【正文】 現(xiàn)要執(zhí)行A*(B+C*(D+E*F))+G*H的運(yùn)算，請(qǐng)調(diào)整計(jì)算順序畫(huà)出能獲得盡量高的吞吐率的流水時(shí)空?qǐng)D，標(biāo)出流水線入、出端數(shù)的變化情況，求出完成全部運(yùn)算的時(shí)間及此期間流水線的效率。 ，由經(jīng)過(guò)時(shí)間為△t、2△t、2△t,△t的4四個(gè)子過(guò)程構(gòu)成。效率η3=15/17。效率η3=3/7。(2)(a)(b)。 連續(xù)輸入30條指令時(shí)的吞吐率TP30=15/46△t。 (1)連續(xù)輸入3條指令時(shí)的吞吐率TP3=3/11△t。 (2)按兩種途徑之一改進(jìn)，畫(huà)出你的流水線結(jié)構(gòu)示意圖，同時(shí)計(jì)算連續(xù)輸入3條指令和30條指令時(shí)的吞吐率。為了避免先寫(xiě)后讀相關(guān)，使流水線性能盡可能高，需將(10)∑(i=1)Ai調(diào)整成((((A1+A2)+(A3+A4))+(A9+A10))+((A5+A6)+(A7+A8)))。 剖析： ，每段經(jīng)過(guò)時(shí)間10ns,輸出可直接返回輸入或?qū)⒔Y(jié)果暫存于相應(yīng)緩沖器中，問(wèn)最少需經(jīng)多少時(shí)間能求(10)∑(i=1)Ai，并畫(huà)出時(shí)空?qǐng)D。η=3/11。η=3/11。(b)形式實(shí)現(xiàn)同一計(jì)算時(shí)，求該流水線的效率及吞吐率。 ，每個(gè)功能部件的延遲時(shí)間為△t，當(dāng)輸入10個(gè)數(shù)據(jù)后間歇5△t又輸入10個(gè)數(shù)據(jù)，如此周期性地工作，求此時(shí)流水線的吞吐率，并畫(huà)出時(shí)空?qǐng)D。 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(shí)間： (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(shí)間： +100*t分析+99*max(t取指+t執(zhí)行)+t執(zhí)行。 (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(jì)算出上述各結(jié)果。 “執(zhí)行k”與“取指k+1”重疊。⑧下面的過(guò)程基本上是重復(fù)了。 ⑥分別作由初始沖突向量指向第三個(gè)任務(wù)的沖突向量的帶箭頭的線，并在線旁分別注上n1，...，nx。 ④設(shè)第二個(gè)任務(wù)可在第一個(gè)任務(wù)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(gè)第二個(gè)任務(wù)的沖突向量。 ②由延遲禁止表得出初始沖突向量C(Collision Vector)。 將得到的拍數(shù)匯集到一起，構(gòu)成延遲禁止表F(Forbidden List)。 ①由預(yù)約表得出延遲禁止表F(Forbidden List)。 一個(gè)由K段組成的非線性單功能流水線，每個(gè)任務(wù)需要N拍，利用類(lèi)似畫(huà)時(shí)空?qǐng)D的方法得到該任務(wù)使用流水線各段的情況與時(shí)間的關(guān)系圖，即預(yù)約表(Reservation Table)。 ？ 如果在執(zhí)行第i條指令時(shí)發(fā)生了程序性錯(cuò)誤或故障，那么斷點(diǎn)就是i。后來(lái)的流水機(jī)器多采用精確斷點(diǎn)法。 僅當(dāng)指令i在流水線的第一段呼應(yīng)中斷時(shí)，斷點(diǎn)才是精確的。不論指令i在流水線的哪一段發(fā)生中斷，未進(jìn)入流水線的后續(xù)指令不再進(jìn)入，已在流水線的指令繼續(xù)流完，再轉(zhuǎn)入中斷處理程序。對(duì)于采用異步流動(dòng)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。由于發(fā)生中斷的概率遠(yuǎn)低于條件轉(zhuǎn)移，且中斷又是隨機(jī)發(fā)生的，所以，流水機(jī)器處理中斷的關(guān)鍵在于如何處理好斷點(diǎn)現(xiàn)場(chǎng)的保存和恢復(fù)，而不是如何縮短流水線的斷流時(shí)間。多功能動(dòng)態(tài)流水線，在同一時(shí)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(jìn)行聯(lián)接。 指令相關(guān)是因?yàn)橹噶钤诔绦虻膱?zhí)行過(guò)程中允許被修改造成的。因機(jī)器語(yǔ)言程序中鄰近指令之間出現(xiàn)了關(guān)聯(lián)，為防止出錯(cuò)不讓它們同時(shí)被解釋的現(xiàn)象，稱(chēng)為相關(guān)。第五章　重疊、流水和向量處理機(jī) 如果Cache存儲(chǔ)器的等效訪問(wèn)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(yīng)該更換更高速的Cache片子。如果對(duì)Cache存儲(chǔ)器的等效訪問(wèn)速度不滿，需要改進(jìn)的話，就要作具體分析，看看現(xiàn)在Cache存儲(chǔ)器的等效訪問(wèn)速度是否已接近于Cache本身的速度。而另有人建議你干脆去買(mǎi)更高速的Cache片子將現(xiàn)有的低速Cache片子全部換掉。(5)提高Cache本身器件的訪問(wèn)速度一般將縮短ta，從而提高Cache的等效訪問(wèn)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(wèn)速度。 (1)增大主存容量對(duì)Cache的訪問(wèn)時(shí)間ta基本不影響，從而對(duì)Cache的等效訪問(wèn)速度基本不影響。 解答： (4)增大塊的大小(組的大小和Cache總?cè)萘坎蛔?。 (2)增大Cache的塊數(shù)(塊的大小不變)。主存的第7塊只能映象裝入或替換物理Cache的第3塊。(5)Cache的塊命中率Hc=3/15=。 R：替換。(3)Cache中各塊隨時(shí)間的使用狀況如下圖所示。(2)主存塊、Cache塊的映象對(duì)應(yīng)關(guān)系如下圖所示 (1)主存地址、Cache地址的各字段的位數(shù)及其對(duì)應(yīng)關(guān)系如下圖所示 解答： (4)對(duì)于(3),指出塊失效又發(fā)生塊爭(zhēng)用的時(shí)刻。 (2)畫(huà)出主存、Cache空間塊的映象對(duì)應(yīng)關(guān)系示意圖。主存共分8個(gè)塊(0~7),Cache為4個(gè)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)。若認(rèn)為相等比較電路的個(gè)數(shù)=組內(nèi)塊數(shù)，則相聯(lián)目錄表的行數(shù)=2^4，每個(gè)比較電路的位數(shù)=10，相聯(lián)目錄表的總位數(shù)=12*2^6。 note： 相聯(lián)目錄表的總位數(shù)=表中子目錄表的個(gè)數(shù)*每個(gè)子目錄表的位數(shù)*相聯(lián)目錄表的行數(shù)=4*(nd+s39。 每個(gè)比較電路的位數(shù)=nd+s39。設(shè)Cache地址中的組內(nèi)塊號(hào)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)。 要求Cache的每一塊在一個(gè)主存周期內(nèi)能從主存取得，所以，Cache中每塊的塊內(nèi)字?jǐn)?shù)不能大于16Bytes。設(shè)Cache地址中的組內(nèi)塊號(hào)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(gè)比較電路的位數(shù)為8+s。 解答： 用按地址訪問(wèn)存儲(chǔ)器構(gòu)成相聯(lián)目錄表實(shí)現(xiàn)主存地址到Cache地址的變換，并約定用4個(gè)外相等比較電路。 ，Cache為1KB，要求Cache的每一塊在一個(gè)主存周期內(nèi)能從主存取得。(4)FIFO改為L(zhǎng)RU，并增大主存容量(頁(yè)數(shù))，一般可使命中率有較大提高。 (2)增大主存容量(頁(yè)數(shù))，可普遍提高命中率。 試分析上述各建議對(duì)命中率的影響情況。 (4)FIFO改為L(zhǎng)RU，并增大主存容量(頁(yè)數(shù))。 (2)增大主存容量(頁(yè)數(shù))。(5)命中率為58%，結(jié)論是如果分配給主存容量增加時(shí)可以搞高命中率。 按FIFO算法得出替換過(guò)程為：0（調(diào)入），0（命中），1（調(diào)入），1（命中），0（命中），3（替換0，0比1先入隊(duì)，所以被替換，下同），1（命中），2（替換1），2（命中），4（替換3），4（命中），3（替換2），所以總共命中6次。把地址流轉(zhuǎn)換為頁(yè)地址流，以第一個(gè)虛地址流轉(zhuǎn)換為頁(yè)地址流為例說(shuō)明：求模公式為：INT（地址/頁(yè)面大?。?，就是把地址整除于頁(yè)面大小，得INT（20/200）=0，下同，所以頁(yè)地址流為：0,0,1,1,0,3,1,2,2,4,4,3 (1)主存容量400字，頁(yè)面大小200字，所以主存實(shí)頁(yè)數(shù)為2； (1)若頁(yè)面大小為200字，主存容量為400字，采用FIFO替換算法，請(qǐng)按訪存的各個(gè)時(shí)刻，寫(xiě)出其虛頁(yè)地址流，計(jì)算主存的命中率； (2)若頁(yè)面大小為100字，再做一遍； (3)若頁(yè)面大小為400字，再做一遍； (4)由(1)、(2)、(3)的結(jié)果可得出什么結(jié)論？ (5)若把主存容量增加到800字，按第(1)小題再做一遍，又可得出什么結(jié)論？ 解： =2+12=14(位)?？毂淼淖饔茫合喈?dāng)于頁(yè)表，即虛頁(yè)號(hào)對(duì)實(shí)頁(yè)號(hào)的對(duì)應(yīng)關(guān)系。 請(qǐng)?jiān)O(shè)計(jì)該地址變換機(jī)構(gòu)，內(nèi)容包括： (1)畫(huà)出其虛、實(shí)地址經(jīng)快表變換之邏輯結(jié)構(gòu)示意圖； (2)相聯(lián)寄存器組中每個(gè)寄存器的相聯(lián)比較位數(shù)； (3)相聯(lián)寄存器組中每個(gè)寄存器的總位數(shù)； (4)散列變換硬件的輸入位數(shù)和輸出位數(shù)； (5)每個(gè)相等比較器的位數(shù)； (6)快表的總?cè)萘浚ㄒ晕粸閱挝唬? }。 for (i=0,i0) E[i]=0。我不了解FORTRAN，找朋友把上面的源代碼轉(zhuǎn)成C了： main(){ int A[]={4,2,0}。 在宏觀上是并行的，就是說(shuō)，每個(gè)程序在一個(gè)時(shí)間片內(nèi)并不能運(yùn)行完。但實(shí)存只有8頁(yè)位置可供存放數(shù)組之用，所以，分別分配給程序X和Y的數(shù)組4個(gè)實(shí)頁(yè)。 分析使用LRU算法對(duì)程序X的頁(yè)地址流進(jìn)行堆棧處理的過(guò)程可知，分配給程序X的數(shù)組5個(gè)實(shí)頁(yè)最為合適。 根據(jù)題意，程序X依次調(diào)用數(shù)組A,C,B,B,E, A,C,B,B,C,A,D,D,E, A,C,B,B,E中的數(shù)據(jù)。 如果采用LRU算法，實(shí)存卻只有8頁(yè)位置可供存放數(shù)組之用。0)GOTO 5040　E(I)=050　CONTINUEData: A=(4,+2,0)　　　C=(3,0,+1)每個(gè)數(shù)組分別放在不同的頁(yè)面中。0)GOTO 40　　D(I)=2*C(I)A(I)　　IF(D(I)其中，程序X為 DO 50 I=1,3　　B(I)=A(I)C(I)　　IF(B(I)頁(yè)大小為2K字（由頁(yè)內(nèi)位移得知） ，其頁(yè)地址為4，5，3，2，5，1，3，2，2，5，1，3。實(shí)地址：15位，其中實(shí)頁(yè)號(hào)4位，頁(yè)內(nèi)位移11位 (2)先從題意得知： 解答: 1)該地址空間中共有16個(gè)虛頁(yè)。 段號(hào)0123訪問(wèn)方式只讀可讀/執(zhí)行可讀/寫(xiě)/執(zhí)行可讀/寫(xiě)虛頁(yè)0所在位置實(shí)頁(yè)9在輔存上頁(yè)表不在主存內(nèi)實(shí)頁(yè)14虛頁(yè)1所在位置實(shí)頁(yè)3實(shí)頁(yè)0頁(yè)表不在主存內(nèi)實(shí)頁(yè)1虛頁(yè)2所在位置在輔存上實(shí)頁(yè)15頁(yè)表不在主存內(nèi)實(shí)頁(yè)6虛頁(yè)3所在位置實(shí)頁(yè)12實(shí)頁(yè)8頁(yè)表不在主存內(nèi)在輔存上(1)此地址空間中共有多少個(gè)虛頁(yè)？ (2)當(dāng)程序中遇到下列情況時(shí) 方式段頁(yè)頁(yè)內(nèi)位移取數(shù)取數(shù)取數(shù)存數(shù)存數(shù)存數(shù)轉(zhuǎn)移至此取數(shù)取數(shù)轉(zhuǎn)移至此013021102311311032001102047421410050560寫(xiě)出由虛地址計(jì)算出實(shí)地址。虛地址有2位段號(hào)、2位頁(yè)號(hào)、11位頁(yè)內(nèi)位移（按字編址），主存容量為32K字。由于可以用替換算法解決頁(yè)面失效的問(wèn)題，所以，發(fā)生頁(yè)面失效的虛頁(yè)2,3,5,7仍然可以有相應(yīng)的實(shí)地址，但這樣要在頁(yè)表中建立新的虛實(shí)地址對(duì)應(yīng)關(guān)系，新的虛實(shí)地址對(duì)應(yīng)關(guān)系和原來(lái)的對(duì)應(yīng)關(guān)系相同的可能性就很小了。實(shí)地址＝實(shí)頁(yè)號(hào)*頁(yè)面大?。?yè)內(nèi)位移量 頁(yè)內(nèi)位移量=虛地址－虛頁(yè)號(hào)*頁(yè)面大小 (2)虛頁(yè)號(hào)=虛地址/頁(yè)面大小 (1)會(huì)發(fā)生頁(yè)面失效的全部虛頁(yè)號(hào)為：2,3,5,7。 解: 虛頁(yè)號(hào)01234567實(shí)頁(yè)號(hào)31232100裝入位11001010注：我把虛頁(yè)號(hào)加上了。 ，每頁(yè)1024個(gè)字，實(shí)際主存為4096個(gè)字，采用頁(yè)表法進(jìn)行地址映象。m=4 剖析： 解： 采用模m多分體交叉存取。可得出，在λ=，m=32的平均訪問(wèn)字?jǐn)?shù)大于m=16時(shí)的平均訪問(wèn)字?jǐn)?shù)。同理，m=16時(shí) ,B=44*(3/4)^16 由λ=,m=32 求得：B=44*(3/4)^32 當(dāng)模數(shù)為16呢？由此你可得到什么結(jié)論？ 解：B=[ 1(1λ)^m] /λ 解： 為了降低對(duì)H的要求，可以選擇高命中率的算法，可以減少相鄰兩級(jí)的訪問(wèn)速度差和容量差(這樣做不利于降低存儲(chǔ)器的平均每位價(jià)格)，可在主、輔存儲(chǔ)器間加一層電子磁盤(pán)，使存儲(chǔ)體系中相鄰兩級(jí)的訪問(wèn)時(shí)間比不太大。e=TA1/TA=TA1/(H*TA1+(1H)*TA2)≥80%，H≥(10^55/4)/(10^51)。第四章　存儲(chǔ)體系 =107s、TA2=102s,為使存儲(chǔ)層次的訪問(wèn)效率e達(dá)到最大值的80%以上，命中率H至少要求達(dá)到多少？實(shí)際上這樣高的命中率是很難達(dá)到的，那么從存儲(chǔ)層次上如何改進(jìn)？ 解： ，虛地址空間為4G字節(jié)，頁(yè)大小為1K字節(jié)，頁(yè)表項(xiàng)的大小為4字節(jié)。每對(duì)l行，對(duì)中選行需gpC2(l)個(gè)比較對(duì)觸發(fā)器。 每組g群，組中選群需C2(g)個(gè)比較對(duì)觸發(fā)器。 (4)畫(huà)出實(shí)現(xiàn)位選擇組相聯(lián)地址變換的邏輯示意圖。(5分) (2)設(shè)計(jì)Cache的地址格式，并標(biāo)出各字段的長(zhǎng)度。(5分) 采用按地址訪問(wèn)存儲(chǔ)器構(gòu)成相聯(lián)目錄表，實(shí)現(xiàn)主存地址到Cache地址的變換，采用4個(gè)相等比較電路。一個(gè)采用位選擇組相聯(lián)映象方式的Cache，要求Cache的每一塊在主存周期內(nèi)取得。我不知道是不是可以這么理解，遇到過(guò)一道題，其中存在這種關(guān)系，不知道是不是巧合？ =組內(nèi)塊數(shù)？ P86第二段第一行：“目前不少機(jī)器的指令地址碼已達(dá)2432位，相當(dāng)于每個(gè)用戶(hù)的程序空間已達(dá)16MB8192MB”。 不命中時(shí)預(yù)取進(jìn)算法是指訪問(wèn)到主存第i塊的信息時(shí)，只有當(dāng)其不在Cache中時(shí)，才將主存第i+1塊預(yù)取進(jìn)Cache。預(yù)取進(jìn)算法包括恒預(yù)取進(jìn)算法和不命中時(shí)預(yù)取進(jìn)算法。 按需取進(jìn)算法是指在Cache塊失效時(shí)才將要訪問(wèn)的字所在的塊取進(jìn)Cache。 寫(xiě)回法，又稱(chēng)抵觸修改法，是指在CPU對(duì)Cache進(jìn)行寫(xiě)操作時(shí)，如果命中C