n I / O Bus backplane connesso al bus processore-memoria Bus di I/O connessi al bus backplane

Schemi di comunicazione su un bus La comunicazione sul bus deve essere regolata attraverso un protocollo di comunicazione Esistono due schemi principali di comunicazione (temporizzazione) su di un bus Bus sincroni: protocollo sincrono Bus asincroni: protocollo asincrono

Bus sincrono Le linee di controllo del bus includono un segnale di sincronizzazione (clock) Il protocollo di comunicazione è scandito dai cicli di clock Ogni ciclo del bus per lettura/scrittura richiede più cicli di clock Vantaggi Molto veloce Non richiede molta logica, perché tutti gli eventi sono sincroni con il clock Svantaggi Ogni dispositivo deve essere sincronizzato con il clock Non può avere lunghezza elevata (problemi di clock skew) I bus processore-memoria sono spesso sincroni Hanno lunghezza ridotta Hanno pochi elementi connessi

Bus sincrono: transazione di lettura CLOCK BUS INDIRIZZI MRD DATI indirizzo dato I dati sono pronti per essere letti dal processore Read: segnale di controllo che indica la richiesta di lettura (o scrittura) Sono necessari più cicli di clock (noti a priori) per leggere un dato dalla memoria

Bus asincrono Non è dotato di clock La comunicazione tra le due parti avviene tramite un protocollo di handshaking Vantaggi: Può avere lunghezza elevata e connettere molti dispositivi Il tempo impiegato dalle singole operazioni sul bus è legato esclusivamente alla velocità delle parti coinvolte Svantaggi: Più lento dei bus sincroni Spesso i bus di I/O sono asincroni

Esempio di bus asincrono: ciclo di lettura Trasferimento dati da memoria (con SCO che permette l’handshacking) a disp. I/O Address/data bus Quando lo SCO della memoria vede ReadReq, memorizza l’indirizzo dal bus Address/Data bus e asserisce Ack Il dispositivo di I/O vede Ack asserito, nega ReadReq e rilascia l’ Address/Data bus (mette le sue uscite in alta impedenza) Lo SCO della memoria vede che ReadReq è negato e nega Ack Quando lo SCO ha il dato pronto, lo mette sull’Address/Data bus ed asserisce DataRdy Il dispositivo di I/O vede DataRdy asserito, legge il dato ed asserisce Ack Lo SCO della memoria vede Ack asserito, nega DataRdy e rilascia l’Address/Data bus (mette le sue uscite in alta impedenza) Il dispositivo di I/O nega Ack

Bus asincroni: protocollo di handshaking Lo schema asincrono visto è incentrato sul seguente protocollo di handshaking tra produttore e consumatore (ci sono due macchine a stati finiti): ReadReq viene asserito Ack viene asserito in risposta a ReadReq ReadReq viene non asserito in risposta ad Ack Ack viene non asserito in risposta a ReadReq DataRdy viene asserito Ack viene asserito in risposta a DataRdy DataRdy viene non asserito in risposta ad Ack Ack viene non asserito in risposta a DataRdy

Temporizzazione sincrona o asincrona? Lungo Clock skew (funzione della lunghezza del bus) Asincrona Sincrona Corto Simili Eterogenee Velocità dei dispositivi di I/O

Comunicazione sul bus (quando ci sono più richiedenti di informazioni) Problema: ottenere l’accesso al bus (mezzo di comunicazione condiviso) Accesso regolato tramite ruoli master e slave Unità master: può iniziare attivamente una transazione di lettura o scrittura Il processore è sempre un master, la memoria uno slave Un bus può avere molteplici master Architettura più semplice: un solo bus master (un processore), che media tutte le comunicazioni Svantaggio: il processore deve prendere parte ad ogni transazione sul bus Alternativa: avere più master e seguire un protocollo per coordinare le richieste dei master Occorre un meccanismo di arbitraggio del bus

Arbitraggio del bus Permette di decidere quale dispositivo sarà il prossimo bus master autorizzato all’utilizzo del bus Consente di risolvere possibili contese per l’accesso Obiettivi: Assegnare il bus ai dispositivi con priorità più alta Garantire che non si verifichino situazioni di attesa indefinita (starvation) o di paralisi del sistema Schemi di arbitraggio centralizzati: Un controllore decide a chi assegnare il bus Daisy chain e livelli multipli di priorità Schemi di arbitraggio distribuiti (decentralizzati): Nessun controllore centralizzato: i dispositivi seguono un algoritmo per il controllo d’accesso e cooperano nella condivisione del bus Possibili politiche: Round-robin, rilevamento della collisione

Linea di disponibilità Daisy chain Ad ogni dispositivo è assegnata una priorità Sceglie il dispositivo che richiede l’accesso al bus e possiede priorità maggiore (più vicino all’arbitro) Problema: rischio di starvation e non garantisce la fairness (favorisce alcuni dispositivi rispetto ad altri) Linea di occupazione Linea di disponibilità Linea di richiesta

Livelli multipli di priorità Anche detto parallelo centralizzato Diverse linee di richiesta associate a diversi livelli di priorità In caso di conflitto sono favorite le catene a priorità più alta All’interno di ciascuna catena vale la posizione (daisy chain) Catena a priorità massima Catena a priorità minima

Schemi di arbitraggio distribuiti Round-robin Assegnazione circolare del bus Scambio ciclico di un segnale di disponibilità tra le unità utilizzatrici del bus Rilevamento delle collisioni Esiste un’unica linea su cui è segnalato lo stato del bus (libero/occupato) Più unità contemporaneamente possono occupare il bus: situazione di collisione Occorre rilevare la collisione ed annullare la trasmissione La trasmissione sarà ripetuta dopo un intervallo di tempo (il cui valore è generato in modo casuale) Simile a rete Ethernet

Bus interni ed esterni I bus in un calcolatore si possono anche distinguere in bus interni ed esterni Bus interni (o locali) Confinati all’interno di una singolo chip (tra processore e cache) o tra processore e memoria Elevata velocità per massimizzare la banda passante Tecnologia proprietaria Bus esterni Collegano dispositivi diversi Maggiore lunghezza Velocità inferiore

Banda passante di un bus Un bus trasmette sequenze di dati: la rapidità con cui si passa da un dato al successivo è detta ciclo di bus Più alta è la frequenza, maggiori sono le prestazioni del bus (bandwidth o banda passante) Per ricavare la massima banda passante teorica: max banda = frequenza * numero di linee [MB/sec] Le fasi di inattività e di scambio comandi riducono la banda passante reale (p.e. nell’interazione della PD32 con la memoria ipotizzata ci sono tre cicili di clock) I limiti fisici all’aumento della frequenza sono: alte frequenze creano disturbi (interferenze) bus skew (segnali su linee diverse che viaggiano a velocità diverse)

Tecniche per aumentare la banda passante Parallelismo delle linee dati Aumento del numero di linee (passare da 32 a 64 o 128 bit) Linee dati ed indirizzi separate Aumento del numero di linee (come nel PD32) Trasferimento di dati a blocchi Riduzione del tempo di risposta (trasferimento di più parole contemporaneamente, identificate senza dover trasferire più indirizzi, come nel DMAC)

Parallelismo sul bus dati (p.e. da 32 a 128) (1/2) Data BUS (32 bit) d31…d24 d23…d16 d15…d8 d7…d0 MR MW CS MR MW CS MR MW CS MR MW CS a2…a31 a2…a31 a2…a31 a2…a31

Parallelismo sul bus dati (p.e. da 32 a 128) (2/2) Ogni singola memoria da 32 è organizzata con 4 moduli da 8 bit se si ipotizza allineamento dei dati -> CS = 1 Data BUS (128 bit) d127…d96 d95…d64 d63…d32 d31…d0 MR MW CS MR MW CS MR MW CS MR MW CS a4…a31 a4…a31 a4…a31 a4…a31 CS=1

Parallelismo sul bus dati (p.e. da 32 a 128) (2/2) Domanda: come si “riorganizza” l’architettura del processore? (organizzazione del processore con “prefetch”)

Opzioni di progettazione di un bus Opzione Prestazioni elevate Costo basso Parallelismo bus Linee indirizzi e dati separate Linee indirizzi e dati multiplexate Parallelismo dati Ampio (es. 64 bit) Limitato (es. 8-16 bit) Dimensione del trasferimento Più parole per trasferimento riduce l’overhead Trasferimento di singole parole più semplice Bus master Multiplo (necessario arbitraggio) Singolo (nessun arbitraggio) Temporizzazione Sincrona Asincrona

Alcuni standard per bus IDE/Ultra ATA SCSI PCI PCI-X Ampiezza dati 16 bit 8 o 16 bit 32 o 64 bit Frequenza clock Fino a 100 MhZ 10 MhZ (Fast) 20 MhZ (Ultra) 40 MhZ (Ultra2) 80 MhZ (Ultra3) 160 MhZ (Ultra4) 33 o 66 MHz 66, 100, 133 MhZ Numero di master per il bus 1 multipli Bandwidth (picco) 200 MB/sec 320 MB/sec 528 MB/sec 1064 MB/sec Temporizzazione asincrono sincrono PCI (Peripheral Component Interconnect) e PCI-X usati per connettere la memoria principale ai dispositivi periferici; IDE/Ultra ATA e SCSI (Small Component System Interface) per dispositivi di storage

Bus paralleli e seriali Più bit alla volta: i bit vengono inviati contemporaneamente su più linee Bus seriali Un bit alla volta: i bit vengono inviati in tempi diversi su un’unica linea Un bus seriale può avere una frequenza di funzionamento superiore rispetto ad un bus parallelo perchè non c’è il bus-skew e non ci sono interferenze tra linee parallele Necessità di avere a disposizione una velocità di trasferimento dei dati sempre più elevata: maggiore attenzione verso bus seriali e collegamenti punto-punto

Da seriale a parallelo (1/2) Q CLOCK

Da seriale a parallelo (2/2) Q CLOCK registro Contatore Modulo 4 INC TC

Da bus a collegamento punto-punto (link) (1/2) (non nel programma) Struttura ideale non scalabile Strutture reali (dirette) Ring Mesh Ipercube

Da bus a collegamento punto-punto (link) (2/2) (non nel programma) Strutture reali (indirette) Crossbar Omega

Esempi di bus ad alte prestazioni PCI Express Evoluzione seriale del bus PCI (che è un bus parallelo) Bus bidirezionale (full-duplex) usato principalmente da Intel Costituito da un serie di canali, che possono essere aggregati per aumentare la banda Banda aggregata fino a 7,5 GB/sec HyperTransport Usato principalmente da AMD e Transmeta Collegamento punto-punto unidirezionale ad alta velocità e bassa latenza Ogni link è costituito da due canali (per le due direzioni di trasmissione) che operano in maniera indipendente e concorrente Fino a 32 bit per link Banda aggregata fino a 22,4 GB/sec

USB e Firewire Sono due bus di I/O seriali: Firewire (IEEE 1394) Permettono di collegare con un unico bus molte periferiche (fino a 63 per FireWire e 127 per USB 2.0) Supportano entrambi l’inserimento a caldo Firewire (IEEE 1394) Bus ad alta velocità progettato per dispositivi di I/O ad alta capacità (dispositivi di archiviazione e acquisizione video) Fino a 50 MB/sec Ideato dalla Apple USB (Universal Serial Bus) Bus economico per la gestione di dispositivi di I/O a medio/bassa velocità Fino a 60 MB/sec per USB 2.0 Flessibilità, semplicità: Un unico bus per molte periferiche Non sono necessari dispositivi di controllo e porte dedicate Facilmente espandibile

Esempio tipico per desktop

Esempio: Pentium 4 DDR (double-data rate): invio dei dati sia sul fronte di salita che sul fronte di discesa del clock Il tasso di trasferimento tra north bridge e south bridge è 266 MB/sec: per questo AGP (Accelerated Graphics Port) e la Gigabit Ethernet sono connesse al north bridge anziché al south bridge AGP non è un vero e proprio bus ma un collegamento punto-punto

Lucidi di “raccordo” I contenuti dei lucidi successivi sono stati già trattati, tra l’altro in modo molto più approfondito, quando si è trattato dell’I/O del PD32.

Invio dei comandi ad un dispositivo di I/O I comandi devono essere inviati al corrispondente device controller Un’istruzione di I/O in un linguaggio ad alto livello viene trasformata in una serie di comandi per il controller La trasformazione avviene ad opera del compilatore che traduce l’istruzione in una chiamata al sistema operativo A runtime la chiamata del sistema operativo richiama uno dei moduli del SO che si occupano della gestione dell’I/O (device driver) Il device controller ha una serie di registri (porte di I/O) in cui memorizza Lo stato della periferica (ad es.: idle, busy, down, …) Il comando in esecuzione I dati da/verso il dispositivo di I/O

Invio dei comandi ad un dispositivo di I/O (2) Il device controller può essere visto come un processore (con potenzialità ridotte) Si parla di processori di I/O Per richiedere un’operazione di I/O il processore deve Predisporre il contenuto dei registri del controller a valori predeterminati Avviare il controller stesso L’operazione di selezione del controller e di predisposizione dei suoi registri può avvenire in due modi Memory-mapped I/O Istruzioni di I/O dedicate

Memory-mapped I/O Lo spazio di indirizzamento dell’I/O appartiene allo stesso spazio di indirizzamento della memoria I registri dei vari device controller sono considerati logicamente come locazioni di memoria, pur essendo fisicamente localizzati all’interno del device controller I device controller devono essere quindi dotati di un meccanismo che permetta loro di riconoscere le transazioni ad essi indirizzate I controller ascoltano tutti i segnali in transito sul bus (bus snooping) e si attivano solo quando riconoscono sul bus un indirizzo corrispondente ad una propria locazione di memoria

Istruzioni dedicate Lo spazio di indirizzamento di I/O è separato dallo spazio di indirizzamento della memoria Per consentire al processore di accedere ai registri dei controller delle periferiche vengono inserite delle istruzioni specifiche nell’insieme delle istruzioni, dedicate alla gestione dell’I/O Queste istruzioni dedicate fanno riferimento esplicitamente al dispositivo interessato all’operazione di I/O

Modalità di esecuzione delle operazioni di I/O I dispositivi di I/O sono molto più lenti del processore; inoltre, essi procedono in modo autonomo È quindi necessario introdurre qualche meccanismo di sincronizzazione per la gestione delle operazioni di I/O Principali tecniche per la gestione dei dispositivi di I/O A controllo di programma Polling I/O interrupt driven Direct Memory Access

I/O a controllo di programma Completo coinvolgimento del processore nella gestione dell’operazione di I/O richiesta Il processore, dopo avere predisposto il controller all’esecuzione dell’operazione di I/O interroga continuamente il controller per verificare l’esito dell’operazione Ad operazione ultimata, il processore provvede a trasferire il dato (nel caso di operazione di input) o ad eseguire una nuova istruzione Il processore è coinvolto durante tutta l’operazione di I/O per svolgere il ruolo di controllore Il ciclo svolto dal processore in attesa dello svolgimento dell’operazione è detto busy waiting

I/O a controllo di programma (2) L’I/O a controllo di programma è molto semplice ma dispendioso Il processore spreca tempo nel ciclo di busy waiting, perché non svolge nessun’altra attività se non quella di osservare lo stato della periferica Questa tecnica non deve essere usata nella gestione di periferiche lente, perché forza il processore ad operare alla stessa velocità delle periferiche Di conseguenza, la potenza di calcolo del processore viene sprecata Un (lieve) miglioramento della tecnica a controllo di programma è il polling

Polling Durante un ciclo di busy waiting su un dispositivo, il processore esegue il polling (appello) degli altri dispositivi di I/O Quando un dispositivo necessita di un qualche intervento, il processore soddisfa la richiesta di trasferimento e poi continua il polling I miglioramenti di prestazioni rispetto al controllo di programma sono limitati Problemi principali del polling Con periferiche lente: un eccessivo spreco di tempo di processore, che per la maggior parte del tempo è occupato nel ciclo di busy waiting Con periferiche veloci: il lavoro svolto dal processore è quasi esclusivamente dovuto all’effettivo trasferimento dati

I/O interrupt driven Per evitare il busy waiting è necessario introdurre un metodo basato sulla gestione delle interruzioni Il processore invia al device controller il comando di I/O e prosegue la sua computazione, disinteressandosi dello svolgimento dell’operazione da parte del controller Il controller esegue il comando inviatogli dal processore; quando è pronto allo scambio dei dati invia al processore un segnale di interrupt (interrupt request) Il processore, attraverso una routine di gestione dell’interrupt (interrupt handler), provvederà a salvare il contesto esecutivo ed elaborare l’interrupt Prima di gestire l’interrupt, il processore deve salvare le informazioni che permetteranno di riprendere l’esecuzione del programma corrente dal punto in cui è stata interrotta

I/O interrupt driven (2) Un interrupt è un meccanismo che consente di interrompere l’esecuzione di un programma al fine di eseguire una routine di SO L’interrupt (a differenza di eccezioni e trap) non è causato dall’istruzione correntemente eseguita, ma da un evento esterno, generalmente scorrelato rispetto all’istruzione stessa Un segnale di interrupt è un evento asincrono rispetto alle attività correnti del processore L’interrupt di I/O non è associato con nessuna istruzione, ma può capitare durante l’esecuzione di un’istruzione L’interrupt di I/O non preclude il completamento dell’istruzione Il meccanismo di I/O interrupt driven non svincola il processore dal dover eseguire l’operazione di trasferimento dati

I/O interrupt driven (3) Meccanismi per identificare il dispositivo di I/O che ha generato l’interruzione: Più linee di interruzione Non è pratico dedicare molte linee del bus agli interrupt Usato in combinazione ad uno degli altri 3 meccanismi Semplice per priorità dell’interrupt Interrogazione software (software poll) Quando rileva un’interruzione, il processore esegue una routine che interroga i dispositivi di I/O per individuare chi l’ha causata Svantaggio: perdita di tempo Interrogazione hardware, vettorizzata Linea di richiesta di interruzione comune a tutti i dispositivi di I/O Quando rileva l’interruzione, il processore invia a sua volta un interruzione di riconoscimento Il dispositivo richiedente risponde inviando un vettore, usato dal processore come puntatore alla routine di gestione appropriata Arbitraggio del bus (vettorializzato) Il dispositivo deve ottenere il controllo del bus prima di poter asserire la linea di richiesta dell’interruzione

Priorità delle interruzioni Quando ci sono diversi dispositivi che possono inviare interruzioni al processore, oltre ad identificare il dispositivo che ha generato l’interruzione e la routine di gestione opportuna, occorre anche: Gestire la priorità delle interruzioni Gestire interruzioni annidate Arriva un’interruzione mentre si sta gestendo un’altra interruzione Gestione della priorità Semplice con linee di interruzioni individuali Con l’interrogazione hardware (linea di interruzione comune) la priorità si gestisce tramite un’organizzazione dei dispositivi di tipo daisy chain L’interruzione di riconoscimento viene ricevuta prima dal dispositivo a priorità più elevata e da questi eventualmente propagato al dispositivo successivo

Interruzioni annidate Soluzione semplice: si disabilitano le interruzioni durante il servizio di un interruzione Soluzione restrittiva, in contrasto con le differenti priorità dei dispositivi Soluzione più adottata: un’interruzione a priorità più alta può interrompere il servizio di un interruzione a priorità minore

Direct Memory Access Con l’I/O interrupt driven, per periferiche veloci l’attività di trasferimento è comunque preponderante Il processore è impegnato nel trasferimento dei dati tra dispositivo di I/O e memoria Per evitare l’intervento del processore durante il trasferimento si usa l’accesso diretto alla memoria (Direct Memory Access o DMA) Il DMA controller è un processore specializzato nel trasferimento dei dati tra dispositivi di I/O e memoria principale Il DMA controller attua direttamente il trasferimento dati tra periferiche e memoria principale senza l’intervento del processore

Direct Memory Access (2) Il processore ha solo il compito di supervisore; a fronte di una richiesta di I/O, il processore invia al DMA controller: Tipo di operazione richiesta Dispositivo di I/O Indirizzo di memoria da cui iniziare a leggere/scrivere i dati Numero di byte da leggere/scrivere Il DMA controller avvia l’operazione richiesta e trasferisce i dati da/verso la memoria Completato il trasferimento, il DMA controller invia un’interruzione al processore per segnalare il completamento dell’operazione richiesta Tra il momento in cui termina l’invio del comando di I/O al controller e la ricezione dell’interruzione inviata dal DMA controller, il processore è completamente svincolato dall’operazione di I/O e può dedicarsi ad altre attività

Direct Memory Access (3) Possibili configurazioni DMA Bus singolo, DMA isolato Bus singolo, DMA-I/O integrati Bus di I/O Bus di sistema Processore DMA I/O Memoria … Bus di sistema Processore DMA I/O Memoria … Bus processore-memoria Processore DMA Memoria Bus di I/O … I/O I/O

DMA, memoria virtuale e cache In sistemi con memoria virtuale, il DMA deve trasferire usando indirizzi virtuali o indirizzi fisici? Se usa indirizzi fisici, il trasferimento non può riguardare facilmente più di una pagina Più pagine non corrispondono generalmente a locazioni sequenziali in memoria Se usa indirizzi virtuali, li deve tradurre in indirizzi fisici Il sistema operativo fornisce delle tabelle di traduzione quando inizia il trasferimento In sistemi con cache Possibili due copie di un elemento (una in cache e una in memoria) Altro problema derivante dalla strategia di scrittura write-back Come mantenere la coerenza?