計(jì)算機(jī)組成原理習(xí)題課講義

習(xí)題二計(jì)算題設(shè)由S,E,M三個(gè)域組成的一個(gè)32位二進(jìn)制字所表示的非規(guī)則化數(shù)x,其表示為x=(-1)S×(1.M)×2E-128

問：它所能表示的規(guī)格化的最大正數(shù)，最小正數(shù)，最大負(fù)數(shù)，最小負(fù)數(shù)是多少？ 解：(1)最大正數(shù)01111111111111111111111111111111 X=[1+(1-2-23)]×2127 (2)最小正數(shù)00000000000000000000000000000000 X=1.0×2-128 (3)最大負(fù)數(shù)10000000000000000000000000000000 X=-1.0×2-128 (4)最小負(fù)數(shù)11111111111111111111111111111111 X==-[1+(1-2-23)]×2127計(jì)算題設(shè)x=+15,y=-13,用帶求補(bǔ)器的原碼陣列乘法器求乘積x×y=?并用十進(jìn)制數(shù)乘法進(jìn)行驗(yàn)證。 解：設(shè)最高位為符號(hào)位，輸入數(shù)據(jù)為[x]原

=01111[y]原

=11101

因符號(hào)位單獨(dú)考慮，尾數(shù)算前求補(bǔ)器輸出值為：|x|=1111,|y|=1101

乘積符號(hào)位運(yùn)算：x0⊕y0=0⊕1=1

尾數(shù)部分運(yùn)算：1111 ×1101 ------------------1111000011111111------------------11000011

經(jīng)算后求補(bǔ)器輸出，加上乘積符號(hào)位，得原碼乘積值[x×y]原

=111000011換算成二進(jìn)制真值x×y=(-11000011)2=(-195)10

十進(jìn)制數(shù)乘法驗(yàn)證：x×y=15×(-13)=-195計(jì)算題已知x＝0.10011101,y＝0.1110，用不恢復(fù)余數(shù)陣列除法器求x／y＝？解：[-y]補(bǔ)=1.0010

被除數(shù) 0.10011101

減y 1.0010

-------------------------------------------------------------------

余數(shù)為負(fù) 1.10111101<0=>Q0=0

左移 1.0111101

加y 0.1110

---------------------------------------------------------------------

余數(shù)為正 0.0101101>0=>Q1=1

左移 0.101101

減y 1.0010

-------------------------------------------------------------------------

余數(shù)為負(fù) 1.110101<0=>Q2=0

左移 1.10101

加y 0.1110

-------------------------------------------------------------------------

余數(shù)為正 0.10001>0=>Q3=1

左移 1.0001

減y 1.0010

-------------------------------------------------------------------------

余數(shù)為正 0.0011>0=>Q4=1

故得商Q=Q0.Q1Q2Q3Q4=0.1011

余數(shù)R=0.00000011計(jì)算題設(shè)有浮點(diǎn)數(shù)x=2-5×0.0110011,y=23×(-0.1110010),階碼用４位移碼表示，尾數(shù)（含符號(hào)位）用８位補(bǔ)碼表示。求［x×y］浮。要求直接用補(bǔ)碼完成尾數(shù)乘法運(yùn)算，運(yùn)算結(jié)果尾數(shù)仍保留８位（含符號(hào)位），并用尾數(shù)之后的４位值處理舍入操作。

計(jì)算題解：移碼采用雙符號(hào)位，尾數(shù)補(bǔ)碼采用單符號(hào)位，則有

[Mx]補(bǔ)=0.0110011,[My]補(bǔ)=1.0001110,[Ey]移=01011,[Ey]補(bǔ)=00011, [Ex]移=00011,(1)求階碼和

[Ex+Ey]移=[Ex]移+[Ey]補(bǔ)=00011+00011=00110,值為移碼形式-2(2）尾數(shù)乘法運(yùn)算可直接采用補(bǔ)碼陣列乘法器實(shí)現(xiàn)，即有

[Mx]補(bǔ)×[My]補(bǔ)=[0.0110011]補(bǔ)×[1.0001110]補(bǔ)

=[1.0011001,10010010]補(bǔ)（3）規(guī)格化處理乘積的尾數(shù)符號(hào)位與最高數(shù)值位符號(hào)相反，已是規(guī)格化的數(shù)，不需要左規(guī)，階碼仍為00110。

(4）舍入處理 尾數(shù)為負(fù)數(shù)，且是雙倍字長(zhǎng)的乘積，按舍入規(guī)則，尾數(shù)低位部分的前4位為1001，應(yīng)作“入”，故尾數(shù)為1.0011010。 最終相乘結(jié)果為[x×y]浮=00110,1.0011010;

其真值為x×y=2-2×(-0.1100110)計(jì)算題設(shè)有兩個(gè)浮點(diǎn)數(shù)N1=2j1×S1,N2=2j2×S2,其中階碼2位,階符1位,尾數(shù)4位,數(shù)符1位.

設(shè)j1=(-10)2S1=(+0.1001)2

j2=(+10)2,S2=(+0.1011),求N1×N2,寫出運(yùn)算步驟及結(jié)果,積的尾數(shù)占4位,要規(guī)格化結(jié)果.根據(jù)原碼陣列乘法器的計(jì)算步驟求尾數(shù)之積。

解: [j1]移=0010 [j2]補(bǔ)=0010計(jì)算題解（1)浮點(diǎn)乘法規(guī)則：N1×N2=(2j1×S1)×(2j2×S2)=2(j1+j2)×(S1×S2)(2)階碼求和[j1+j2]移=[j1]移+[j2]補(bǔ)=0010=0100,值為移碼形式0(3)尾數(shù)相乘 積的符號(hào)位=0⊕0=0 符號(hào)位單獨(dú)處理 0.1001 × 0.1011____________________ 01001010010000001001——————————0.01100011故N1×N2=20×0.01100011(4)尾數(shù)規(guī)格化，舍入（尾數(shù)4位）故N1×N2=(+0.01100011)2=(+0.1100)2×2(-01)2計(jì)算題有浮點(diǎn)數(shù)x=2-5×0.0110110,y=23×(-0.1110010),階碼用４位移碼表示，尾數(shù)（含符號(hào)位）用８位原碼表示，求（x×y）浮，要求尾數(shù)用原碼陣列乘法器實(shí)現(xiàn)。解：

移碼采用雙符號(hào)位，尾數(shù)原碼采用單符號(hào)位，則有

Mx=0.0110110,My=1.1110010, [Ex]移=00011,[Ey]移=11011,[Ey]補(bǔ)=00011 [x]浮=00011,0.0110110,[y]浮=11011,1.1110010(1) 求階碼和[Ex+Ey]移=[Ex]移+[Ey]補(bǔ)=00011+00011=00110,值為移碼形式-2

計(jì)算題

(2)尾數(shù)乘法運(yùn)算

0110110 × 1110010 0000000 0110110 0000000 0000000 0110110 0110110 0110110 1100000001100

符號(hào)位為x0⊕y0=0⊕1=1

∴[x×y]浮=00110,1.1100000001100計(jì)算題設(shè)有兩個(gè)十進(jìn)制數(shù)：x=-0.875×21,y=0.625×22, (1)將x,y的尾數(shù)轉(zhuǎn)換為二進(jìn)制補(bǔ)碼形式

(2)設(shè)階碼2位，階符1位，數(shù)符1位，尾數(shù)3位，通過補(bǔ)碼運(yùn)算規(guī)則求出z=x–y的二進(jìn)制浮點(diǎn)規(guī)格化結(jié)果。解：1.設(shè)S1為x的尾數(shù)，S2為y的尾數(shù)，則

S1=(-0.875)10=(-0.111)2 [S1]補(bǔ)

=1.001 S2=(0.625)10=(+0.101)2 [S2]補(bǔ)

=0.101 2.求z=x–y的二進(jìn)制浮點(diǎn)規(guī)格化結(jié)果。 對(duì)階： 設(shè)x的階碼為jx,y的階碼為jy,jx=(+01)2,jy=(+10)2, jx–jy=(01)2

–(10)2=(-01)2,小階的尾數(shù)S1右移一位

S1=(-0.0111)2,jx階碼加１，則jx=(10)2=jy,經(jīng)舍入后，

S1=(-0,100)2,對(duì)階完畢。

x=2jx×S1=2(10)2×(-0.100) y=2jy×S2=2(10)2×(+0.101)計(jì)算題

尾數(shù)相減

[S1]補(bǔ)

=11.100+[-S2]補(bǔ)

=11.011-----------------------[S1-S2]補(bǔ)

=10.111

尾數(shù)求和絕對(duì)值大于1,尾數(shù)右移一位，最低有效位舍掉，階碼加１（右規(guī)），則[S1-S2]補(bǔ)

=11.011(規(guī)格化數(shù))，jx=jy=11

規(guī)格化結(jié)果011.1011證明題已知[x]補(bǔ)=x0.x1x2…xn

求證[1-x]補(bǔ)

=x0.x1x2…xn+2-n

證明：

[1-x]補(bǔ)=[1]補(bǔ)

+[-x]補(bǔ)

=1+x0.x1x2…xn+2-n =x0.x1x2…xn+2-n證明題設(shè)[x]補(bǔ)

=x0.x1x2…xn,[y]補(bǔ)

=y0.y1y2…yn,

證明：[x×y]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)×(-y0+y1×2-1+y2×2-2+……+yn×2-n)。證明: (1)當(dāng)被乘數(shù)x的符號(hào)任意，用補(bǔ)碼表示，乘數(shù)y為正。設(shè)

[x]補(bǔ)=x0.x1x2……xn [y]補(bǔ)=0.y1y2……yn

因?yàn)閇x]補(bǔ)=2n+1+x(mod2) [y]補(bǔ)=y

所以[x]補(bǔ)×[y]補(bǔ)=(2n+1+x)×y=2n+1y+x×y=2(y1y2……yn)+x×y

因?yàn)?y1y2……yn)是大于0的正整數(shù)，根據(jù)模運(yùn)算的性質(zhì)有：

2(y1y2……yn)=2(mod2)

所以[x]補(bǔ)×[y]補(bǔ)=2+x×y=[x×y]補(bǔ)(mod2)

即[x×y]補(bǔ)=[x]補(bǔ)×[y]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)×（0.y1y2……yn）=[x]補(bǔ)×y(1)證明題(2)當(dāng)被乘數(shù)x符號(hào)任意，乘數(shù)y為負(fù)，都以補(bǔ)碼表示。

[x]補(bǔ)

=x0.x1x2……xn [y]補(bǔ)

=y0.y1y2……yn=1.y1y2……yn=2+y(mod)2 y=[y]補(bǔ)

–2=1.y1y2……yn–2=0.y1y2……yn–1

所以xy=x(0.y1y2……yn–1)=x(0.y1y2……yn)–x [x×y]補(bǔ)

=[x(0.y1y2……yn)]補(bǔ)+[-x]補(bǔ) 因?yàn)?0.y1y2……yn)>0,根據(jù)式(1)[x(0.y1y2……yn)]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)×[y]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)×(0.y1y2……yn)

即[x×y]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)×(0.y1y2……yn)+[-x]補(bǔ)

(2)

(3)被乘數(shù)x與乘數(shù)y的符號(hào)任意，以補(bǔ)碼表示。只要將式（1）與式（2）綜合起來便得到補(bǔ)碼乘法的統(tǒng)一算式如下：

[x×y]補(bǔ)

=[x]補(bǔ)（0.y1y2……yn）-[x]補(bǔ)×y0=[x]補(bǔ)×[0.y1y2……yn–y0]=[x]補(bǔ)×[-y0+y1×2-1+y2×2-2+……+yn×2-n]=[x]補(bǔ).y習(xí)題三分析題用定量分析方法證明模塊交叉存儲(chǔ)器帶寬大于順序存儲(chǔ)器帶寬。解：假設(shè)（1）存儲(chǔ)器模塊字長(zhǎng)等于數(shù)據(jù)總線寬度（2）模塊存取一個(gè)字的存儲(chǔ)周期等于T（3）總線傳送周期為г（4）交叉存儲(chǔ)器的交叉模塊數(shù)為m.

交叉存儲(chǔ)器為了實(shí)現(xiàn)流水線方式存儲(chǔ)，即每經(jīng)過τ時(shí)間延遲后啟動(dòng)下一?？欤瑧?yīng)滿足T=mτ (1)

交叉存儲(chǔ)器要求其?？鞌?shù)≥m,以保證啟動(dòng)某模快后經(jīng)過mτ時(shí)間后再次啟動(dòng)該?？鞎r(shí)，它的上次存取操作已經(jīng)完成。這樣連續(xù)讀取m個(gè)字所需要時(shí)間為t1=T+(m–1)τ=mτ+mτ–τ=(2m–1)τ (2)

故存儲(chǔ)器帶寬為W1=1/t1=1/(2m-1)τ (3)

而順序方式存儲(chǔ)器連續(xù)讀取m個(gè)字所需時(shí)間為

t2=mT=m2×τ (4)

存儲(chǔ)器帶寬為W2=1/t2=1/(m2×τ) (5)

比較(3)和(5)式可知，交叉存儲(chǔ)器帶寬W1>順序存儲(chǔ)器帶寬W2計(jì)算題設(shè)存儲(chǔ)器容量為32字，字長(zhǎng)64位，模塊數(shù)m=4,分別用順序方式和交叉方式進(jìn)行組織.若存儲(chǔ)周期T=200ns，數(shù)據(jù)總線寬度為64位，總線傳送周期τ=50ns,問：順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器帶寬各是多少？ 解: 順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器連續(xù)讀出m=4個(gè)字的信息總量都是

q=64位×4=256位順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器連續(xù)讀出4個(gè)字所需的時(shí)間分別是

t2=mT=4×200ns=800ns=8×10-7(S)t1=T+(m–1)t=200ns+3×50ns=350ns=3.5×10-7(S)

順序存儲(chǔ)器帶寬W2=q/t2=256/(8×10-7)=32×107(位/S)

交叉存儲(chǔ)器帶寬W1=q/t1=256/(3.5×10-7)=73×107(位/S)計(jì)算題設(shè)存儲(chǔ)器容量為512K字，字長(zhǎng)32位，模塊數(shù)M=8，分別用順序方式和交叉方式進(jìn)行組織。存儲(chǔ)周期T=200ns，數(shù)據(jù)總線寬度為32位，總線傳送周期τ=50ns。問順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器帶寬各是多少？

解：順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器連續(xù)讀出m=8個(gè)字的信息總量都是：

q=32位×8=256位順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器連續(xù)讀出8個(gè)字所需的時(shí)間分別是：

t2=mT=8×200ns=1600ns=16×10-7(s)t1=T+(m-1)t=200+7×50ns=550ns=5.5×10-7(s)

順序存儲(chǔ)器和交叉存儲(chǔ)器的帶寬分別是：

W2=q/t2=256÷(1.6×10-7)=16×107(位/s)W1=q/t1=256÷(5.5×10-7)=46.5×107(位/s)計(jì)算題CPU執(zhí)行一段程序時(shí)，cache完成存取的次數(shù)為1900次，主存完成存取的次數(shù)為100次，已知cache存取周期為50ns,主存存取周期為250ns.

求：（1）cache/主存系統(tǒng)的效率。（2）平均訪問時(shí)間。

解：（１）命中率H=Nc/(Nc+Nm)=1900/(1900+100)=0.95

主存慢于cache的倍率r=tm/tc=250ns/50ns=5

訪問效率e=1/[r+(1-r)H]=1/[5+(1-5)]×0.95=83.3%

（２）平均訪問時(shí)間ta=tc/e=50ns/0.833=60ns計(jì)算題已知cache命中率Ｈ＝0.98，主存比cache慢４倍，已知主存存取周期為200ns，求cahce／主存系統(tǒng)的效率和平均訪問時(shí)間解: ∵r=tm/tc=4

∴tc=tm/4=50ns e=1/[r+(1-r)h]=1/[4+(1-4)×0.98]ta=tc/e=tc

×[4-3×0.98]=50×1.06=53ns應(yīng)用題有一個(gè)１６K×16位的存儲(chǔ)器，由1K×4位的DRAM芯片構(gòu)成（芯片是64×64結(jié)構(gòu)）。問：

(1)共需要多少RAM芯片？

(2)存儲(chǔ)體的組成框圖

(3)采用異步刷新方式，如單元刷新間隔不超過２ms，則刷新信號(hào)周期是多少

(4)如采用集中刷新方式，存儲(chǔ)器刷新一遍最少用多少讀／寫周期？死時(shí)間率是多少？應(yīng)用題解：（1）存儲(chǔ)器的總?cè)萘繛?6K×16位=256K位，所以用RAM芯片為4K位，故芯片總數(shù)為256K位/4K位=64片（2）由于存儲(chǔ)單元數(shù)為16K，故地址長(zhǎng)度為14位（設(shè)A13~A0）。芯片單元數(shù)為1K則占用地址長(zhǎng)度為10位（A9~A0）。每一組16位（4片），共16組，組與組間譯碼采用4：16譯碼。應(yīng)用題

(3)采用異步刷新方式，在2ms時(shí)間內(nèi)分散地把芯片64行刷新一遍，故刷新信號(hào)的時(shí)間間隔為2ms/64=31.25μs，即可取刷新信號(hào)周期為30μs

（4）如采用集中刷新方式，假定T為讀/寫周期，則所需刷新時(shí)間為64T。設(shè)T單位為μs，2ms=2000μs，則死時(shí)間率=64T/2000×100%應(yīng)用題CPU的地址總線16根（A15—A0，A0是低位），雙向數(shù)據(jù)總線16根(D15—D0)，控制總線中與主存有關(guān)的信號(hào)有-MREQ(允許訪存，低電平有效)，R/-W(高電平讀命令，低電平寫命令)。主存地址空間分配如下：0—8191為系統(tǒng)程序區(qū)，由EPROM芯片組成，從8192起一共32K地址空間為用戶程序區(qū)，最后（最大地址）4K地址空間為系統(tǒng)程序工作區(qū)。上述地址為十進(jìn)制，按字編址。現(xiàn)有如下芯片：

EPROM:8K×16位（控制端僅有-CS）,16K×8位

SRAM:16K×1位，2K×8位,4K×16位，8K×16位 請(qǐng)從上述芯片中選擇芯片設(shè)計(jì)該計(jì)算機(jī)的主存儲(chǔ)器，畫出主存邏輯框圖，注意畫選片邏輯（可選用門電路及譯碼器）。應(yīng)用題解:

根據(jù)給定條件,選用

EPROM:8K×16位芯片1片

SRAM:8K×16位芯片4片

4K×16位芯片1片

3:8譯碼器1片,與非門和反向器應(yīng)用題應(yīng)用題某機(jī)字長(zhǎng)16位，常規(guī)設(shè)計(jì)的存儲(chǔ)空間Ц≤32K,若將存儲(chǔ)空間擴(kuò)至256K,請(qǐng)?zhí)岢鲆环N可能方案。

解：

可采用多體交叉的存取方案，即將主存分成８?jìng)€(gè)相互獨(dú)立，容量相同的模塊M0,M1,M2,……,M7,每個(gè)模塊３２K×16位。它們各自具備一套地址寄存器，數(shù)據(jù)緩沖器，各自以等同的方式與CPU傳遞信息.CPU訪問８?jìng)€(gè)存儲(chǔ)模塊，可采用兩種方式：一種是在存取周期內(nèi)，同時(shí)訪問８?jìng)€(gè)存儲(chǔ)模塊，由存儲(chǔ)器控制它們分時(shí)使用總線進(jìn)行信息傳遞。另一種方式是：在一個(gè)存取周期內(nèi)分時(shí)訪問每個(gè)體，即每經(jīng)過１／８存取周期就訪問一個(gè)模塊。這樣，對(duì)每個(gè)模塊而言，從CPU給出訪存操作命令直到讀出信息仍然是一個(gè)存取周期時(shí)間。而對(duì)CPU來說，它可以在一個(gè)存取周期內(nèi)連續(xù)訪問８?jìng)€(gè)存儲(chǔ)體,各體的讀寫過程將重疊（并行）進(jìn)行。應(yīng)用題應(yīng)用題用16K×1位的動(dòng)態(tài)RAM芯片構(gòu)成64K×8位的存儲(chǔ)器，要求：

(1)畫出該存儲(chǔ)器組成的邏輯框圖

(2)設(shè)存儲(chǔ)器的讀寫周期均為0.5μs，CPU在1μs內(nèi)至少要訪問內(nèi)存一次。試問采用那種刷新方式比較合理？?jī)纱嗡⑿碌淖畲髸r(shí)間間隔是多少？對(duì)全部存儲(chǔ)單元刷新一遍所需的實(shí)際刷新時(shí)間是多少？

解:

（1）根據(jù)題意，存儲(chǔ)器總?cè)萘繛?4KB，故地址線總需16位?，F(xiàn)使用16K×1位的DRAM芯片，共需32片。芯片本身地址線占14位，所以采用位并聯(lián)與地址串聯(lián)相結(jié)合的方法來組成整個(gè)存儲(chǔ)器應(yīng)用題應(yīng)用題 (2)根據(jù)已知條件，CPU在1μs內(nèi)至少需要訪存一次，所以整個(gè)存儲(chǔ)器的平均讀/寫周期與單個(gè)存儲(chǔ)器片的讀/寫周期相差不多，應(yīng)采用異步式刷新方式比較合理。 對(duì)DRAM存儲(chǔ)器來講，兩次刷新的最大時(shí)間間隔是2ms。

DRAM芯片讀/寫周期為0.5μs。假定16K×1位的RAM芯片由128×128矩陣存儲(chǔ)元構(gòu)成，刷新時(shí)只對(duì)128行進(jìn)行異步式刷新，則刷新間隔為2ms/128=15.6μs，可取刷新信號(hào)周期為15μs。應(yīng)用題某機(jī)器中，配有一個(gè)ROM芯片，地址空間0000H—3FFFH。現(xiàn)在再用幾個(gè)16K×8的芯片構(gòu)成一個(gè)32K×8的RAM區(qū)域，便其地址空間為8000H—FFFFH。假設(shè)此RAM芯片有CS和WE信號(hào)控制端。CPU地址總線為A15—A0,數(shù)據(jù)總線為D7—D0,控制信號(hào)為RD(讀)，WR(寫)，MREQ(存儲(chǔ)器請(qǐng)求)，當(dāng)且僅當(dāng)MREQ和RD（或WR）同時(shí)有效時(shí)，CPU才能對(duì)有存儲(chǔ)器進(jìn)行讀(或?qū)?，試畫出此CPU與上述ROM芯片和RAM芯片的連接圖。應(yīng)用題應(yīng)用題一片EDRAM的存儲(chǔ)容量為1M×4位，其中Sel為片選信號(hào)，RAS為行選通信號(hào)，CAS為列選通信號(hào)，Ref為刷新信號(hào)，A0~A10為地址輸入信號(hào)。請(qǐng)?jiān)O(shè)計(jì)一個(gè)1M×32位的存儲(chǔ)器。其存儲(chǔ)容量是多少？畫出組成模塊圖。

解：8個(gè)芯片共用片選信號(hào)Sel，行選通信號(hào)RAS，刷新信號(hào)Ref和地址輸入信號(hào)A0-A10， 兩片EDRAM芯片的列選通信號(hào)CAS連在一起，形成一個(gè)1M×8位（1`MB）的片組。再由4個(gè)片組組成一個(gè)1M×32位（4MB）的存儲(chǔ)模塊。4個(gè)組的列選通信號(hào)CAS3-CAS0分別與CPU送出的4個(gè)字節(jié)允許信號(hào)BE3-BE0相對(duì)應(yīng)，以允許存取8位的字節(jié)或16位的字。當(dāng)進(jìn)行32位存取時(shí)，BE3-BE0全無效，此時(shí)認(rèn)為存儲(chǔ)地址的A1A0位為00（CPU沒有A1，A0輸出引腳），也即存儲(chǔ)地址A23-A0為4的整數(shù)倍。其中最高2位A23A22用作模塊選擇，它們的譯碼輸出分別驅(qū)動(dòng)4個(gè)模塊的片選信號(hào)Sel。若配置4個(gè)這樣的4MB模塊，存儲(chǔ)器容量可達(dá)16MB。 模塊圖如下圖所示.應(yīng)用題習(xí)題四分析題下表列出pentium機(jī)的9種尋址方式名稱及有關(guān)說明，請(qǐng)寫出對(duì)應(yīng)尋址方式的有效地址E的計(jì)算方法。

Pentium機(jī)尋址方式分析題解：

(1)操作數(shù)在指令中

(2)E=(R) (3)E=Disp (4)E=(B) (5)E=(B)+Disp(6)E=(I)×S+Disp(7)E=(B)+(I)+Disp(8)E=(B)+(I)×S+Disp(9)指令地址=(PC)+Disp分析題一種二地址RR型，RS型指令結(jié)構(gòu)如下所示其中源寄存器，目標(biāo)寄存器都是通用寄存器，I為間接尋址標(biāo)志位，X為尋址模式字段.D為偏移量字段.通過I,X,D的組合，可構(gòu)成一個(gè)操作數(shù)的尋址方式，其有效地址E的算法及有關(guān)說明列于下表,請(qǐng)寫出表中6種尋址方式名稱，并說明主存中操作數(shù)的位置。分析題解：

(1).直接尋址，操作數(shù)在有效地址E=D的存儲(chǔ)單元中

(2).相對(duì)尋址.操作數(shù)在E=(PC)+D地存儲(chǔ)單元中

(3).變址尋址，操作數(shù)在E=(RX)+D的存儲(chǔ)單元中

(4).寄存器間接尋址，通用寄存器的內(nèi)容指明操作數(shù)在主存中的地址

(5).間接尋址，用偏移量做地址訪主存得到操作數(shù)的地址指示器，再按地址指示器訪主存的操作數(shù)，因此間接尋址需兩次訪問主存.(6).基值尋址，操作數(shù)在E=(Rb)+D的存儲(chǔ)單元中.分析題一臺(tái)處理機(jī)具有如下指令格式格式表明有８?jìng)€(gè)通用寄存器（長(zhǎng)度１６位），X指定尋址模式，主存實(shí)際容量為２５６k字。（1）假設(shè)不用通用寄存器也能直接訪問主存中的每一個(gè)單元，并假設(shè)操作碼域OP=6位，請(qǐng)問地址碼域應(yīng)分配多少位？指令字長(zhǎng)度應(yīng)有多少位？（2）假設(shè)X=11時(shí)，指定的那個(gè)通用寄存器用做基值寄存器，請(qǐng)?zhí)岢鲆粋€(gè)硬件設(shè)計(jì)規(guī)劃，使得被指定的通用寄存器能訪問1M主存空間中的每一個(gè)單元。分析題解：（１）因?yàn)?18=256K，所以地址碼域＝１８位,操作碼域＝６位指令長(zhǎng)度＝18+3+3+6+2=32位（２）此時(shí)指定的通用寄存器用作基值寄存器（１６位），但１６位長(zhǎng)度不足以覆蓋1M字地址空間，為此將通用寄存器左移，４位低位補(bǔ)０形成２０位基地址。然后與指令字形式地址相加得有效地址，可訪問主存1M地址空間中任何單元。分析題某機(jī)的16位單字長(zhǎng)訪內(nèi)指令格式如下：其中Ｄ為形式地址，補(bǔ)碼表示（其中一位符號(hào)位）；Ｉ為直接／間接尋址方式：Ｉ＝１為間接尋址方式，Ｉ＝０為直接尋址方式；Ｍ為尋址模式：０為絕對(duì)地址，１為基地址尋址，２為相對(duì)尋址，３為立即尋址；Ｘ為變址尋址。設(shè)ＰＣ，Ｒx，Ｒb分別為指令計(jì)數(shù)器，變址寄存器，基地址寄存器，Ｅ為有效地址，請(qǐng)回答以下問題：（１） 該指令格式能定義多少種不同的操作？立即尋址操作數(shù)的范圍是多少？（２） 在非間接尋址情況下，寫出各計(jì)算有效地址的表達(dá)式（３） 設(shè)基址寄存器為１４位，在非變址直接基地址尋址時(shí)，確定存儲(chǔ)器可尋址的地址范圍（４） 間接尋址時(shí)，尋址范圍是多少？分析題解：（1）該指令格式可定義16種不同的操作，立即尋址操作數(shù)的范圍是–128~+127（2） 絕對(duì)尋址（直接尋址）E＝D

基值尋址E=（Rb）+D

相對(duì)尋址E=（PC）+D

立即尋址操作數(shù)在指令中 變址尋址E=（RX）+D（3）由于E=（Rb）+D，Rb=14位，故存儲(chǔ)器可尋址的地址范圍為（16383+127）~（16383-128）（4）間接尋址時(shí)，尋址范圍為64K，因?yàn)榇藭r(shí)從主存讀出的數(shù)作為有效地址（16位）。分析題指令格式如下所示。OP為操作碼字段，試分析指令格式特點(diǎn)。解：

(1)操作碼字段為6位，可指定26=64種操作，即64條指令。

(2)單字長(zhǎng)（32位）二地址指令(3)一個(gè)操作數(shù)在源寄存器（共有16位），另一個(gè)操作數(shù)在存儲(chǔ)器中（由變址寄存器內(nèi)容+偏移量決定），所以是RS型指令。

(4)這種指令結(jié)構(gòu)用于訪問存儲(chǔ)器。分析題指令格式如下所示。OP為操作碼字段，試分析指令格式特點(diǎn)。解:（1）操作碼字段OP為16位，可指定26=64（2）雙字長(zhǎng)（32位）二地址指令，用于訪問存儲(chǔ)器。（3）一個(gè)操作數(shù)在源寄存器（共32個(gè)），另一個(gè)操作數(shù)在存儲(chǔ)器中（由基值寄存器和偏移量決定）。所以是RS型指令。分析題設(shè)機(jī)器字長(zhǎng)16位，有8個(gè)通用寄存器，主存容量128K字節(jié)，指令字長(zhǎng)度16位或32位，共78條指令，設(shè)計(jì)計(jì)算機(jī)指令格式，要求有直接，立即數(shù)，相對(duì)，基值四種尋址方式。解： 由已知條件，機(jī)器字長(zhǎng)16位，主存容量128KB/2=64K字。共78條指令，故OP字段占7位。采用單字長(zhǎng)和雙字長(zhǎng)兩種指令格式，其中單字長(zhǎng)指令用于算術(shù)邏輯和I/O指令，雙字長(zhǎng)用于訪問主存的指令。

尋址方式由尋址模式X定義如下：

X=00直接尋址E=D（64K）

X=01立即數(shù)D=操作數(shù)

X=10相對(duì)尋址E=（PC）+DPC=16位

X=11基值尋址E=（Rb）+DRb=16位分析題現(xiàn)在要設(shè)計(jì)一個(gè)新處理機(jī)，指令系統(tǒng)有64條指令，但機(jī)器字長(zhǎng)尚懸而未決，有兩種方案等待選擇：一種是指令字長(zhǎng)16位，另一種指令字長(zhǎng)24位。該處理機(jī)的硬件特色是：①有兩個(gè)基值寄存器（20位）。②有兩個(gè)通用寄存器組，每組包括16個(gè)寄存器。請(qǐng)問：

(1)16位字長(zhǎng)的指令和24位字長(zhǎng)的指令各有什么優(yōu)缺點(diǎn)？哪種方案較好？

(2)若選用24位的指令字長(zhǎng)，基地址寄存器還有保留的必要嗎？解：（1）采用16位字長(zhǎng)的指令，原則上講，優(yōu)點(diǎn)是節(jié)省硬件（包括CPU中的通用寄存器組，ALU與主存儲(chǔ)器，MDR），缺點(diǎn)是指令字長(zhǎng)較短，操作碼字段不會(huì)很長(zhǎng)，所以指令條數(shù)受到限制。另一方面，為了在有限的字段內(nèi)確定操作數(shù)地址，可能要采用較復(fù)雜的尋址方式，從而使指令執(zhí)行的速度降低，當(dāng)采用24位字長(zhǎng)的指令結(jié)構(gòu)時(shí)，其優(yōu)缺點(diǎn)正好相反。具體講，按所給條件，16位字長(zhǎng)的指令格式方案可設(shè)計(jì)如下：

15109

8

7

430

OPX1

R1R2分析題其中OP字段可指定64條指令。X1為尋址模式，與R1通用寄存器組一起，形成一個(gè)操作數(shù)。具體定義如下：X1=00寄存器直接尋址E=R1iX1=01寄存器間接尋址E=(R1i)X1=10基地址方式0E=(Rb0)+(R1i)X1=11基地址方式1E=(Rb1)+(R1i)

其中Rb0,Rb1分別為兩個(gè)20位的基地址寄存器。

24位字長(zhǎng)指令格式方案如下： 其中OP占6位，64位條指令。X1,X2分別為兩組尋址模式，分別與R1和R2通用寄存器組組成雙操作數(shù)字段。由于X1,X2各占3位，可指定8種尋址方式。 比較兩種方案，從性能價(jià)格比衡量，16位字長(zhǎng)指令的方案較優(yōu)。

（2）如果選用24位的指令字長(zhǎng)，基地址寄存器沒有必要保留。因?yàn)橥ㄓ眉拇嫫鏖L(zhǎng)度為24位，足以覆蓋1M字的空間。分析題在決定一臺(tái)計(jì)算機(jī)采用何種尋址方式時(shí)，總要做出各種各樣的權(quán)衡，在下列每種情況下，具體的考慮是什么？

(1)單級(jí)間接尋址方式作為一種方式，提出來的時(shí)候，硬件變址寄存器被認(rèn)為是一種成本很高的方法，隨LSI電路的問世，硬件成本大降，試問，現(xiàn)在是不是使用變址寄存器更為可?。?/p>

(2)已知一臺(tái)16位計(jì)算機(jī)配有16個(gè)通用寄存器，請(qǐng)問，是否有一個(gè)簡(jiǎn)單的硬件設(shè)計(jì)規(guī)則，使我們可以指定這個(gè)通用寄存器組的某些寄存器來進(jìn)行20位的存儲(chǔ)器尋址？參與這種尋址的通用寄存器該采用什么辦法區(qū)分出來？分析題

解： （1）采用間接尋址的優(yōu)點(diǎn)是不需要額外增加專用寄存器，只使用MAR和MDR即可完成這種尋址，但缺點(diǎn)是多訪問一次存儲(chǔ)器（對(duì)單級(jí)間接尋址而言），隨著LSI的發(fā)展，硬件成本大大下降，所以現(xiàn)在使用專門的變址寄存器更為可取，因?yàn)槠鋬?yōu)點(diǎn)是減少一次訪問主存的時(shí)間，提高了指令執(zhí)行的速度。 （2）可以存一個(gè)簡(jiǎn)單的硬件規(guī)則，使我們可以指定某些寄存器來進(jìn)行20位的存儲(chǔ)器尋址。由于這些通用寄存器字長(zhǎng)是16位，我們可以組成20位地址的低16位，再用4位形式地址做為高4位，與低16位的某些通用寄存器簡(jiǎn)單相拼，從而形成頁面尋址方式。也可以用通用寄存器作20位地址的高位部分（全部或一部分），在與低位部分形式地址相拼成20位地址。這兩種情況下，硬件上均需一個(gè)20位的MAR寄存器。參與這種尋址方式的通用寄存器，可賦與地址編號(hào)來加以區(qū)分。16個(gè)通用寄存器為一組占用4位字長(zhǎng)，可用R0—R15命名，哪幾個(gè)參與這種方式尋址，可由設(shè)計(jì)者選定。分析題如下圖所示的處理機(jī)是按下列規(guī)則設(shè)計(jì)的①所有指令的字長(zhǎng)都是１６位;②OP碼域?qū)挾葹椋参?③在進(jìn)行所有的算術(shù)運(yùn)算時(shí)，累加器AC0的內(nèi)容總是作為一個(gè)操作數(shù)，而運(yùn)算結(jié)果保存在AC1。AC0,AC1均不必在指令中指出;④數(shù)據(jù)存儲(chǔ)器(DM)字長(zhǎng)１６位，最大容量65536字;⑤指令存儲(chǔ)器(IM)最大容量為16384字;⑥四個(gè)合法的操作碼中，任一操作碼所指定的任何一個(gè)操作數(shù)都可以按直接尋址方式從DM中找到;⑦每個(gè)通用寄存器(Ri)的寬度都是１６位;⑧四個(gè)合法的OP碼是：LDA=00,從DM位置AAA取數(shù)放在AC0中，STA=01,將AC0的內(nèi)容存入DM位置AAA;ADD=10,AC0內(nèi)容與DM位置AAA里的內(nèi)容相加，UNA=11未用。 請(qǐng)問（１）下述各寄存器多少位？

PC，IAR(IM地址寄存器)，IDR(IM數(shù)據(jù)寄存器)，IR(指令寄存器)，DAR(DM地址寄存器)，DDR(DM數(shù)據(jù)寄存器)，AC0,AC1，變址寄存器IX0,IX1。（２）先假設(shè)將DM擴(kuò)充到１２８K字，指令字字長(zhǎng)保持不變，也不允許進(jìn)行間接尋址，那么對(duì)現(xiàn)有的這一套DM寄存器進(jìn)行哪一種簡(jiǎn)單改動(dòng)，就能滿足要求？ （３）在OP碼域保持不變的條件下，如何增加另外的指令？分析題

（４）假定使用“擴(kuò)充操作碼”碼域，請(qǐng)畫出下述操作的指令格式。

①.將一個(gè)通用寄存器內(nèi)容與AC0的內(nèi)容相加

②.將AC0的內(nèi)容存放到DM中某個(gè)位置，具體位置由某個(gè)變址寄存器的內(nèi)容與位移量之和來確定。分析題解：(1) PC=14位 IAR=14位

IDR=16位 DAR=16位

DDR=16位 AC0=AC1=16位

IX0=IX1=16位(2)將DM的地址寄存器DAR變成17位，尋址空間可變?yōu)?17=131072字（128K）(3)已知條件OP碼域只有2位，僅操作碼11尚未使用。如果增加其他組多指令，可采用“擴(kuò)充操作碼”方式，即利用UNA=11,再用指令格式中的非“OP碼域”某幾位來具體定義各種指令。(4)采用“擴(kuò)充操作碼”方式。 ①將一個(gè)通用寄存器內(nèi)容與AC0的內(nèi)容進(jìn)行相加的操作，可定義如下指令格式：8個(gè)OP2擴(kuò)充操作碼中任選一個(gè)，現(xiàn)選OP2=000，實(shí)現(xiàn)的操作是：(AC0)+(Ri)AC1。 ②將AC0的內(nèi)容存放到DM中某個(gè)位置，其位置由某個(gè)變址寄存器的內(nèi)容與位移量之和來確定OP1=11,OP2=001;X=0,IX0變址；X=1,IX1變址實(shí)現(xiàn)的操作是：(AC0)DM,E=IX+D.分析題一臺(tái)處理機(jī)具有如下指令字格式:13位

XOP寄存器地址

其中,每個(gè)指令字中專門分出3位來指明選用哪一個(gè)通用寄存器(12位),最高位用來指明它所選定的那個(gè)通用寄存器將用作變址寄存器(X=1時(shí)),主存容量最大為16384字. (1)假如我們不用通用寄存器也能直接訪問主存中的每一個(gè)操作數(shù),同時(shí)假設(shè)有用的操作碼位數(shù)至少有7位,試問:在此情況下,“地址”碼域應(yīng)分配多少位?“OP”碼域應(yīng)分配多少位?指令字應(yīng)有多少位? (2)假設(shè)條件位X=0,且指令中也指明要使用某個(gè)通用寄存器,此種情況表明指定的那個(gè)通用寄存器將用作基值寄存器.請(qǐng)?zhí)岢鲆粋€(gè)硬件設(shè)計(jì)規(guī)則,使得被指定的通用寄存器能訪問主存中的每一個(gè)位置。

(3)假設(shè)主存容量擴(kuò)充到32768字,且假定硬件結(jié)構(gòu)已經(jīng)確定不變,問采用什么實(shí)際方法可解決這個(gè)問題?分析題解: (1)地址碼域=14位,214=16384

操作碼域=7位指令字長(zhǎng)度=14+7+3=24位

(2)此時(shí)指定的通用寄存器用作基值寄存器(12位),但12位長(zhǎng)度不足以覆蓋16K地址空間,為此可將通用寄存器內(nèi)容(12位)左移2位低位補(bǔ)0形成14位基地址,然后與形式地址相加得一地址,該地址可訪問主存16K地址空間中的任一單元.

(3)可采用間接尋址方式來解決這一問題,因?yàn)椴辉试S改變硬件結(jié)構(gòu).分析題有一存儲(chǔ)器堆棧，棧底地址為300(8進(jìn)制），且有a,b,c三個(gè)數(shù)據(jù)依次存放在堆棧中，a在棧底。CPU中有一硬件堆棧指示器SP且用通用寄存器A作為數(shù)據(jù)交換器。試畫出數(shù)據(jù)c出棧以前與出棧以后堆棧，SP與通用寄存器A的狀態(tài)。解：存儲(chǔ)器堆棧中，進(jìn)棧時(shí)先存入數(shù)據(jù)，后修改堆棧指示器。反之，出棧時(shí)，先修改堆棧指示器，然后取出數(shù)據(jù)。即 進(jìn)棧操作：（A）→Msp(SP)-1→SP

出棧操作：(SP)+1→SP（Msp）→A

其中Msp是堆棧指示器的棧頂單元。因此可畫出題目要求的狀態(tài)變化圖，如下：分析題習(xí)題五分析題下圖所示的CPU邏輯框圖中，有兩條獨(dú)立的總線和兩個(gè)獨(dú)立的存儲(chǔ)器。已知指令存儲(chǔ)器IM最大容量為16384字（字長(zhǎng)18位），數(shù)據(jù)存儲(chǔ)器DM最大容量是65536字（字長(zhǎng)16位）。各寄存器均有“打入”(Rin)“送出”(Rout)控制命令，但圖中未標(biāo)出。 設(shè)機(jī)器指令格式為

1713120 OP X

加法指令可寫為“ADDX(Ri)”,其功能是(AC0)+((Ri)+X)→AC1,其中((Ri)+X)部分通過尋址方式指向數(shù)據(jù)存儲(chǔ)器DM?，F(xiàn)取Ri為R1。畫出ADD指令的指令周期流程圖，寫明“數(shù)據(jù)通路”和相應(yīng)的微操作控制信號(hào)。分析題分析題解：加法指令“ADDX(Ri)”是一條隱含指令，其中一個(gè)操作數(shù)來自AC0.另一個(gè)操作數(shù)在數(shù)據(jù)存儲(chǔ)器DM中，其地址由通用寄存器的內(nèi)容（Ri）加上指令格式中的X量值決定。其指令周期流程圖如下圖，相應(yīng)的微程序控制符號(hào)標(biāo)在框圖外面。AC0out(BUS1),+,DDRout(BUS2),AC1inPC->IARPCout,IARinIDR->IRIDRout,IRinIM->IDR讀IM,IDRinR1+IR(X)->AC1R1out,Xout,+,AC1inAC1->DARAC1out,DARinDM->DDR讀DM,DDRinAC0+DDR->AC1分析題某16位機(jī)運(yùn)算器框圖如圖所示，其中ALU為加法器，SA,SB為鎖存器，4個(gè)通用寄存器的讀/寫控制符號(hào)如下表所示：分析題(1)請(qǐng)?jiān)O(shè)計(jì)微指令格式（只考慮控制字段）。(2)“ADDR0,R1”指令完成R0+(R1)R1的操作，畫出微程序流程圖。分析題解:其中: LDSA,LDSB為鎖存器打入信號(hào)，

CLR為SB清零信號(hào)

LSB為SB送原碼控制信號(hào)

LSB為SB送反碼控制信號(hào)

I為公共微程序標(biāo)志信號(hào)R1SBP(1)SA+SBR0

取指R0SA分析題下圖所示為雙總線結(jié)構(gòu)機(jī)器的數(shù)據(jù)通路，IR為指令寄存器，PC為程序計(jì)數(shù)器（具有自增功能），M為主存（受R/W信號(hào)控制），AR為主存地址寄存器，DR為數(shù)據(jù)緩沖寄存器。ALU由加減控制信號(hào)決定完成何種操作。控制信號(hào)G控制的是一個(gè)門電路。另外，線上標(biāo)注有控制信號(hào)，例如Yi表示Y寄存器的輸入控制信號(hào)，R10表示寄存器R1的輸出控制信號(hào)。未標(biāo)注的線為直通線，不受控制?，F(xiàn)有“ADDR2,R0”指令完成(R0)+(R2)→R0的功能操作。請(qǐng)畫出該指令的指令周期流程圖，并列出相應(yīng)的微程序控制信號(hào)序列。假設(shè)該指令的地址已放入PC中。分析題分析題解：ADD指令是加法指令，參與運(yùn)算的二數(shù)放在R0和R2中，相加結(jié)果放在R0中。指令周期流程圖包括取指令階段和執(zhí)行指令階段兩部分。每一方框表示一個(gè)CPU周期。其中框內(nèi)表示數(shù)據(jù)傳送路徑，框外列出微操作控制信號(hào)。分析題某機(jī)主要功能部件如圖A4.1所示，其中Ｍ為主存，MBR為主存數(shù)據(jù)寄存器，MAR為主存地址寄存器，IR為指令寄存器，PC為程序計(jì)數(shù)器，Ｒ0~~Ｒ3為通用寄存器，Ｃ,Ｄ為暫存器分析題請(qǐng)補(bǔ)充各部件之間的主要聯(lián)結(jié)線，并注明數(shù)據(jù)流動(dòng)方向畫出“ＡＤＤ（Ｒ1），（Ｒ2）＋”指令周期流程圖。該指令的含義是進(jìn)行求和運(yùn)算，源操作數(shù)地址在Ｒ1中，目標(biāo)操作數(shù)尋址方式為自増型寄存器間接尋址方式（先取地址后加１）。解：分析題“ADD（R1），（R2）+”指令是SS型指令，源操作數(shù)的地址在R1，操作數(shù)在主存，所以是R1間接尋址。目的操作數(shù)也在主存，由R2間接尋址，但R2的內(nèi)容要加1進(jìn)行修改。指令周期流程圖如下：

(PC)MAR送當(dāng)前指令地址到MAR(設(shè)當(dāng)前指令地址已在PC中)MMBRIR取出當(dāng)前指令,(PC)+1為取下條指令做好準(zhǔn)備

(PC)+1(R1)MAR取源操作數(shù)

MMBRC(R2)MAR

取目的操作數(shù)

MMBRD(C)+(D)MBR

兩操作數(shù)相加MBRM,R2D寫回主存中原來目的操作數(shù)的位置

(D)+1R2

修改R2內(nèi)容習(xí)題六簡(jiǎn)答題畫出PCI總線結(jié)構(gòu)框圖，說明HOST總線，PCI總線，LAGACY總線的功能。答：簡(jiǎn)答題HOST總線：該總線又稱CPU總線，系統(tǒng)總線，主存總線等，它不僅連接主存，還可連接多個(gè)CPU。PCI總線：連接各種高速的PCI設(shè)備。PCI設(shè)備可以是主設(shè)備，也可以是從設(shè)備或兼而有之。系統(tǒng)中允許有多條PCI總線。它們可以使用HOST橋與HOST總線相連，也可以使用PCI/PCI橋與已知HOST橋連接的PCI總線相連。從而得已擴(kuò)充整個(gè)系統(tǒng)的PCI總線負(fù)載能力。LAGACY總線：可以是ISA,EISA,MCA等這類性能較低的傳統(tǒng)總線，以便充分利用市場(chǎng)上現(xiàn)有的適配器卡，支持中，低速I/O設(shè)備。簡(jiǎn)答題集中式仲裁有幾種方式？畫出鏈?zhǔn)讲樵兎绞降倪壿嫿Y(jié)構(gòu)框圖，說明其工作原理。 答：有三種方式：鏈?zhǔn)讲樵兎绞?，?jì)數(shù)器定時(shí)查詢方式，獨(dú)立請(qǐng)求方式。 鏈?zhǔn)讲樵兎绞降墓ぷ髟恚烘準(zhǔn)椒绞剑话銛?shù)據(jù)總線D和地址總線A外，主要有三根控制線：中央仲裁器BS（忙）：該線有效，表示總線正被某外設(shè)使用。BR（總線請(qǐng)求）：該線有效，表示至少有一個(gè)外設(shè)要求使用總線。BG（總線同意）：該線有效，表示總線控制部件響應(yīng)總線請(qǐng)求（BR）。鏈?zhǔn)讲樵兎绞降闹饕卣魇强偩€同意信號(hào)BG的傳送方式：串行地從一個(gè)I/O接口送到下一個(gè)接口。假如BG到達(dá)的接口無總線請(qǐng)求，則接著往下傳；假如BG到達(dá)的接口有總線請(qǐng)求，BG信號(hào)不再往下傳。這意味著I/O接口就獲得了總線使用權(quán)。簡(jiǎn)答題何謂分布式仲裁？畫出邏輯結(jié)構(gòu)圖進(jìn)行說明。 答：分布式仲裁以優(yōu)先級(jí)仲裁策略為基礎(chǔ)。每個(gè)潛在的主方功能模塊都有自己的仲裁號(hào)和仲裁器。當(dāng)它們有總線請(qǐng)求時(shí)，把它們唯一的仲裁號(hào)發(fā)送到共享的仲裁總線上，每個(gè)仲裁器將仲裁總線上得到的號(hào)與自己的號(hào)進(jìn)行比較。如果仲裁總線上的號(hào)大，則它的請(qǐng)求不予響應(yīng)，并撤消它的仲裁號(hào)。最后獲勝者的仲裁號(hào)保留在仲裁總線上?？偩€仲裁如圖所示。簡(jiǎn)答題總線的一次信息傳送過程大致分哪幾個(gè)階段？若采用同步定時(shí)協(xié)議，請(qǐng)畫出讀數(shù)據(jù)的同步時(shí)序圖。解：總線的一次信息傳送過程，大致分為如下五個(gè)階段：請(qǐng)求指令，總線仲裁，尋址（目的地址），信息傳送，狀態(tài)返回（或錯(cuò)誤報(bào)告）。 在同步定時(shí)協(xié)議中，事件出現(xiàn)在總線上的時(shí)刻由總線時(shí)鐘信號(hào)來確定。如圖所示，總線周期從t0開始到t3結(jié)束。在t0時(shí)刻，由CPU產(chǎn)生設(shè)備地址放在地址總線上，同時(shí)經(jīng)控制線指出操作的性質(zhì)（如讀內(nèi)存或讀I/O設(shè)備）。有關(guān)設(shè)備接到地址碼和控制信號(hào)后，在t1時(shí)刻，按CPU要求把數(shù)據(jù)放到數(shù)據(jù)總線上，然后，CPU在時(shí)刻t2進(jìn)行數(shù)據(jù)選通，將數(shù)據(jù)接收到自己的寄存器。此后，經(jīng)過一段恢復(fù)時(shí)間，到t3時(shí)刻，總線周期結(jié)束，可以開始另一個(gè)新的數(shù)據(jù)傳送。簡(jiǎn)答題總線的一次信號(hào)傳送過程大致分為哪幾個(gè)階段？若采用異步定時(shí)協(xié)議，請(qǐng)畫出讀數(shù)據(jù)的異步時(shí)序圖。答：分五個(gè)階段：請(qǐng)求總線，總線仲裁，尋址（目的地址），信息傳送，狀態(tài)返回（或錯(cuò)誤報(bào)告）簡(jiǎn)答題總線的一次數(shù)據(jù)傳送過程大到分哪幾個(gè)階段？比較同步定時(shí)與異步定時(shí)的優(yōu)缺點(diǎn).

解：一次總線的信息傳送過程，大致可分為如下五個(gè)過程：請(qǐng)求總線，總線仲裁，尋址（目的地址），信息傳送，狀態(tài)返回（或錯(cuò)誤報(bào)告）。 比較：同步定時(shí)協(xié)議中，事件出現(xiàn)在總線上的時(shí)刻由總線時(shí)鐘信號(hào)來確定，由于采用公共時(shí)鐘，每個(gè)功能塊什么時(shí)候發(fā)送或接受信息都由統(tǒng)一時(shí)鐘規(guī)定，因此，同步時(shí)鐘具有較高的傳輸速率。由于同步總線必須按最慢的模塊來設(shè)計(jì)公共時(shí)鐘，當(dāng)各功能模塊存取時(shí)間相差很大時(shí)，會(huì)大大損失總線效率。 異步定時(shí)協(xié)議中，后一事件出現(xiàn)在總線上的時(shí)刻取決與前一事件的出現(xiàn)，即建立在應(yīng)答式或互鎖機(jī)制基礎(chǔ)上。它的優(yōu)點(diǎn)是總線時(shí)間可變，不把響應(yīng)時(shí)間強(qiáng)加到功能模塊上，因而允許快速和慢速的功能模塊都能連接到同一總線上，但這以增加總線的復(fù)雜性和成本為代價(jià)。分析題分析說明下圖所示某CPU總線周期時(shí)序圖。分析題解：該總線系統(tǒng)采用同步定時(shí)協(xié)議。總線周期是在時(shí)鐘信號(hào)CLK和CLK2定時(shí)下完成的并與所有的機(jī)器周期保持時(shí)間上的同步。一個(gè)機(jī)器周期由2個(gè)CLK時(shí)鐘周期組成（T1，T2節(jié)拍）。機(jī)器周期1為讀指令周期（W/R=0，D/C=0，M/IO=1）。在T1時(shí)間主方CPU送出ADS=0信號(hào)，表式總線上的地址及控制信號(hào)有效，在T2時(shí)間末尾，從方存儲(chǔ)器讀出指令并送到數(shù)據(jù)線D0—D31上，同時(shí)產(chǎn)生READY=0信號(hào)，通知CPU本次“讀出”操作已完成。機(jī)器周期2為讀數(shù)據(jù)周期，除了D/C=1外，其余與機(jī)器周期1相同。機(jī)器周期3為寫數(shù)據(jù)周期，W/R=1，寫入的數(shù)據(jù)由CPU輸出到數(shù)據(jù)線D0—D31上。假如在一個(gè)機(jī)器周期內(nèi)能完成寫入操作，則在T2末尾由存儲(chǔ)器產(chǎn)生READY=0信號(hào)，。假如T2末尾尚未完成寫入操作，則READY=1，并將T2延長(zhǎng)一個(gè)時(shí)鐘周期。CPU在后一個(gè)T2末尾檢測(cè)READY=0，于是結(jié)束寫入周期。T2可以多次延長(zhǎng)，直到READY=0為止。讀出周期也可按此方法處理。圖中還示出總線的空閑狀態(tài)，空閑狀態(tài)僅有一個(gè)Ti節(jié)拍，只要總線空閑，可以連續(xù)出現(xiàn)多個(gè)Ti節(jié)拍。習(xí)題七簡(jiǎn)答題試推導(dǎo)磁盤存儲(chǔ)器讀寫一塊信息所需總時(shí)間的公式。解： 設(shè)讀寫一塊信息所需總時(shí)間為Tb，平均找道時(shí)間為Ts，平均等待時(shí)間為Tl，讀寫一塊信息的傳輸時(shí)間為Tm，則Tb=Ts+Tl+Tm

假設(shè)磁盤以每秒r轉(zhuǎn)速率旋轉(zhuǎn)，每條磁道容量為N個(gè)字，則數(shù)據(jù)傳輸率=rN個(gè)字/秒， 又假設(shè)每塊的字?jǐn)?shù)為n,因而一旦讀寫定位在該塊始端，就能在Tm≈(n/rN)秒的時(shí)間中傳輸完畢。

Tl是磁盤旋轉(zhuǎn)半周的時(shí)間，Tl=(1/2r)秒。由此可得：

Tb=Ts+1/2r+n/rN(秒)

分析題如圖所示是從實(shí)時(shí)角度觀察到的中斷嵌套。試問：這個(gè)中斷系統(tǒng)可實(shí)現(xiàn)幾重中斷？并分析圖中的中斷過程？分析題解：該中斷系統(tǒng)可以實(shí)行5重中斷。中斷優(yōu)先級(jí)的順序是，優(yōu)先權(quán)1最高，主程序運(yùn)行于最低優(yōu)先權(quán)（優(yōu)先權(quán)為6）。圖中出現(xiàn)了4重中斷。 圖中中斷過程如下： 主程序運(yùn)行到T1時(shí)刻，響應(yīng)優(yōu)先權(quán)4的中斷源的中斷請(qǐng)求并進(jìn)行中斷服務(wù)； 到T3時(shí)刻，優(yōu)先權(quán)4的中斷服務(wù)還未結(jié)束，但又出現(xiàn)了優(yōu)先權(quán)3的中斷源的中斷請(qǐng)求；暫停優(yōu)先權(quán)4的中斷服務(wù)，而響應(yīng)優(yōu)先權(quán)3的中斷。 到T4時(shí)刻，又被優(yōu)先權(quán)2的中斷源所中斷，直到T6時(shí)刻，返回優(yōu)先權(quán)3的中斷服務(wù)程序，到T7時(shí)刻，又被優(yōu)先權(quán)1的中斷源所中斷，到T8時(shí)刻優(yōu)先權(quán)1中斷服務(wù)完畢，返回優(yōu)先權(quán)3的服務(wù)程序，直到T10時(shí)刻優(yōu)先權(quán)3中斷服務(wù)結(jié)束，返回優(yōu)先權(quán)4的服務(wù)程序，優(yōu)先權(quán)4的服務(wù)程序運(yùn)行到T11時(shí)刻結(jié)束，最后返回主程序。 圖中，優(yōu)先權(quán)3的服務(wù)程序被中斷2次。計(jì)算題刷新存儲(chǔ)器（簡(jiǎn)稱刷存）的重要性能指標(biāo)是它的帶寬。實(shí)際工作中，顯示適配器的幾個(gè)功能部分要爭(zhēng)取刷存的帶寬。假設(shè)總帶寬50%用于刷新屏幕，保留50%帶寬用于其他非刷新功能。 （1）若顯示工作方式采用分辨率為1024×768,顏色深度為3B，刷新頻率為７２HZ,計(jì)算刷存總帶寬應(yīng)為多少？

(2)為達(dá)到這樣高的刷存帶寬，應(yīng)采取何種技術(shù)措施？ 解：

(1)因?yàn)樗⑿滤鑾挘椒直媛省撩總€(gè)像素點(diǎn)顏色深度×刷新速率 所以1024×768×3B×72/S=165888KB/S=162MB/S

刷新總帶寬應(yīng)為162MB/S×100/50=324MB/S (2)為達(dá)到這樣高的刷存帶寬，可采取如下技術(shù)措施： 使用高速DRAM芯片組成刷存 刷存采用多體交叉結(jié)構(gòu) 刷存至顯示控制器的內(nèi)部總線寬度由32位提高到64位，甚至128位 刷存采用雙端口存儲(chǔ)器，將刷新端口與更新端口分開。計(jì)算題某磁盤存儲(chǔ)器的轉(zhuǎn)速為3000轉(zhuǎn)/分，共有4個(gè)記錄面，每毫米5道，每道記錄信息為12288B,最小磁道直徑為230mm,共有275道.問： （1）磁盤存儲(chǔ)器的存儲(chǔ)容量是多少？ （2）最大位密度，最小位密度是多少？ （3）磁盤數(shù)據(jù)傳輸率是多少？ （4）平均等待時(shí)間是多少？ （5）給出一個(gè)磁盤地址格式方案。 解：（1）每道記錄信息容量=12288字節(jié)每個(gè)記錄面信息容量=275×12288字節(jié) 共有4個(gè)記錄面，所以磁盤存儲(chǔ)器總?cè)萘繛?/p>

4×275×12288字節(jié)=13516800字節(jié) （2）最高位密度D1按最小磁道半徑R1計(jì)算（R1=115mm）:D1=12288字節(jié)/2πR1=17字節(jié)/mm

最低位密度D2按最大磁道半徑R2計(jì)算

R2=R1+(275/5)=115+55=170mmD2=12288字節(jié)/2πR2=11.5字節(jié)/mm計(jì)算題

（3）磁盤數(shù)據(jù)傳輸率

r=3000/60=50周/秒

N=12288字節(jié)（每道信息容量）

C=r×N=50×12288=614400字節(jié)/秒 （4）平均等待時(shí)間=1/2r=1/2×50=1/100秒=10毫秒 （5）本地磁盤存儲(chǔ)器假設(shè)只有一臺(tái)，所以可不考慮臺(tái)號(hào)地址。有4個(gè)記錄面，每個(gè)記錄面有275個(gè)磁道。假設(shè)每個(gè)扇區(qū)記錄1024個(gè)字節(jié)，則需要12288字節(jié)/1024字節(jié)=12個(gè)扇區(qū)。由此可得如下地址格式：計(jì)算題磁盤組有６片磁盤，每片有兩個(gè)記錄面，最上最下兩個(gè)面不用。存儲(chǔ)區(qū)域內(nèi)徑２２cm，外徑３３cm，道密度為４０道／cm，內(nèi)層位密度４００位／cm，轉(zhuǎn)速２４００轉(zhuǎn)／分。問：

(1)共有多少柱面？

(2)組總存儲(chǔ)容量是多少？

(3)數(shù)據(jù)傳輸率是多少？

(4)采用定長(zhǎng)數(shù)據(jù)塊記錄格式，直接尋址的最小單位是什么？尋址命令中如何表示磁盤地址？

(5)如果某文件長(zhǎng)度超過一個(gè)磁道的容量，應(yīng)將它記錄在同一個(gè)存儲(chǔ)面上，還是記錄在同一個(gè)柱面上？計(jì)算題

解：(1)有效存儲(chǔ)區(qū)域=16.5–

11=5.5（cm） 因?yàn)榈烂芏?40道/cm，所以40×5.5=220道，即220T圓柱面

(2)內(nèi)層磁道周長(zhǎng)為2πR=2×3.14×11=69.08（cm） 每道信息量=400位/cm×69.08cm=27632位=3454B

每面信息量=3454B×220=759880B

磁盤總?cè)萘?759880B×10=7598800B (3)磁盤數(shù)據(jù)傳輸率Dr=rN,N為每條磁道容量，N=3454B r為磁盤轉(zhuǎn)速，r=2400轉(zhuǎn)/60秒=40轉(zhuǎn)/秒

∴

Dr=rN=40×3454B=13816B/S

（4）采用定長(zhǎng)數(shù)據(jù)塊格式，直接尋址的最小單位是一個(gè)記錄塊（一個(gè)扇區(qū)），每個(gè)記錄塊記錄固定字節(jié)數(shù)目的信息，在定長(zhǎng)記錄的數(shù)據(jù)塊中，活動(dòng)頭磁盤組的編址方式可用如下格式：

1615 1487430

臺(tái)號(hào) 柱面（磁道）號(hào) 盤面（磁頭）號(hào)扇區(qū)號(hào) 此地址格式表示有4臺(tái)磁盤，每臺(tái)有16個(gè)記錄面，每面有256個(gè)磁道，每道有16個(gè)扇區(qū)。計(jì)算題

解：

(5)如果某文件長(zhǎng)度超過一個(gè)磁道的容量，應(yīng)將它記錄在同一個(gè)柱面上，因?yàn)椴恍枰匦抡业溃瑪?shù)據(jù)讀/寫速度快。計(jì)算題有一臺(tái)磁盤機(jī)，其平均尋道時(shí)間為30ms,平均旋轉(zhuǎn)等待時(shí)間為10ms,數(shù)據(jù)傳輸率為500B/ms,磁盤機(jī)口存放著1000件，每件3000B的數(shù)據(jù)，現(xiàn)欲把一件件數(shù)據(jù)取走，更新后再放回原地，假設(shè)一次取出或?qū)懭胨钑r(shí)間為：平均尋道時(shí)間+平均等待時(shí)間+數(shù)據(jù)傳送時(shí)間，另外使用CPU更新信息所需的時(shí)間為4ms,并且更新時(shí)間因輸入輸出操作不相重疊，試問： (1)更新磁盤上全部數(shù)據(jù)需多少時(shí)間？ (2)若磁盤機(jī)旋轉(zhuǎn)速度和數(shù)據(jù)傳輸率都提高一倍，更新全部數(shù)據(jù)需多少時(shí)間？ 解：(1)磁盤上總數(shù)據(jù)量=1000×3000B=3000000B 讀出全部數(shù)據(jù)所需的時(shí)間為3000000B/(500B/ms)=6000ms 重新寫入全部數(shù)據(jù)所需的時(shí)間=6000ms 更新磁盤上全部數(shù)據(jù)所需的時(shí)間為 2×(平均找道時(shí)間+平均找道時(shí)間+平均數(shù)據(jù)傳送時(shí)間)+CPU更新信 息時(shí)間=2×(30+10)ms+4ms=12084ms (2)磁盤機(jī)旋轉(zhuǎn)速度提高一倍后,平均等待時(shí)間為5ms 數(shù)據(jù)傳輸速率提高一倍后,數(shù)據(jù)傳送時(shí)間變?yōu)? 3000000B/(1000B/ms)=3000ms計(jì)算題一臺(tái)活動(dòng)頭磁盤機(jī)的盤片組共有２０個(gè)可用的盤面。每個(gè)盤面存儲(chǔ)區(qū)域外徑18英寸，內(nèi)徑10英寸，已知道密