【正文】 率H太低，因此有下列建議： (1)增大輔存容量。 (2)增大主存容量(頁數(shù))。 (3)FIFO改為LRU。 (4)FIFO改為LRU，并增大主存容量(頁數(shù))。 (5)FIFO改為LRU，并增大頁面大小。 試分析上述各建議對命中率的影響情況。 解答： (1)增大輔存容量，對命中率H無影響。 (2)增大主存容量(頁數(shù))，可普遍提高命中率。 (3)FIFO改為LRU，一般可提高命中率。 (4)FIFO改為LRU，并增大主存容量(頁數(shù))，一般可使命中率有較大提高。 (5)FIFO改為LRU，并增大頁面大小，如果原來頁面很小，則會使命中率顯著上升，如果原來頁面很大，則會使命中率下降。 ，Cache為1KB，要求Cache的每一塊在一個主存周期內(nèi)能從主存取得。主存模4交叉，每個分體寬為32位，總容量為256KB。用按地址訪問存儲器構成相聯(lián)目錄表實現(xiàn)主存地址到Cache地址的變換，并約定用4個外相等比較電路。請設計此相聯(lián)目錄表，求出該表之行數(shù)、總位數(shù)及每個比較電路的位數(shù)。 解答： 設Cache地址中的組內(nèi)塊號為s，相聯(lián)目錄表的行數(shù)是2^(13s)，總位數(shù)是(8+2s)*2^(15s)，每個比較電路的位數(shù)為8+s。 剖析： 在一個主存周期內(nèi)主存能訪問到的字節(jié)數(shù)為mW=4*32/8=16(Byte)。要求Cache的每一塊在一個主存周期內(nèi)能從主存取得，所以，Cache中每塊的塊內(nèi)字數(shù)不能大于16Bytes。為了加速調塊，一般讓每塊的大小等于在一個主存周期內(nèi)主存能訪問到的字數(shù)，即16Bytes。 設Cache地址中的組內(nèi)塊號為s，相聯(lián)目錄表的行數(shù)=Cache地址內(nèi)的組數(shù)Q=Cache容量/(每組塊數(shù)*每塊大小)=1KB/(S*4*32)=2^13/(2^s*2^7)=2^(6s)。 主存塊數(shù)/Cache塊數(shù)=256=2*8，所以，主存地址中的區(qū)號nd=8。每個比較電路的位數(shù)=nd+s39。=nd+s=8+s。 相聯(lián)目錄表的總位數(shù)=表中子目錄表的個數(shù)*每個子目錄表的位數(shù)*相聯(lián)目錄表的行數(shù)=4*(nd+s39。+s)*Q=4*(8+2s)*2^(6s)=(8+2s)*2^(8s)。 note： 若認為相等比較電路的個數(shù)=組內(nèi)塊數(shù)，則相聯(lián)目錄表的行數(shù)=2^4，每個比較電路的位數(shù)=10，相聯(lián)目錄表的總位數(shù)=12*2^6。 。主存共分8個塊(0~7),Cache為4個塊(0~3),采用組相聯(lián)映象，組內(nèi)塊數(shù)為2塊，替換算法為近期最少使用算法(LRU)。 (1)畫出主存、Cache地址的各字段對應關系(標出位數(shù))圖。 (2)畫出主存、Cache空間塊的映象對應關系示意圖。 (3)對于如下主存塊地址流：1,2,4,1,3,7,0,1,2,5,4,6,4,7,2,如主存中內(nèi)容一開始未裝入Cache中，請列出Cache中各塊隨時間的使用狀況。 (4)對于(3),指出塊失效又發(fā)生塊爭用的時刻。 (5)對于(3),求出此期間Cache的命中率。 解答： (1)主存地址、Cache地址的各字段的位數(shù)及其對應關系如下圖所示 (2)主存塊、Cache塊的映象對應關系如下圖所示 (3)Cache中各塊隨時間的使用狀況如下圖所示。圖中標*號的是候選替換塊的塊號，H：命中。R：替換。L：失效。 (4)發(fā)生塊失效又發(fā)生塊爭用的時刻有11115。 (5)Cache的塊命中率Hc=3/15=。 剖析： 由于主存塊、Cache塊之間存在上述的映象對應關系，主存的第0、5塊只能映象裝入或替換物理Cache的第0、1塊。主存的第7塊只能映象裝入或替換物理Cache的第3塊。 ，LRU替換算法的Cache存儲器，發(fā)現(xiàn)等效訪問速度不高，為此建議： (1)增大主存容量。 (2)增大Cache的塊數(shù)(塊的大小不變)。 (3)增大組相聯(lián)組的大小(塊的大小不變)。 (4)增大塊的大小(組的大小和Cache總容量不變)。 (5)提高Cache本身器件的訪問速度。 解答： (1)增大主存容量對Cache的訪問時間ta基本不影響，從而對Cache的等效訪問速度基本不影響。 (2)增大Cache的塊數(shù)(塊的大小不變)一般將使Cache的命中率Hc上升，從而使ta下降，從而提高Cache的等效訪問速度。 (3)增大組相聯(lián)組的大小(塊的大小不變)一般將使Cache的命中率Hc上升，從而使ta下降，從而提高Cache的等效訪問速度。 (4)增大塊的大小(組的大小和Cache總容量不變)一般將使ta下降，從而提高Cache的等效訪問速度。 (5)提高Cache本身器件的訪問速度一般將縮短ta，從而提高Cache的等效訪問速度。 ，于是申請到一批有限的經(jīng)費，為能發(fā)揮其最大經(jīng)濟效益，有人建議你再買一些同樣速度的Cache片子以擴充其容量。而另有人建議你干脆去買更高速的Cache片子將現(xiàn)有的低速Cache片子全部換掉。你認為哪種建議可??？你如何做決定？為什么？ 解答： Cache本身的速度與容量都會影響Cache存儲器的等效訪問速度。如果對Cache存儲器的等效訪問速度不滿，需要改進的話，就要作具體分析，看看現(xiàn)在Cache存儲器的等效訪問速度是否已接近于Cache本身的速度。如果差得較遠，說明Cache的命中率低，應從提高Cache命中率著手，包括調整組的大小、塊的大小、替換算法以及增大Cache容量等。如果Cache存儲器的等效訪問速度已經(jīng)非常接近于Cache本身的速度還不能滿足需要，就應該更換更高速的Cache片子。第五章　重疊、流水和向量處理機 因機器語言程序中鄰近指令之間出現(xiàn)了關聯(lián)，為防止出錯不讓它們同時被解釋的現(xiàn)象，稱為相關。數(shù)據(jù)相關是指相鄰指令的數(shù)據(jù)地址之間有關聯(lián)。指令相關是因為指令在程序的執(zhí)行過程中允許被修改造成的。 多功能靜態(tài)流水線，在同一時間段內(nèi)該流水線的各功能段之間只能按一種功能進行聯(lián)接，只有等流水線全部流空后，才能切換成按另一種功能進行聯(lián)接。 多功能動態(tài)流水線，在同一時間段內(nèi)該流水線的各功能段之間可以按多種不同的功能進行聯(lián)接。 中斷和轉移一樣，會引起流水線斷流。由于發(fā)生中斷的概率遠低于條件轉移，且中斷又是隨機發(fā)生的，所以，流水機器處理中斷的關鍵在于如何處理好斷點現(xiàn)場的保存和恢復，而不是如何縮短流水線的斷流時間。 設在執(zhí)行指令i時有中斷，斷點本應是在指令i執(zhí)行結束，指令i+1尚未開始執(zhí)行的地方，但由于流水機器是同時解釋多條指令，后續(xù)指令i+1,i+2,...可能已進入流水線并被解釋。對于采用異步流動方式的流水線，這些后續(xù)指令中的一些可能已經(jīng)流到指令i前面去了。 早期的流水機器多采用不精確斷點法。不論指令i在流水線的哪一段發(fā)生中斷，未進入流水線的后續(xù)指令不再進入，已在流水線的指令繼續(xù)流完，再轉入中斷處理程序。這樣斷點就不一定是指令i，而可能是指令i+1,i+2,...即斷點是不精確的。僅當指令i在流水線的第一段呼應中斷時，斷點才是精確的。采用不精確斷點法，硬件開銷少，控制簡單，不利于編程和程序的排錯。 后來的流水機器多采用精確斷點法。不論指令i在流水線的哪一段發(fā)生中斷，中斷處理程序的現(xiàn)場都是對應于指令i的。如果在執(zhí)行第i條指令時發(fā)生了程序性錯誤或故障，那么斷點就是i。最壞的情況是指令i執(zhí)行到流水線的最后一個功能段時才發(fā)生程序性錯誤或故障，為此，需設置很多后援寄存器，以保證流水線中斷點之后后續(xù)指令的原有現(xiàn)場都能被保存和恢復。 ？ 一個由K段組成的非線性單功能流水線，每個任務需要N拍，利用類似畫時空圖的方法得到該任務使用流水線各段的情況與時間的關系圖，即預約表(Reservation Table)。如果該任務第n拍用到流水線的第k段，就在相應的第n列和第k行的交叉點畫√。 ①由預約表得出延遲禁止表F(Forbidden List)。 得出一個任務多次流過的流水線各功能段上，后面的拍在第一拍開始之后延遲多少拍開始。 將得到的拍數(shù)匯集到一起，構成延遲禁止表F(Forbidden List)。如果后面的任務在前一任務開始之后延遲延遲禁止表F中的時鐘節(jié)拍數(shù)開始，就會發(fā)生流水線功能段的使用沖突。 ②由延遲禁止表得出初始沖突向量C(Collision Vector)。 ③由初始沖突向量得出第二個任務可在第一個任務之后的多少拍流入流水線。 ④設第二個任務可在第一個任務之后的第n1，...，nx拍流入流水線，將初始沖突向量分別右移n1，...，nx位，得到x個第二個任務的沖突向量。 ⑤將得到的x個第二個任務的沖突向量與初始沖突向量作“按位或”運算，得出x個第三個任務的沖突向量。 ⑥分別作由初始沖突向量指向第三個任務的沖突向量的帶箭頭的線，并在線旁分別注上n1，...，nx。 ⑦由第三個沖突向量得出第四個任務可在第三個任務之后的多少拍流入流水線。 ⑧下面的過程基本上是重復了。第五章　重疊、流水和向量處理機 、分析與執(zhí)行3步，每步的時間相應為t取指、t分析、t執(zhí)行, (1)分別計算下列幾種情況下，執(zhí)行完100條指令所需時間的一般關系式： 。 “執(zhí)行k”與“取指k+1”重疊。 “執(zhí)行k”、“分析k+1”、“取指k+2”重疊。 (2)分別在t取指=t分析=t執(zhí)行=1及t取指=t執(zhí)行=t分析=2兩種情況下，計算出上述各結果。 解： (1)執(zhí)行完100條指令所需時間： *(t取指+t分析+t執(zhí)行)。 +100*t分析+99*max(t取指+t執(zhí)行)+t執(zhí)行。 +max(t取指+t分析)+98*max(t取指+t分析+t執(zhí)行)+max(t分析+t執(zhí)行)+t執(zhí)行。 (2)在t取指=t分析=t執(zhí)行=1的情況下，執(zhí)行完100條指令所需時間： 在t取指=t執(zhí)行=t分析=2的情況下，執(zhí)行完100條指令所需時間： ，每個功能部件的延遲時間為△t，當輸入10個數(shù)據(jù)后間歇5△t又輸入10個數(shù)據(jù)，如此周期性地工作，求此時流水線的吞吐率，并畫出時空圖。 解： TP=10/14△t=5/7△t 時空圖： (a)所示，其乘積可直接返回輸入端或暫存于相應緩沖寄存器中，畫出實現(xiàn)A*B*C*D的時空圖以及輸入端的變化，并求出該流水線的吞吐率和效率。(b)形式實現(xiàn)同一計算時，求該流水線的效率及吞吐率。 (a) (b) 解： (a)組織的流水線時，TP=3/13△t。η=3/11。 實現(xiàn)A*B*C*D的時空圖如圖0504所示： 圖0504 (a)組織的流水線時，TP=3/13△t。η=3/11。 實現(xiàn)A*B*C*D的時空圖如圖0504所示： 圖0505 剖析： 為了減少運算過程中的操作數(shù)相關，A*B*C*D應改為((A*B)*(C*D))進行運算。 ，每段經(jīng)過時間10ns,輸出可直接返回輸入或將結果暫存于相應緩沖器中，問最少需經(jīng)多少時間能求(10)∑(i=1)Ai，并畫出時空圖。 答: 時空圖如下： 求(10)∑(i=1)Ai需要的最知時間是170ns。 剖析： 為了避免先寫后讀相關，使流水線性能盡可能高，需將(10)∑(i=1)Ai調整成((((A1+A2)+(A3+A4))+(A9+A10))+((A5+A6)+(A7+A8)))。 ？現(xiàn)有3段流水線，各段經(jīng)過時間依次為△t、3△t、△t， (1)分別計算在連續(xù)輸入3條指令時和30條指令時的吞吐率和效率。 (2)按兩種途徑之一改進，畫出你的流水線結構示意圖，同時計算連續(xù)輸入3條指令和30條指令時的吞吐率。 (3)通過對(1)、(2)兩小題的計算比較可得出什么結論？ 解答: 為提高流水線效率可采用瓶頸希再細分和瓶頸段并聯(lián)兩種主要途徑來克服速度瓶頸。 (1)連續(xù)輸入3條指令時的吞吐率TP3=3/11△t。效率η3=5/11。 連續(xù)輸入30條指令時的吞吐率TP30=15/46△t。效率η3=25/46。 (2)(a)(b)。 連續(xù)輸入3條指令時的吞吐率TP3=3/7△t。效率η3=3/7。 連續(xù)輸入30條指令時的吞吐率TP30=15/17△t。效率η3=15/17。 (3)只有當連續(xù)輸入流水線的指令足夠多時，流水線的實際吞吐率和效率才會提高。 ，由經(jīng)過時間為△t、2△t、2△t,△t的4四個子過程構成。加按124連接，乘按134連接，流水線輸出設有數(shù)據(jù)緩沖器，也可將數(shù)據(jù)直接返回輸入?，F(xiàn)要執(zhí)行A*(B+C*(D+E*F))+G*H的運算，請調整計算順序畫出能獲得盡量高的吞吐率的流水時空圖，標出流水線入、出端數(shù)的變化情況，求出完成全部運算的時間及此期間流水線的效率。如對流水線瓶頸子過程再細分，最少只需多少時間可完成全部運算？若子過程3不能再細分，只能用并聯(lián)方法改進，問流水線的效率為多少？ 解: 根據(jù)題意，畫出流水線吞吐率盡可能高的時空圖如圖0507： 圖0507