Ця стаття не містить . (січень 2016) |
Intel 80386 (також відомий як i386 або просто 386) — 32-бітний x86-сумісний процесор третього покоління фірми Intel, випущений 17 жовтня 1985. Перший 32-розрядний процесор для IBM PC.
Розробник: | Intel |
---|---|
Виробник(и): | Intel, Advanced Micro Devices і IBM |
Набір команд: | x86 і IA-32 |
Опис
Процесор i386 повністю сумісний зі своїми попередниками — процесорами 8086-80286. Він виконує програми, призначені для них, без необхідності модифікації коду і перекомпіляції (або з мінімальними модифікаціями) і робить це більш ефективно:
- затрачає на виконання менше число тактів синхронізації;
- має вищі тактові частоти, за рахунок використання нових технологій;
- має збільшений, у порівнянні з попередніми процесорами, буфер передвибірки команд - 16 байт (яких вистачає приблизно на п'ять команд); буфер передвибірки забезпечує меншу кількість звернень за командами і виключає зайві звернення в пам'ять в коротких циклах і виконанні рядкових команд.
Разом з тим i386 є серйозною переробкою процесора 80286. За деякими оцінками, ні до, ні після i386 архітектура процесорів x86 жодного разу не перероблялася настільки кардинально. У процесорах цієї архітектури вперше були введені основні механізми підтримки сучасних 32-розрядних операційних систем для PC-сумісних платформ.
32 біти
Вся архітектура x86 була розширена до 32 біт — всі регістри (за винятком сегментних) стали 32-бітними, отримавши у назві префікс «E» (EAX, EBX, EIP, EFLAGS тощо), із збереженням повного набору команд для роботи з ними. У тому числі:
- регістр прапорів, який отримав безліч нових прапорів для управління багатозадачністю
- регістр управління процесором MSW процесора 80286, названий на i386 «CR0»
32-бітною стала і адресація в захищеному режимі (з можливістю створення 16-бітних сегментів, для сумісності з 80286). Вона дозволила вперше з часу появи 8086 забути про сегментацію, а точніше, обмеження розміру сегмента 64 кілобайтами (обмеження 16-бітної адреси), яке давно перестало влаштовувати програмістів.
До появи i386 програми та операційні системи використовували кілька головоломних моделей організації пам'яті (крихітна - tiny, мала - small, велика - large, величезна - huge), що розрізняються по організації в пам'яті сегментів коду, стека і даних. 32-бітні адреси дозволили використовувати замість них одну просту плоску модель (англ. flat) - 32-бітний варіант крихітної моделі, в якій всі сегменти завдання знаходяться в одному адресному просторі. Плоска модель забезпечує розмір такого «загального» сегмента до майже 4 гігабайт, яких на ті часи вистачало для будь-якого мислимого завдання.
Плоска модель має й недоліки:
- в ній з'являються проблеми переміщуваності машинного коду, які раніше легко обходилися сегментацією, забезпечення переміщуваності лягло на плечі операційних систем, з новими форматами дискового образу програми.
- плоска модель практично зводить нанівець управління пам'яттю в захищеному режимі (обмеження доступу та підтримка віртуальної пам'яті), яке до i386 могло виконуватися тільки на рівні сегментації. Тільки поява нової моделі управління пам'яттю — сторінкового перетворення — забезпечила плоскій моделі її сьогоднішню популярність.
Плоска модель увійшла в побут[] настільки широко, що сучасні програмісти часто і не підозрюють, що програми звертаються в пам'ять через сегменти.
У i386 був введений новий механізм управління пам'яттю - адресний простір, до якого звертається процесор за даними та кодом, в якому розташовуються сегменти (назване лінійним адресним простором) може не відповідати реальній фізичній пам'яті. Фізична пам'ять (включаючи буфери зовнішніх пристроїв, наприклад відеобуфер) може бути відображена в лінійний адресний простір довільним чином - кожна сторінка (розміром 4 кілобайти) лінійного простору може бути переадресовано на будь-яку сторінку фізичної пам'яті через каталог сторінок, що розташовується в оперативній пам'яті (адреса каталогу сторінок визначається значенням нового регістра управління «CR3»).
Як і сегменти, сторінки лінійного адресного простору можуть бути оголошені неприсутніми (звернення до таких сторінок викликає обробник сторінкового порушення операційної системи). Неприсутні сторінки, в першу чергу, використовуються, для організації віртуальної пам'яті - обробник сторінкового порушення здійснює свопінг сторінок пам'яті з зовнішніми пристроями, що запам'ятовують. Також, неприсутні сторінки використовуються в плоскій моделі пам'яті (де розмір сегмента зазвичай має розмір від 2 до 4 гігабайт, навіть якщо у комп'ютера немає стільки фізичної пам'яті) для маркування сторінок сегмента, в які операційна система не виділила пам'яті. У цьому випадку, сторінкове порушення, як правило, завершує задачу або починає її налагодження.
Через сторінкове перетворення i386 може адресувати до 4 Гбайт фізичної пам'яті і до 64 Тбайт віртуальної пам'яті.
Покращена підтримка багатозадачності і захисту
Підтримка багатозадачності в процесорах x86 позначає апаратну підтримку «прозорого» перемикання з однієї звичайної програми (завдання) на іншу. При перемиканні процесор зберігає свій стан (включаючи адресу наступної команди, селектори сегментів) в сегменті стану (TSS; сегмент пам'яті, з селектором з регістра TR) одного завдання, після чого відновлює стан іншої задачі з її сегмента стану (селектор сегмента стану нового завдання завантажується з дескриптора її сегмента коду).
Перемикання між завданнями зазвичай здійснюється:
- перериванням таймера; час, на який налаштований таймер, називається квантом часу для задачі
- системним викликом (викликом функції операційної системи)
- винятком - наприклад, при спробі виконати неприпустиму команду або зверненні до неприсутної пам'яті
- налагодженням
У i386 механізми захисту і багатозадачності були значно розширені і поліпшені. Залежно від характеру порушень, вони можуть тихо ігноруватися (наприклад, деякі біти регістра EFLAGS не можна змінити завантаженням прапорів із стека), викликати обробник виключення (операційної системи). Серйозні помилки на рівні операційної системи (або в реальному режимі) можуть призвести процесор в режим аварійного зупину (наприклад, при порушенні в обробнику подвійного порушення), з якого можна вийти тільки апаратним скиданням (англ. reset) процесора.
Наприклад, i386 підтримує обмеження доступу до портів вводу-виводу і прапора заборони переривань через:
- призначення необхідного рівня привілеїв для виконання таких команд (двухбітним полем IOPL регістра прапорів)
- дозволом завданню вибіркового доступу до портів введення-виведення через бітову карту в сегменті стану завдання
Спроба виконання невирішеною команди введення-виведення, призводить до виключення, обробник якого (що належить операційній системі) може завершити завдання помилково, ігнорувати (відновити виконання з наступної команди) або емулювати введення-виведення.
Крім усього багатозадачність i386 повністю підтримує всі нові можливості - для 32-бітних завдань сегмент стану містить всі 32-бітові та необхідні нові регістри (наприклад, регістр CR3 з адресою каталогу сторінок для цього завдання).
Віртуальний режим
У процесорі i386 компанія Intel врахувала необхідність кращої підтримки реального режиму, тому що програмне забезпечення часу його появи не було готове повністю працювати в захищеному режимі. Тому, наприклад, в i386 можливо переключення із захищеного режиму назад у реальний (при розробці 80286 вважалось, що це не буде потрібно, тому на комп'ютерах з процесором 80286 повернення в реальний режим здійснюється схемно - через скидання процесора).
Як розширену підтримку реального режиму, i386 дозволяє одній або декільком задачах працювати у віртуальному режимі - режимі емуляції режиму реальної адреси.
Важливо розуміти що «віртуальний режим», незважаючи на схожість назви є не «третім режимом роботи процесора» (тобто реальний, захищений і віртуальний), а лише режимом роботи завдання в багатозадачному оточенні захищеного режиму.
Віртуальний режим призначається для одночасного виконання програм реального режиму (наприклад, програми для DOS) під багатозадачною операційною системою захищеного режиму.
Виконання у віртуальному режимі практично ідентично реальному, за кількома винятками, зумовленими тим, що віртуальне завдання виконується в захищеному режимі:
- віртуальне завдання не може виконувати привілейовані команди, бо має нижчий рівень привілеїв
- всі переривання і виключення обробляються операційною системою захищеного режиму (яка, втім, може ініціювати обробник переривання віртуального завдання)
Разом з тим, в задачі віртуального режиму можна використовувати:
- сторінкове перетворення, наприклад, для:
- розширення пам'яті, шляхом включення сторінок в невикористовуване адресний простір
- емуляції розширень з перемиканням банків (наприклад, EMS-пам'яті)
- віртуальної розгортки або згортки буферів зовнішніх пристроїв (відеопам'ять, апаратна EMS-пам'ять)
- емуляцію зовнішніх пристроїв через емуляцію портів введення-виведення
- налагодження
- при виконанні декількох завдань віртуального режиму, кожна з них може виконуватися абсолютно окремо один від одного, чого не можна досягти в реальному режимі
Наприклад, починаючи з версій 4.01 - 5.0, при використанні менеджера пам'яті EMM386 (і його аналогів інших розробників) операційна система MS-DOS працює як завдання у віртуальному режимі. EMM386, в цьому випадку є подобою операційної системи захищеного режиму (передаючи більшість системних переривань ядру MS-DOS у віртуальній завданню).
Режим віртуального 8086 підтримується і в наступних 32-бітових процесорах x86, аж до режиму сумісності в x86-64.
386DX
Перший процесор сімейства 386 випущений 13 жовтня 1985 і мав тактову частоту 16 МГц. Після випуску процесорів 386SX процесори цієї серії отримали індекс DX - D ouble-word e X ternal, що вказувало на його 32-розрядну зовнішню шину. Процесор позиціонувався як продуктивне рішення для настільних систем. Проводився процесор по CHMOS IV технології і споживав 400 мА, що значно менше, ніж Intel 8086. 16 лютого 1987 анонсована модель з частотою 20 МГц; 4 квітня 1988 з частотою 25 МГц і 10 квітня 1989 з частотою 33 МГц. Процесор випускався в корпусах PQFP-132 (такі процесори мали літеру «NG» на початку назви, наприклад, NG80386DX25) або в керамічному PGA-132 (такі процесори мали літеру «A» на початку назви, наприклад, A80386DX25)
Перші процесори 386DX мали помилку, яка іноді приводила до невірних результатів при роботі з 32-розрядними числами в таких програмах, як OS / 2 2.x, UNIX/386, або Windows у розширеному режимі. Помилка призводила до того, що система зависала. Внаслідок деяких проблем, в тому числі через відсутність 32-бітових операційних систем усунути помилку вдалося лише у квітні 1987 року. Вже вийшли процесори пройшли перевірку, в результаті якої процесори, що не мають помилку, були промарковані подвійним символом «сигма» і / або одним символом «IV».
386SX
Перша модель цього сімейства була представлена 16 червня 1988 і мала частоту 16 МГц, пізніше були представлені і більш швидкі моделі: 20 МГц (25 січня 1989), 25 МГц і 33 МГц (обидва процесора представлені 26 жовтня 1992). Процесори позиціонувалися як рішення для настільних ПК початкового рівня і портативних ПК. Сімейство SX відрізнялося від сімейства DX тим, що у нього розрядність зовнішньої шини даних становила 16 біт, а розрядність зовнішньої шини адреси 24 біт. В результаті чого процесор міг адресувати тільки 16 Мбайт фізичної пам'яті, що робило обчислювальні системи побудовані на його основі апаратно сумісним зі попередніми процесорами Intel 80286. У той же час, процесор 386SX міг виконувати всі програми, написані для 386DX і це зробило його популярним для виготовлення «Турбо-плат», наприклад, Cumulus 386SX, Intel InBoard або Orchid Tiny Turbo.
У рамках серії SX були випущені процесори з маркуванням 80386SXTA, 80386SXSA, 80386SXLP, які представляли собою вбудовуються (embedded) процесори (серія SXSA), процесори низького споживання (Low Power), а також використовувалися в інших цілях.
386SL
Перша модель цього сімейства була представлена 15 жовтня 1990 і мала частоту 20 МГц, пізніше була представлена модель 25 МГц (30 вересня 1991 року). Процесори позиціонувалися як перші енергоефективні мікропроцесори, спеціально призначені для портативних ПК. Сімейство SL відрізнялося від сімейства SX тим, що мало на кристалі також контролер оперативної пам'яті, контролер зовнішньої кеш-пам'яті об'ємом від 16 до 64Кбайт і контролер шини.
386EX
Являє собою модифікацію процесора 386SX. Процесор призначався для вбудованих додатків з високою інтеграцією і малою споживаною потужністю. Ключові особливості цього процесора - низьке енергоспоживання, знижена напруга живлення, розташовані на кристалі контролер переривань, мікросхема вибору чипа, лічильники та таймери, логіка тестування JTAG. Ця серія процесорів мала кілька модифікацій: EXSA, EXTA, EXTB, EXTC. Максимальний струм споживаний процесорами становить 320 мА для процесорів серії EXTC і 140 мА для процесорів серії EXTB.
Використовувався на борту різних орбітальних супутників і мікросупутників і в NASA-вському проекті FlightLinux.
Див. також
Це незавершена стаття про апаратне забезпечення. Ви можете проєкту, виправивши або дописавши її. |
Вікіпедія, Українська, Україна, книга, книги, бібліотека, стаття, читати, завантажити, безкоштовно, безкоштовно завантажити, mp3, відео, mp4, 3gp, jpg, jpeg, gif, png, малюнок, музика, пісня, фільм, книга, гра, ігри, мобільний, телефон, android, ios, apple, мобільний телефон, samsung, iphone, xiomi, xiaomi, redmi, honor, oppo, nokia, sonya, mi, ПК, web, Інтернет
Cya stattya ne mistit posilan na dzherela Vi mozhete dopomogti polipshiti cyu stattyu dodavshi posilannya na nadijni avtoritetni dzherela Material bez dzherel mozhe buti piddano sumnivu ta vilucheno sichen 2016 Intel 80386 takozh vidomij yak i386 abo prosto 386 32 bitnij x86 sumisnij procesor tretogo pokolinnya firmi Intel vipushenij 17 zhovtnya 1985 Pershij 32 rozryadnij procesor dlya IBM PC Intel 80386Rozrobnik IntelVirobnik i Intel Advanced Micro Devices i IBMNabir komand x86 i IA 32 Intel i386CXSA 25 MHz OpisArhitektura mikroprocesora Intel 80386DX Procesor i386 povnistyu sumisnij zi svoyimi poperednikami procesorami 8086 80286 Vin vikonuye programi priznacheni dlya nih bez neobhidnosti modifikaciyi kodu i perekompilyaciyi abo z minimalnimi modifikaciyami i robit ce bilsh efektivno zatrachaye na vikonannya menshe chislo taktiv sinhronizaciyi maye vishi taktovi chastoti za rahunok vikoristannya novih tehnologij maye zbilshenij u porivnyanni z poperednimi procesorami bufer peredvibirki komand 16 bajt yakih vistachaye priblizno na p yat komand bufer peredvibirki zabezpechuye menshu kilkist zvernen za komandami i viklyuchaye zajvi zvernennya v pam yat v korotkih ciklah i vikonanni ryadkovih komand Razom z tim i386 ye serjoznoyu pererobkoyu procesora 80286 Za deyakimi ocinkami ni do ni pislya i386 arhitektura procesoriv x86 zhodnogo razu ne pereroblyalasya nastilki kardinalno U procesorah ciyeyi arhitekturi vpershe buli vvedeni osnovni mehanizmi pidtrimki suchasnih 32 rozryadnih operacijnih sistem dlya PC sumisnih platform 32 bitiVsya arhitektura x86 bula rozshirena do 32 bit vsi registri za vinyatkom segmentnih stali 32 bitnimi otrimavshi u nazvi prefiks E EAX EBX EIP EFLAGS tosho iz zberezhennyam povnogo naboru komand dlya roboti z nimi U tomu chisli registr praporiv yakij otrimav bezlich novih praporiv dlya upravlinnya bagatozadachnistyu registr upravlinnya procesorom MSW procesora 80286 nazvanij na i386 CR0 32 bitnoyu stala i adresaciya v zahishenomu rezhimi z mozhlivistyu stvorennya 16 bitnih segmentiv dlya sumisnosti z 80286 Vona dozvolila vpershe z chasu poyavi 8086 zabuti pro segmentaciyu a tochnishe obmezhennya rozmiru segmenta 64 kilobajtami obmezhennya 16 bitnoyi adresi yake davno perestalo vlashtovuvati programistiv Do poyavi i386 programi ta operacijni sistemi vikoristovuvali kilka golovolomnih modelej organizaciyi pam yati krihitna tiny mala small velika large velichezna huge sho rozriznyayutsya po organizaciyi v pam yati segmentiv kodu steka i danih 32 bitni adresi dozvolili vikoristovuvati zamist nih odnu prostu plosku model angl flat 32 bitnij variant krihitnoyi modeli v yakij vsi segmenti zavdannya znahodyatsya v odnomu adresnomu prostori Ploska model zabezpechuye rozmir takogo zagalnogo segmenta do majzhe 4 gigabajt yakih na ti chasi vistachalo dlya bud yakogo mislimogo zavdannya Ploska model maye j nedoliki v nij z yavlyayutsya problemi peremishuvanosti mashinnogo kodu yaki ranishe legko obhodilisya segmentaciyeyu zabezpechennya peremishuvanosti lyaglo na plechi operacijnih sistem z novimi formatami diskovogo obrazu programi ploska model praktichno zvodit nanivec upravlinnya pam yattyu v zahishenomu rezhimi obmezhennya dostupu ta pidtrimka virtualnoyi pam yati yake do i386 moglo vikonuvatisya tilki na rivni segmentaciyi Tilki poyava novoyi modeli upravlinnya pam yattyu storinkovogo peretvorennya zabezpechila ploskij modeli yiyi sogodnishnyu populyarnist Ploska model uvijshla v pobut dzherelo nastilki shiroko sho suchasni programisti chasto i ne pidozryuyut sho programi zvertayutsya v pam yat cherez segmenti Storinkove peretvorennyaU i386 buv vvedenij novij mehanizm upravlinnya pam yattyu adresnij prostir do yakogo zvertayetsya procesor za danimi ta kodom v yakomu roztashovuyutsya segmenti nazvane linijnim adresnim prostorom mozhe ne vidpovidati realnij fizichnij pam yati Fizichna pam yat vklyuchayuchi buferi zovnishnih pristroyiv napriklad videobufer mozhe buti vidobrazhena v linijnij adresnij prostir dovilnim chinom kozhna storinka rozmirom 4 kilobajti linijnogo prostoru mozhe buti pereadresovano na bud yaku storinku fizichnoyi pam yati cherez katalog storinok sho roztashovuyetsya v operativnij pam yati adresa katalogu storinok viznachayetsya znachennyam novogo registra upravlinnya CR3 Yak i segmenti storinki linijnogo adresnogo prostoru mozhut buti ogolosheni neprisutnimi zvernennya do takih storinok viklikaye obrobnik storinkovogo porushennya operacijnoyi sistemi Neprisutni storinki v pershu chergu vikoristovuyutsya dlya organizaciyi virtualnoyi pam yati obrobnik storinkovogo porushennya zdijsnyuye svoping storinok pam yati z zovnishnimi pristroyami sho zapam yatovuyut Takozh neprisutni storinki vikoristovuyutsya v ploskij modeli pam yati de rozmir segmenta zazvichaj maye rozmir vid 2 do 4 gigabajt navit yaksho u komp yutera nemaye stilki fizichnoyi pam yati dlya markuvannya storinok segmenta v yaki operacijna sistema ne vidilila pam yati U comu vipadku storinkove porushennya yak pravilo zavershuye zadachu abo pochinaye yiyi nalagodzhennya Cherez storinkove peretvorennya i386 mozhe adresuvati do 4 Gbajt fizichnoyi pam yati i do 64 Tbajt virtualnoyi pam yati Pokrashena pidtrimka bagatozadachnosti i zahistuPidtrimka bagatozadachnosti v procesorah x86 poznachaye aparatnu pidtrimku prozorogo peremikannya z odniyeyi zvichajnoyi programi zavdannya na inshu Pri peremikanni procesor zberigaye svij stan vklyuchayuchi adresu nastupnoyi komandi selektori segmentiv v segmenti stanu TSS segment pam yati z selektorom z registra TR odnogo zavdannya pislya chogo vidnovlyuye stan inshoyi zadachi z yiyi segmenta stanu selektor segmenta stanu novogo zavdannya zavantazhuyetsya z deskriptora yiyi segmenta kodu Peremikannya mizh zavdannyami zazvichaj zdijsnyuyetsya pererivannyam tajmera chas na yakij nalashtovanij tajmer nazivayetsya kvantom chasu dlya zadachi sistemnim viklikom viklikom funkciyi operacijnoyi sistemi vinyatkom napriklad pri sprobi vikonati nepripustimu komandu abo zvernenni do neprisutnoyi pam yati nalagodzhennyam U i386 mehanizmi zahistu i bagatozadachnosti buli znachno rozshireni i polipsheni Zalezhno vid harakteru porushen voni mozhut tiho ignoruvatisya napriklad deyaki biti registra EFLAGS ne mozhna zminiti zavantazhennyam praporiv iz steka viklikati obrobnik viklyuchennya operacijnoyi sistemi Serjozni pomilki na rivni operacijnoyi sistemi abo v realnomu rezhimi mozhut prizvesti procesor v rezhim avarijnogo zupinu napriklad pri porushenni v obrobniku podvijnogo porushennya z yakogo mozhna vijti tilki aparatnim skidannyam angl reset procesora Napriklad i386 pidtrimuye obmezhennya dostupu do portiv vvodu vivodu i prapora zaboroni pererivan cherez priznachennya neobhidnogo rivnya privileyiv dlya vikonannya takih komand dvuhbitnim polem IOPL registra praporiv dozvolom zavdannyu vibirkovogo dostupu do portiv vvedennya vivedennya cherez bitovu kartu v segmenti stanu zavdannya Sproba vikonannya nevirishenoyu komandi vvedennya vivedennya prizvodit do viklyuchennya obrobnik yakogo sho nalezhit operacijnij sistemi mozhe zavershiti zavdannya pomilkovo ignoruvati vidnoviti vikonannya z nastupnoyi komandi abo emulyuvati vvedennya vivedennya Krim usogo bagatozadachnist i386 povnistyu pidtrimuye vsi novi mozhlivosti dlya 32 bitnih zavdan segment stanu mistit vsi 32 bitovi ta neobhidni novi registri napriklad registr CR3 z adresoyu katalogu storinok dlya cogo zavdannya Virtualnij rezhimU procesori i386 kompaniya Intel vrahuvala neobhidnist krashoyi pidtrimki realnogo rezhimu tomu sho programne zabezpechennya chasu jogo poyavi ne bulo gotove povnistyu pracyuvati v zahishenomu rezhimi Tomu napriklad v i386 mozhlivo pereklyuchennya iz zahishenogo rezhimu nazad u realnij pri rozrobci 80286 vvazhalos sho ce ne bude potribno tomu na komp yuterah z procesorom 80286 povernennya v realnij rezhim zdijsnyuyetsya shemno cherez skidannya procesora Yak rozshirenu pidtrimku realnogo rezhimu i386 dozvolyaye odnij abo dekilkom zadachah pracyuvati u virtualnomu rezhimi rezhimi emulyaciyi rezhimu realnoyi adresi Vazhlivo rozumiti sho virtualnij rezhim nezvazhayuchi na shozhist nazvi ye ne tretim rezhimom roboti procesora tobto realnij zahishenij i virtualnij a lishe rezhimom roboti zavdannya v bagatozadachnomu otochenni zahishenogo rezhimu Virtualnij rezhim priznachayetsya dlya odnochasnogo vikonannya program realnogo rezhimu napriklad programi dlya DOS pid bagatozadachnoyu operacijnoyu sistemoyu zahishenogo rezhimu Vikonannya u virtualnomu rezhimi praktichno identichno realnomu za kilkoma vinyatkami zumovlenimi tim sho virtualne zavdannya vikonuyetsya v zahishenomu rezhimi virtualne zavdannya ne mozhe vikonuvati privilejovani komandi bo maye nizhchij riven privileyiv vsi pererivannya i viklyuchennya obroblyayutsya operacijnoyu sistemoyu zahishenogo rezhimu yaka vtim mozhe iniciyuvati obrobnik pererivannya virtualnogo zavdannya Razom z tim v zadachi virtualnogo rezhimu mozhna vikoristovuvati storinkove peretvorennya napriklad dlya rozshirennya pam yati shlyahom vklyuchennya storinok v nevikoristovuvane adresnij prostir emulyaciyi rozshiren z peremikannyam bankiv napriklad EMS pam yati virtualnoyi rozgortki abo zgortki buferiv zovnishnih pristroyiv videopam yat aparatna EMS pam yat emulyaciyu zovnishnih pristroyiv cherez emulyaciyu portiv vvedennya vivedennya nalagodzhennya pri vikonanni dekilkoh zavdan virtualnogo rezhimu kozhna z nih mozhe vikonuvatisya absolyutno okremo odin vid odnogo chogo ne mozhna dosyagti v realnomu rezhimi Napriklad pochinayuchi z versij 4 01 5 0 pri vikoristanni menedzhera pam yati EMM386 i jogo analogiv inshih rozrobnikiv operacijna sistema MS DOS pracyuye yak zavdannya u virtualnomu rezhimi EMM386 v comu vipadku ye podoboyu operacijnoyi sistemi zahishenogo rezhimu peredayuchi bilshist sistemnih pererivan yadru MS DOS u virtualnij zavdannyu Rezhim virtualnogo 8086 pidtrimuyetsya i v nastupnih 32 bitovih procesorah x86 azh do rezhimu sumisnosti v x86 64 386DXPershij procesor simejstva 386 vipushenij 13 zhovtnya 1985 i mav taktovu chastotu 16 MGc Pislya vipusku procesoriv 386SX procesori ciyeyi seriyi otrimali indeksDX D ouble word eX ternal sho vkazuvalo na jogo 32 rozryadnu zovnishnyu shinu Procesor pozicionuvavsya yak produktivne rishennya dlya nastilnih sistem Provodivsya procesor po CHMOS IV tehnologiyi i spozhivav 400 mA sho znachno menshe nizh Intel 8086 16 lyutogo 1987 anonsovana model z chastotoyu 20 MGc 4 kvitnya 1988 z chastotoyu 25 MGc i 10 kvitnya 1989 z chastotoyu 33 MGc Procesor vipuskavsya v korpusah PQFP 132 taki procesori mali literu NG na pochatku nazvi napriklad NG80386DX25 abo v keramichnomu PGA 132 taki procesori mali literu A na pochatku nazvi napriklad A80386DX25 Pershi procesori 386DX mali pomilku yaka inodi privodila do nevirnih rezultativ pri roboti z 32 rozryadnimi chislami v takih programah yak OS 2 2 x UNIX 386 abo Windows u rozshirenomu rezhimi Pomilka prizvodila do togo sho sistema zavisala Vnaslidok deyakih problem v tomu chisli cherez vidsutnist 32 bitovih operacijnih sistem usunuti pomilku vdalosya lishe u kvitni 1987 roku Vzhe vijshli procesori projshli perevirku v rezultati yakoyi procesori sho ne mayut pomilku buli promarkovani podvijnim simvolom sigma i abo odnim simvolom IV 386SXPersha model cogo simejstva bula predstavlena 16 chervnya 1988 i mala chastotu 16 MGc piznishe buli predstavleni i bilsh shvidki modeli 20 MGc 25 sichnya 1989 25 MGc i 33 MGc obidva procesora predstavleni 26 zhovtnya 1992 Procesori pozicionuvalisya yak rishennya dlya nastilnih PK pochatkovogo rivnya i portativnih PK Simejstvo SX vidriznyalosya vid simejstva DX tim sho u nogo rozryadnist zovnishnoyi shini danih stanovila 16 bit a rozryadnist zovnishnoyi shini adresi 24 bit V rezultati chogo procesor mig adresuvati tilki 16 Mbajt fizichnoyi pam yati sho robilo obchislyuvalni sistemi pobudovani na jogo osnovi aparatno sumisnim zi poperednimi procesorami Intel 80286 U toj zhe chas procesor 386SX mig vikonuvati vsi programi napisani dlya 386DX i ce zrobilo jogo populyarnim dlya vigotovlennya Turbo plat napriklad Cumulus 386SX Intel InBoard abo Orchid Tiny Turbo U ramkah seriyi SX buli vipusheni procesori z markuvannyam 80386SXTA 80386SXSA 80386SXLP yaki predstavlyali soboyu vbudovuyutsya embedded procesori seriya SXSA procesori nizkogo spozhivannya Low Power a takozh vikoristovuvalisya v inshih cilyah 386SLPersha model cogo simejstva bula predstavlena 15 zhovtnya 1990 i mala chastotu 20 MGc piznishe bula predstavlena model 25 MGc 30 veresnya 1991 roku Procesori pozicionuvalisya yak pershi energoefektivni mikroprocesori specialno priznacheni dlya portativnih PK Simejstvo SL vidriznyalosya vid simejstva SX tim sho malo na kristali takozh kontroler operativnoyi pam yati kontroler zovnishnoyi kesh pam yati ob yemom vid 16 do 64Kbajt i kontroler shini 386EXYavlyaye soboyu modifikaciyu procesora 386SX Procesor priznachavsya dlya vbudovanih dodatkiv z visokoyu integraciyeyu i maloyu spozhivanoyu potuzhnistyu Klyuchovi osoblivosti cogo procesora nizke energospozhivannya znizhena napruga zhivlennya roztashovani na kristali kontroler pererivan mikroshema viboru chipa lichilniki ta tajmeri logika testuvannya JTAG Cya seriya procesoriv mala kilka modifikacij EXSA EXTA EXTB EXTC Maksimalnij strum spozhivanij procesorami stanovit 320 mA dlya procesoriv seriyi EXTC i 140 mA dlya procesoriv seriyi EXTB Vikoristovuvavsya na bortu riznih orbitalnih suputnikiv i mikrosuputnikiv i v NASA vskomu proekti FlightLinux Div takozhCe nezavershena stattya pro aparatne zabezpechennya Vi mozhete dopomogti proyektu vipravivshi abo dopisavshi yiyi