рефераты конспекты курсовые дипломные лекции шпоры

Реферат Курсовая Конспект

БУФЕРИЗАЦИЯ ПАМЯТИ

БУФЕРИЗАЦИЯ ПАМЯТИ - Конспект Лекций, раздел Образование, Вычислительные машины Суть Этого Метода Состоит В Том, Что Между Процессором И Оп Включаются Дополн...

Суть этого метода состоит в том, что между процессором и ОП включаются дополнительные блоки буферных памятей относительно небольшой емкости, но имеющие быстродействие существенно выше, чем ОП. При обращении к таким памятям у процессора не возникает проблем с запаздыванием сигналов и уменьшением из-за этого скорости обмена. Как уже отмечалось, повышение быстродействия БИСов памяти сопровождается резким повышением их стоимости, поэтому доля буферной памяти в общем объеме небольшая, порядка 16-256 Кбайт на 4-8 Мбайт основной памяти. Сверхоперативная память, упоминавшаяся ранее в п. 4.1, также является буферной, однако ее емкость очень незначительна (десятки слов) и в данном случае не учитывается.

В общем случае буферная память состоит из двух модулей: буферной памяти команд и буферной памяти операндов. Структура памяти в этом случае имеет вид, показанный на рис. 9.6. Такая схема буферизации ОП использовалась еще в мэйнфреймах 60-х гг.

Представленные буферные памяти в современных ЭВМ скрыты от программиста в том смысле, что он не может их адресовать и может даже не знать об их существовании, поэтому они получили название кэш-памятей (cache – тайник). Некоторые ЭВМ содержат объединенную кэш-память операндов и команд. Наличие кэш в общем случае не исключает присутствия в процессоре небольшой сверхоперативной памяти.

Таким образом, кэш-память представляет собой быстродействующее ЗУ, размещенное в одном кристалле с процессором или же внешнее по отношению к кристаллу, но размещенное на той же плате. При обращении процессора к ОП для считывания в кэш пересылается блок информации, содержащий нужное слово. При этом происходит опережающая выборка, так как высока вероятность того, что ближайшие обращения будут происходить к словам блока, уже находящегося в кэш. Это приводит к значительному уменьшению среднего времени, затрачиваемого на выборку данных и команд.

 

 

Для обращения к кэш, размещенному вне кристалла процессора, но на одной с ним плате, может потребоваться несколько тактов, тогда как при обращении к кэш, размещенному внутри кристалла процессора, может оказаться достаточно одного такта. Однако даже размещение кэш на одной плате с процессором позволяет избежать большого числа циклов ожидания, которые неизбежны при работе с ОП, расположенной на отдельной плате и взаимодействующей с процессором через системную шину. Кроме того, выборка содержимого кэш-памяти может производиться произвольным образом, и, следовательно, в адресном пространстве кэш можно разместить командные циклы с входящими в них командами переходов (передачи управ­ления).

Все это позволяет не только ускорить операции обмена процессор - память, но также снизить загрузку системной магистрали. Последнее стало особенно актуально с возникновением многопроцессорных систем, в которых процессорные элементы располагаются на общей магистрали и имеют общий модуль ОП. Уже отмечалось, что обмен между устройствами ЭВМ по общей магистрали возможен только в неперекрывающиеся моменты времени (т.е. в каждый момент времени с ОП может общаться только один процессор). Поэтому кэш-память оказалась очень удобным инструментом для сокращения числа обращений каждого процессора к ОП, а следовательно, и загрузки системной магистрали ЭВМ.

Таким образом, снижение загрузки системной магистрали является еще одной причиной (помимо ускорения операций обмена процессор – ОП) включения в структуру современных ЭВМ модулей кэш. Кроме того, как будет показано в гл. 11, наличие кэш-памяти достаточного объема позволяет не прерывать работу процессора даже при захвате магистрали каким-либо устройством, т.е. при осуществлении обмена в режиме ПДП.

Производительность кэш-памяти определяется временем доступа к ней и вероятностью удачных обращений, которая зависит от объема кэш и количества слов в блоке (строке), переносимых в кэш при каждом обращении к ОП. С увеличением длины блока возрастает вероятность того, что следующее обращение будет удачным, т.е. необходимая информация окажется в кэш-памяти. Однако эта зависимость нелинейная и имеет свой оптимум в координатах "производительность - стоимость", который обусловлен тем, что увеличение размера блока свыше некоторого оптимального приводит лишь к незначительному увеличению вероятности удачных обращений к кэш.

Полная производительность памяти ЭВМ (при наличии кэш) является функцией времени доступа к кэш, вероятности удачных обращений к кэш и времени обращения к ОП, которое происходит при неудачном обращении к кэш. Численная оценка полной производительности памяти оказывается в этом случае очень сложной задачей, особенно при учете увеличения быстродействия ОП за счет расслоения, и решается только статистическими методами.

При проектировании аппаратного и алгоритмического обеспечения кэш-памяти приходится учитывать большое число различных факторов и, часто взаимоисключающих, требований, поэтому конкретное исполнение кэш-памяти в различных ЭВМ отличается большим разнообразием. В частности, одной из проблем является взаимодействие кэш и ОП при изменении в процессе выполнения программы находящейся в кэш информации. В настоящее время эта задача решается, в основном, двумя путями, каждый из которых определяет тип кэш:

· Запоминание новой информации происходит одновременно в кэш и ОП (write through – сквозная запись). При этом в ОП всегда есть последняя копия хранящейся в кэш информации. Это удобно, но длинный цикл ОП снижает производительность процессора.

· Запоминание новой информации происходит только в кэш. Копирование ее в ОП происходит только при передаче в другие устройства ЭВМ или при вытеснении из кэш в результате вызова новой информации из ОП (write back – обратная запись).

Задача выбора алгоритма перемещения блоков информации из кэш-памяти в ОП при вызове из ОП новых блоков также не имеет однозначного решения. В большинстве случаев из кэш-памяти удаляется блок информации, который используется наиболее редко либо не использовался дольше других. Возможны и другие алгоритмы замещения. В частности, в кэш с прямым отображением, в котором за каждой ячейкой кэш закреплена определенная группа ячеек ОП, замена информации в ячейках кэш происходит по мере обращения процессора к соответствующей группе ячеек ОП (более подробно этот вопрос рассматривается ниже).

Следует отметить, что наличие кэш-памяти усложняет работу вычислительной системы и требует дополнительного программно- аппаратного обеспечения. В частности, требуется специальный контроллер кэш-памяти, который перехватывает обращения процессора к ОП и обрабатывает их непосредственно сам, без передачи запросов шине.

В качестве примера рассмотрим организацию кэш-памяти в вычислительных системах, построенных на базе 32-разрядного процессора I80386. В архитектуре микропроцессора I80386 за ячейку памяти на аппаратном уровне принята последовательность из восьми смежных бит, т.е. 1 байт. Несмотря на то, что МП I80386 является 32 - разрядным, наибольшая эффективность достигается в нем при обработке 16-разрядных данных, поэтому в качестве машинного слова в данном МП выбраны два объединенных байта.

В вычислительных системах, построенных на базе I80386, управление кэш-памятью осуществляется высокопроизводительным контроллером кэш-памяти I82385. Для инициализации контроллера I82385 не требуется специального программного обеспечения, а сам контроллер программно невидим (прозрачен), поэтому он может быть легко применен в системах с уже существующим программным обеспечением, а разработка нового программного продукта не потребует специфических условий, связанных с этим контроллером. Контроллер обеспечивает прозрачность на шине с помощью наблюдения за шиной ("подслушивание" шины). Наблюдение за шиной реализуется контроллером через интерфейс, аналогичный интерфейсу шины процессора I80386. Благодаря своей прозрачности контроллер кэш-памяти I82385 может быть включен в состав микропроцессорных систем на базе I80386 для работы в конвейерном и неконвейерном режиме и адресации пространства ОП до 4 Гбайт. Обновление ОП выполняется на каждом цикле записи методом "сквозной записи". При этом производительность повышается вследствие выдачи запросов на операции записи через некоторый буфер, позволяющий процессору продолжать работу с кэш-памятью, пока идет обращение к ОП. Если содержимое ячеек ОП, копии которых находятся в кэш, в процессе выполнения программы изменилось, контроллер автоматически обновляет содержимое соответствующих ячеек кэш-памяти.

Очень упрощенная структура кэш вычислительной системы на базе I80386 и I82385 (да в принципе и любой другой) изображена на рис. 9.7. Причем в вычис­лительных системах на базе I80386 и I82385 используется объединенный кэш команд и данных.

 

Как уже отмечалось, пересылка информации из ОП в кэш-память и обратно осуществляется целыми блоками. Для этого ОП также разделяют на блоки от 2 до 16 байт. Если запрашиваемая процессором информация не находится в кэш, то контроллер кэш-памяти обновляет содержимое кэш целым блоком. Размер блока является очень важным параметром, определяющим эффективность работы кэш-памяти. В 32 - разрядных системах контроллер в качестве блока пересылает совокупность данных размером 2-4 слова (4-16 байт). Даже если запрашивается одиночное слово, то все равно осуществляется блочная пересылка. С увеличением блока замедляется модификация кэш, но увеличивается коэффициент попадания. Так, увеличение блока с 4 байт до 8 увеличивает коэффициент попадания на несколько процентов. Однако при этом в кэш размещается меньшее число блоков. А с уменьшением числа блоков растет вероятность операций пересылки блоков между кэш и ОП, поэтому приходится выбирать оптимум (что уже отмечалось). Обычно в вычислительных системах на базе I80386, I82385 работа кэш-памяти организована так, что вероятность удачных обращений достигает 0,95.

При обработке различных классов задач наибольшую эффективность системы кэш-памяти достигают при использовании различных структур, а именно: полностью ассоциативных кэш, кэш с прямым отображением и множественный ассоциативный кэш. Каждая из этих структур имеет свои преимущества и недостатки. В принципе, все эти структуры поддерживаются контроллером кэш I82385 с некоторыми ограничениями. Рассмотрим эти структуры подробнее, полагая, что емкость ОП вычислительной системы составляет 16 Мбайт.

Приведенные ниже схемы организаций кэш и терминология взяты из книги Паппарс К., Марри У. Микропроцессор 80386: Справочник. М.: Радио и связь, 1993. –
318 с.

 

· Полностью ассоциативный кэш (рис. 9.8)

Концепция полностью ассоциативного кэш основана на том предположении, что процессор обращается к адресам, лежащим в разных частях ОП, поэтому для обеспечения общей эффективности работы механизм кэш должен поддерживать множественные несвязанные блоки данных. Поскольку между блоками нет в этом случае каких-либо определенных взаимосвязей, в кэш должны записываться полный адрес каждого блока и непосредственно сам блок. При обращении к памяти контроллер кэш-памяти сравнивает полученный адрес с адресами, отображенными на кэш.

 

Существенным недостатком полностью ассоциативных кэш является то, что всякий раз при обращении к памяти затрачивается время на сравнение адресов в кэш. Следует отметить, что в стандартной конфигурации вычислительных систем на базе процессора I80386 и контроллера кэш-памяти I82385 структура полностью ассоциативного кэш не используется.

В литературе нет данных о том, как осуществляется контроль ассоциации при использовании контроллера I82385. Судя по всему, происходит последовательное сравнение ячеек кэш с 22-разрядным полем признака (адресом) без вызова их в контроллер. Такой последовательный процесс сравнения и увеличивает время
поиска.

Известно также, что в ряде устройств ассоциативной памяти контроль ассоциации осуществляется последовательно по битам ассоциативного признака. Применительно к данному кэш это означает, что происходит параллельное сравнение 128 бит в i-м разряде адреса, т.е. необходимо выполнить последовательно 22 сравнения, чтобы проанализировать все поле признака (адреса). В специализированных блоках ассоциативной памяти контроль ассоциации осуществляется параллельно по всем ячейкам памяти (см. п. 4.2.2).

 

· Кэш с прямым отображением (рис. 9.9)

При использовании кэш такого типа ОП условно делится на 256 страниц по
64 Кбайт каждая. Каждая страница имеет свой базовый адрес, задаваемый 8 битами поля признака (старшие разряды адреса ячейки ОП). Объем кэш (банк данных) соответствует объему одной страницы (64 Кбайт). Поле индекса в адресе занимает 16 бит. Из них 14 используются для выбора одного из 16 Кбайт 4 байтовых блоков (ячеек) кэш или ОП (на странице с соответствующим признаком), а два бита определяют один из 4 байтов в блоке, т.е. индекс является ничем иным, как смещением относительно базового адреса (признака).

Копии блоков с одинаковыми адресами на всех страницах ОП помещаются в одну и ту же ячейку кэш с аналогичным адресом. Таким образом, на один адрес кэш отображаются 256 адресов ОП (256*64 Кбайта = 16 Мбайт). Сам кэш имеет два уровня. Первый уровень образован банком признаков и содержит адресную информацию. В данном случае это базовые адреса страниц ОП (признаки). В некоторых источниках вместо термина признак употребляют тег. Второй уровень состоит из банка данных, в котором содержатся 4 байтовые копии (блоки) ячеек ОП.

Упрощенный алгоритм обращения процессора к памяти состоит в следующем:

- 14-битный индекс сообщает контроллеру кэш, какую из 16 Кбайт однобайтовых ячеек в банке признаков следует проверить:

- 8-битный признак, находящийся в указанной ячейке банка признаков, сообщает, какой из 256 возможных 4-байтовых блоков находится по этому адресу (индексу) в ячейке банка данных;

- если запрошенный процессором признак совпадает с признаком в банке признаков, возникло совпадение. Если нет, происходит обращение к ОП и осуществляется замена признака и данных в кэш на данные, полученные из ОП.

Рассмотренная структура кэш отличается от предыдущей (полностью ассоциативной) тем, что здесь нет неопределенности в размещении блока данных. Адрес (индекс) указывается непосредственно в запросе процессора, и сравнивать приходится только признак. Это ускоряет процесс обмена.

Недостатком такого типа кэш является то, что на одну ячейку кэш отображается 256 адресов ОП, т.е. одинаковые адреса со всех страниц ОП, поэтому при циклическом обращении процессора к одинаковым адресам хотя бы на двух разных страницах возникает "пробуксовка" кэш. В этом случае при каждом обращении происходит обновление содержимого соответствующей ячейки кэш. Этой проблемы можно избежать, разрешив любой ячейке в ОП направляться по мере необходимости не в одну, а в две или более ячеек кэш. При этом увеличивается коэффициент попаданий, но и усложняется алгоритм обращения к памяти.

 

· Двухвходовый множественныйассоциативный кэш (рис. 9.10)

Множественный ассоциативный кэш занимает промежуточное положение между полностью ассоциативным кэш и кэш с прямым отображением. Из приведенной структурной схемы следует, что банк признаков и банк данных, используемые в кэш с прямым отображением, в данном случае разбиваются на два блока, в каждом из которых есть свой банк признаков и банк данных емкостью 32 Кбайт. Оба блока кэш имеют одинаковую адресацию, т.е. индекс изменяется от 0000 до 7FFC. При использовании кэш такого типа ОП делится уже не на 256 страниц, а на 512, каждая из которых имеет свой 9-разрядный признак (базовый адрес) от 000 до 1FF (32 Кбайт). Данные из ОП могут быть помещены в любую из двух ячеек с соответствующим индексом (смещением) банков данных, относящимся к разным блокам кэш. В соответствии с принятым алгоритмом контроллер кэш I82385 помещает новый блок данных из ОП в ту из двух ячеек, содержимое которой наиболее долго не использовалось.

Алгоритм обращения к памяти полностью аналогичен описанному ранее для кэш с прямым отображением, за исключением того, что в данном случае контроллеру приходится одновременно проверять две ячейки с одинаковыми индексами (смещением) в обоих блоках кэш. Изменился также формат адресных полей.

Производительность для двухвходового ассоциативного кэш примерно на 1% выше, чем у кэш с прямым отображением. Возможно построение четырёхвходовых и более множественных ассоциативных кэш, состоящих из четырёх и более блоков с одинаковой адресацией. При этом увеличивается производительность, но и усложняется алгоритм обращения к памяти.

В заключение следует отметить, что в вычислительных системах на базе процессора I80386 в стандартной конфигурации контроллер кэш I82385 поддерживает работу двухвходового множественного ассоциативного кэш и кэш с прямым отображением.

В современных ЭВМ, построенных на базе мощных процессоров, происходит дальнейшее расслоение внутренней памяти и, прежде всего, расслоение кэш. Быстродействующий внутрикристальный кэш первого уровня и более "медленный" внешний кэш второго уровня являются обязательными компонентами всех современных IBM PC. Взаимодействие кэш обоих уровней строится по принципам, аналогичным принципам взаимодействия остальных иерархических слоев памяти – минимизация числа обращений более быстродействующего слоя к менее быстродействующему. Дальнейшее увеличение производительности процессоров неизбежно повлечет за собой и дальнейшее расслоение кэш-памяти ЭВМ.

– Конец работы –

Эта тема принадлежит разделу:

Вычислительные машины

Вычислительные машины.. конспект лекций..

Если Вам нужно дополнительный материал на эту тему, или Вы не нашли то, что искали, рекомендуем воспользоваться поиском по нашей базе работ: БУФЕРИЗАЦИЯ ПАМЯТИ

Что будем делать с полученным материалом:

Если этот материал оказался полезным ля Вас, Вы можете сохранить его на свою страничку в социальных сетях:

Все темы данного раздела:

ЧАСТЬ 3
    Настоящий конспект лекций продолжает материал, изложенный в первой и второй частях. Конспект посвящен изучению основ организации и функционирования ЭВМ в целом

ОБЩИЕ ПРИНЦИПЫ ОРГАНИЗАЦИИ ВВ
В каждой ЭВМ применяются особые способы ВВ, различные конфигурации схем и типы устройств. Однако для большинства ЭВМ можно выделить следующие общие принципы: · Передача данных осуществляет

ПРОГРАММНЫЙ ВВ
В этом режиме все действия, связанные с операциями ВВ, реализуются коман­дами прикладной программы, причем возможны два вида обмена – синхронный и асинхронный, которые целесообразно использовать в

ВВ ПО ПРЕРЫВАНИЯМ
Для сокращения непроизводительных потерь времени процессора за счет циклов ожидания при программном обмене, т.е. когда процессор не может заниматься ничем, кроме программы ВВ, используют обмен по п

ВВ В РЕЖИМЕ ПДП
В этом режиме обмен данными между ПУ и ОП микроЭВМ происходит без участия процессора. Обменом в режиме ПДП управляет не программа (или прерывающая подпрограмма), а электронные схемы, внешние по отн

ПДП С ЗАХВАТОМ ЦИКЛА
Этот способ ПДП предназначен для обмена короткими блоками информации в виде байта или слова и имеет два варианта:   Вариант 1 В этом случае для обмена использ

ПДП С БЛОКИРОВКОЙ ПРОЦЕССОРА
Этот режим отличается от ПДП с "захватом цикла" тем, что управление системным интерфейсом передается контроллеру ПДП не на время обмена одним байтом, а на время обмена блоком данных. В эт

АДАПТЕР ПОСЛЕДОВАТЕЛЬНОГО ИНТЕРФЕЙСА
Передача данных в последовательном формате имеет ряд преимуществ, основным из которых является минимальное качество физических линий (проводников) промежуточного интерфейса. В простейшем случае (на

АДАПТЕР ПАРАЛЛЕЛЬНОГО ИНТЕРФЕЙСА
Передача данных в параллельном формате в общем случае является более высокоскоростной, чем передача в последовательном формате, поскольку все биты символа информации передаются параллельно по време

КОНТРОЛЬНЫЕ ЗАДАНИЯ
1. На листах ответа должны быть указаны номер группы, фамилия студента и номер его варианта. 2. Номера вопросов выбираются студентом в соответствии с двумя последними цифрами в его зачетно

ТЕГИ И ДЕСКРИПТОРЫ. САМООПРЕДЕЛЯЕМЫЕ ДАННЫЕ
Одним из эффективных средств совершенствования архитектуры современных ЭВМ является теговая организация памяти, при которой каждое хранящееся в памяти или регистре слово снабжается тегом

ЭВМ RISC-АРХИТЕКТУРЫ
Развитие архитектуры ЭВМ, направленное на повышение их производительности, в последние десятилетия шло по пути усложнения процессоров путем расширения системы команд, введения сложных команд, выпол

МЕТОДЫ ОПТИМИЗАЦИИ ОБМЕНА ПРОЦЕССОР-ПАМЯТЬ
Вначале очень коротко рассмотрим причины, вынуждающие инженеров непрерывно совершенствовать аппаратную и идеологическую основы процессов обмена данными между процессором и памятью. Как уже

КОНВЕЙЕР КОМАНД
Более подробно вопросы конвейеризации процесса обработки информации в ЭВМ рассматриваются в последних разделах настоящего курса – "Многопроцессорные системы". Здесь же будут рассмотрены т

РАССЛОЕНИЕ ПАМЯТИ
Известны два основных метода расслоения памяти. Суть этих методов состоит в том, что память строится на основе нескольких модулей. Но в одном случае модули памяти имеют раздельные адр

ДИНАМИЧЕСКОЕ РАСПРЕДЕЛЕНИЕ ПАМЯТИ. ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ
Во многих случаях большие исполняемые программы и структуры данных не удается полностью разместить в ОП, поскольку емкости существующих ОП ограничены. Особенно остро эта проблема стоит в мультипрог

ВИРТУАЛЬНАЯ ПАМЯТЬ
Принцип виртуальной памяти предполагает, что пользователь при подготовке своей программы имеет дело не с физической ОП, действительно работающей в составе ЭВМ и имеющей некоторую фиксированную емко

СЕГМЕНТНО-СТРАНИЧНАЯ ОРГАНИЗАЦИЯ ПАМЯТИ
До сих пор предполагалось, что виртуальная память, которой располагает программист, представляет собой непрерывный массив с единой нумерацией байтов. Такое логическое адресное пространство называют

ЗАЩИТА ПАМЯТИ
Если в памяти одновременно могут находиться несколько независимых программ, необходимы специальные меры по предотвращению или ограничению обращений одной программы к областям памяти, используемым д

МЕТОД ГРАНИЧНЫХ РЕГИСТРОВ
Идея метода состоит в том, что вводят два граничных регистра, указывающих верхнюю и нижнюю границы области памяти, куда программа имеет право доступа. Схема функционирования такой системы защиты из

МЕТОД КЛЮЧЕЙ ЗАЩИТЫ
По сравнению с предыдущим данный метод является более гибким. Он позволяет организовывать доступ программы к областям памяти, расположенным не подряд. Память в логическом отношении дел

АЛГОРИТМЫ УПРАВЛЕНИЯ МНОГОУРОВНЕВОЙ ПАМЯТЬЮ
Будем рассматривать двухуровневую память со страничной организацией, состоящую из оперативной (верхний уровень) и внешней (нижний уровень) памятей. Если при выполнении программы обнаруживается, что

СОПРОЦЕССОРЫ
Расширение диапазона возможного применения процессоров с традиционной фон-неймановской архитектурой привело к тому, что наборы команд МП стали весьма громоздкими. Дальнейшее расширение наборов кома

КОНТРОЛЬНЫЕ ЗАДАНИЯ
1. На листах ответа должны быть указаны номер группы, фамилия студента и номер его варианта. 2. Номера вопросов выбираются студентом в соответствии с двумя последними цифрами в его зачетно

ЭВОЛЮЦИЯ ШИННОЙ АРХИТЕКТУРЫ IBM PC
В начале настоящего курса (см. гл.1) было показано, что переход от мэйнфреймов к малым ЭВМ (мини и микро) сопровождался существенным упрощением внутренней структуры компьютера, а именно, переходом

ЛОКАЛЬНАЯ СИСТЕМНАЯ ШИНА
Быстродействие ШР первых IBM PC (8 МГц) вполне соответствовало быстродействию процессора I8088, на базе которого они были построены. Между тем для оптимизации процесса обмена между ОП и МП разработ

ШИНА РАСШИРЕНИЯ ISA
Шина ISA (Industrial Standard Architecture) была использована в первых IBM PC, построенных на процессоре I8088, в 1981 г. Она имела 8 линий данных, 20 линий адреса, позволяла адресовать до 1 Мбайта

ШИНА РАСШИРЕНИЯ МСА
Появление 32-разрядного процессора I80386 привело к тому, что 16-разрядная ISA перестала соответствовать возможностям нового поколения МП. Фирма IBM не стала вновь модернизировать шину ISA, а разра

ШИНА РАСШИРЕНИЯ EISA
Стандарт EISA (Extended Industry Standard Architecture) появился в 1988 году в ответ на разработку фирмой IBM шины МСА и требование ее лицензировать (см. п. 10.2.2). Конкуренты сочли излишним п

ЛОКАЛЬНЫЕ ШИНЫ РАСШИРЕНИЯ
Рассмотренные выше разновидности ШР (ISA, MCA, EISA) имеют общий недостаток – сравнительно низкое быстродействие. Быстродействие и разрядность процессоров и микросхем памяти (а следовательно, и лок

ЛОКАЛЬНАЯ ШИНА VESA (VLB)
В своем первоначальном варианте слоты локальной шины использовались почти исключительно для установки видеоадаптеров. К концу 1992 года было разработано несколько локальных шин. Исключительными пра

ЛОКАЛЬНАЯ ШИНА PCI
В начале 1992 года на фирме Intel была организована группа, перед которой была поставлена задача разработать новую шину. В результате в июне 1992 года появилась шина PCI (Peripheral Component Inter

CHIPSET
ChipSet – это набор или одна микросхема, на которую и возлагается основная нагрузка по обеспечению центрального процессора данными и командами, а также, по управлению периферией, как-то: видеокарты

РАЗНОВИДНОСТИ СЛОТОВ
Слотом называются разъемы расширения, расположенные на материнской плате (на картинке слева). Они бывают следующих типов: ISA, EISA, VLB, PCI, AGP. ISA (Industry Standard Architectu

ТИПЫ РАЗЪЕМОВ ОПЕРАТИВНОЙ ПАМЯТИ
    На данный момент существует также несколько типов разъемов для установки оперативной памяти. Такие

Режимы работы параллельного LPT порта
SPP (Standard Parallel Port – стандартный параллельный порт) осуществляет 8-разрядный вывод данных с синхронизацией по опросу или по прерываниям. Максимальная скорость вывода – около 80 Кбай

РАЗЪЕМЫ ДЛЯ ПОДКЛЮЧЕНИЯ ДИСКОВЫХ УСТРОЙСТВ
FDD (Floppy Disk Drivers – накопитель на гибких магнитных дисках) конструктивно представляет собой 12х2-контактный игольчатый разъем с возможностью подключения двух дисководов. Устройство, п

РАЗЪЕМЫ ПРОЦЕССОРОВ
Собственно говоря, процессор как раз то устройство, которое производит все вычисления и управляет всеми контроллерами. Так как же определить, какой процессор вы сможете поставить в ту материнскую п

КОНТРОЛЬНЫЕ ЗАДАНИЯ
1. На листах ответа должны быть указаны номер группы, фамилия студента и номер его варианта. 2. Номера вопросов выбираются студентом в соответствии с двумя последними цифрами в его зачетно

СПОСОБЫ ОРГАНИЗАЦИИ ДОСТУПА К СИСТЕМНОЙ МАГИСТРАЛИ
Конкретные варианты процедур доступа ведущих устройств к магистрали (организации каналов ПДП) в различных ЭВМ очень разнообразны. Между тем существуют некоторые общие принципы их реализации. В обще

ВОЗМОЖНЫЕ СТРУКТУРЫ СИСТЕМ ПДП
Конкретные технические реализации систем ПДП имеют множество вариантов. Они зависят от типа системной магистрали, архитектуры ЭВМ в целом, типа используемого процессора, целевого назначения ЭВМ, ко

ОРГАНИЗАЦИЯ ОБМЕНА В РЕЖИМЕ ПДП
Использование любого варианта ПДП порождает ряд проблем, связанных с использованием общей магистрали несколькими устройствами. Даже при использовании простейшего варианта ПДП (slave DMA), который и

ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ СРЕДСТВ ПДП
Любой способ организации обмена в режиме slave DMA предполагает инициализацию контроллера со стороны процессора. Для этого, как уже отмечалось, перед началом обмена с ПУ в режиме ПДП процессор долж

РАДИАЛЬНАЯ СТРУКТУРА (SLAVE DMA)
В соответствии с рис. 11.1, а все запросы от ИЗПД поступают в арбитр магистрали контроллера ПДП и в общем случае фиксируются там каким-либо образом, например аналогично тому, как это делается в кон

РАДИАЛЬНАЯ СТРУКТУРА (BUS MASTER DMA)
В соответствии с рис. 11.1, б все запросы от ИЗПД поступают в арбитр магистрали (контроллер ПДП отсутствует) и в общем случае фиксируются там каким-либо образом, например аналогично тому, как это д

ЦЕПОЧЕЧНАЯ СТРУКТУРА (BUS MASTER DMA)
В соответствии с рис. 11.2 к каждой ШАр (входу арбитра) может быть подключено множество запросчиков ИЗПД. Сигнал РПД распространяется по цепочке ИЗПД, подключенных к одной ЛЗПД (к одной ШАр). Распр

ПРИНЦИПЫ ОРГАНИЗАЦИИ АРБИТРАЖА МАГИСТРАЛИ
Нормальное функционирование системы ПДП любой структуры очень во многом зависит от правильного выбора дисциплины обслуживания устройств магистрали, т.е. от правильного выбора системы приоритетных с

КОНТРОЛЬНЫЕ ЗАДАНИЯ
1. На листах ответа должны быть указаны номер группы, фамилия студента и номер его варианта. 2. Номера вопросов выбираются студентом в соответствии с двумя последними цифрами в его зачетно

Хотите получать на электронную почту самые свежие новости?
Education Insider Sample
Подпишитесь на Нашу рассылку
Наша политика приватности обеспечивает 100% безопасность и анонимность Ваших E-Mail
Реклама
Соответствующий теме материал
  • Похожее
  • Популярное
  • Облако тегов
  • Здесь
  • Временно
  • Пусто
Теги