Tanenbaum könyv 3.kiadása(4. 5.et használjuk)

Országok listájaHungaryKecskeméti FőiskolaGépipari és Automatizálási Műszaki Főiskolai KarMérnök informatikusSzámítógép-architektúrákJegyzetekTanenbaum könyv 3.kiadása(4. 5.et használjuk)

TARTALOMJEGYZÉK ELSZÓ 1 BEVEZETÉS 1.1 RENDSZEREZETT SZÁMíTÓGÉP FELÉPíTÉS 2 1.1.1 Nyelvek, Szintek, és Virtuális Gépek 2 1.1.2 A Jelenlegi Többszint Gépek 4 1.1.3 A többszint gépek fejldése 8 MÉRFÖLDK A SZÁMÍTÓGÉP ARCHITEKTÚRÁBAN 13 1.2.1 Az nulladik generáció - Mechanikus számítógépek ( 16421.2.2 1.2.3 1.2.4 1.2.5 1980-? ) 1.3 A SZÁMÍTÓGÉPEK VILÁGA 24 1.3.1 Technológiai és Gazdasági Erk 25 1.3.2 A Számítógép választék 26 PÉLDA SZÁMÍTÓGÉP CSALÁDOKRA 29 1.4.1 A Pentium II bemutatása 29 1.4.2 Az UltraSPARC II bemutatása 31 1.4.3 A picoJava II bemutatása 34 A KÖNYV ÁTTEKINTÉSE 36 Az els generáció - Elektroncsövek ( 1945-1955) 16 A második generáció - Tranzisztorok ( 1955-1965 ) 19 A harmadik generáció - Integrált áramkörök ( 1965-1980 ) 21 A negyedik generáció - Nagyon nagy mérték integráltság (

1.2 1945) 13

1.4

1.5

2

SZÁMÍTÓGÉP RENDSZER FELÉPÍTÉSE 2.1 PROCESSZOROK 39 2.1.1 CPU felépítése 40 2.1.2 Utasítás végrehajtása 42 2.1.3 RISC és CISC összehasonlítása 46 2.1.4 A modern számítógépek tervezési elvei 47 2.1.5 Utasítás-szint párhuzamosság 49 2.1.6 Processzor-szint párhuzamosság 53 ELSDLEGES MEMÓRIA 56 2.2.1 Bitek 56

2.2

2.2.2 2.2.3 2.2.4 2.2.5 2.2.6 2.3

Memória címzés 57 Byte elrendezés 58 Hibajavító kódok 61 Közbüls cache memória 65 Memória szervezése és típusai 67

MÁSODLAGOS MEMÓRIA 68 2.3.1 Memóriák hierarchiája 69 2.3.2 Mágneses lemezek 70 2.3.3 Floppylemez 73 2.3.4 IDE lemez 73 2.3.5 SCSI lemez 75 2.3.6 RAID 76 2.3.7 CD-ROM 80 2.3.8 Az írható CD 84 2.3.9 Az újraírható CD 86 2.3.10 DVD 86 INPUT/OUTPUT 89 2.4.1 Busz 89 2.4.2 Terminál 91 2.4.3 Az egér 99 2.4.4 A nyomtató 101 2.4.5 A Modem 106 2.4.6 Karakter kódok 109 ÖSSZEFOGLALÁS 113

2.4

2.5

3

A DIGITÁLIS LOGIKA SZINTJE 3.1 KAPUK ÉS A BOOL ALGEBRA 3.1.1 Kapu 118 3.1.2 A Boole algebra 120 3.1.3 A Bool-függvények megvalósítása 122 3.1.4 Áramkörök egyenértéksége 123 ALAPVET DIGITÁLIS ÁRAMKÖRÖK 128 3.2.1 Integrált áramkörök 128 3.2.2 Kombinált áramkörök 129 3.2.3 Aritmetikai áramkörök 134 3.2.4 Id 139 MEMÓRIA 141 3.3.1 Kódnyelv 141 3.3.2 Flip-flop 143

3.2

3.3

3.3.3 3.3.4 3.3.5 3.3.6 3.4

A regiszter 145 A memória felépítése 146 Memória lapka 150 RAM és ROM 152

CPU LAPKA ÉS A BUSZ 154 3.4.1 CPU lapka 154 3.4.2 Számítógép busz 156 3.4.3 A busz szélessége 159 3.4.4 A busz idzítése 160 3.4.5 A busz eljárás 165 3.4.6 A busz mveletek 167 PÉLDA CPU EGYSÉGRE 170 3.5.1 A Pentium II 170 3.5.2 Az UltraSPARC II 176 3.5.3 A picoJava II 179 PÉLDA BUSZOKRA 181 3.6.1 Az ISA Busz 181 3.6.2 A PCI Busz 183 3.6.3 Az Univerzális Soros Busz 189 CSATLAKOZTATÁS 193 3.7.1 I/O Egységek 193 3.7.2 Cím dekódolása 195 ÖSSZEFOGLALÁS 198

3.5

3.6

3.7

3.8

4.

A MIKROFELÉPÍTÉS SZINTJE 203 4.1 MIKROFELÉPÍTÉSI PÉLDA 203 4.1.1 Az adat 4.1.2 Mikroutasítás 211 4.1.3 Mikroutasítás vezérlés: A Mic-1 213 ISA PÉLDA: IJVM 218 4.2.1 Verem 218 4.2.2 Az IJVM memória modell 220 4.2.3 Az IJVM utasítás készlet 4.2.4 Java fordítása IJVM -mé 226 MEGVALÓSÍTÁS PÉLDA 227 4.3.1 Mikroutasítás és jelölés 227 4.3.2 ILVM megvalósítása Mic-1 segítségével 232 A MIKROFELÉPÍTÉS SZINTJÉNEK TERVEZÉSE 243

4.2

4.3

4.4

4.4.1 4.4.2 4.4.3 4.4.4 4.4.5 4.5

A gyorsaság és a költségek ellentmondása 243 A végrehajtás útjának lerövidítése 245 Elbetöltést alkalmazó tervezés: A Mic-2 Csvezetékes tervezés: A Mic-3 253 Hét-szakaszos csvezeték: A Mic-4 260

TELJESÍTMÉNY JAVÍTÁSA 4.5.1 Közbüls memória 265 4.5.2 Elágazás becslése 270 4.5.3 Sorrenden kívüli végrehajtás és regiszter újracimkézése 276 4.5.4 Mérlegeléses végrehajtás 281 PÉLDÁK A MIKROFELÉPÍTÉS SZINTJÉRE 283 4.6.1 A Pentium II CPU mikrofelépítése 283 4.6.2 Az UltraSPARC II CPU mikrofelépítése 288 4.6.3 A picoJava II CPU mikrofelépítése 4.6.4 A Pentium az UltraSPARC és a picoJava összehasonlítása 296 ÖSSZEFOGLALÁS 298

4.6

4.7

5

AZ UTASÍTÁS KÉSZLET FELÉPÍTÉSÉNEK SZINTJE ( ISA ) 303 5.1 AZ ISA SZINT ÁTTEKINTÉSE 305 5.1.1 Az ISA szint tulajdonságai 305 5.1.2 Memória modellek 305 5.1.3 Regiszterek 309 5.1.4 Utasítások 311 5.1.5 A Pentium II ISA szintjének áttekintése 311 5.1.6 Az UltraSPARC II ISA szintjének áttekintése 313 5.1.7 A Java Virtuális Gép áttekintése 317 ADAT TÍPUSOK 5.2.1 Numerikus adat típusok 319 5.2.2 Nem numerikus adat típusok 319 5.2.3 A Pentium II adat típusai 320 5.2.4 Az UltraSPARC II adat típusai 321 5.2.5 A Java Virtuális Gép adat típusai 321 UTASÍTÁS FORMÁTUMOK 322 5.3.1 Az utasítás formátumok tervezési jellegzetességei 322 5.3.2 Utasítás kódok kiterjesztése 325 5.3.3 A Pentium II utasítás formátuma 327 5.3.4 Az UltraSPARC II utasítás formátuma 328 5.3.5 A JVM utasítás formátuma 330

5.2

5.3

5.4

CÍMZÉS 332 5.4.1 Címmegadási módszerek 333 5.4.2 Azonnali címzés 334 5.4.3 Közvetlen címzés 334 5.4.4 Regiszter címzés 334 5.4.5 Regiszter indirekt címzés 335 5.4.6 Indexelt címzés 336 5.4.7 Alap-indexelt címzés 338 5.4.8 Verem címzés 338 5.4.9 Az elágazó utasítások címmegadási módszerei 341 5.4.10 Az utasításkódok és a címzési módok merlegessége 342 5.4.11 A Pentium II címmegadási módszerei 344 5.4.12 Az UltraSPARC II címmegadási módszerei 346 5.4.13 A JVM címmegadási módszerei 346 5.4.13 A címmegadási módszerek áttekintése 347 UTASÍTÁS TÍPUSOK 348 5.5.1 Adat mozgató utasítások 348 5.5.2 Kétcím utasítások 349 5.5.3 Egycím utasítások 350 5.5.4 Összehasonlító és feltételes elágazó utasítás 352 5.5.5 Eljáráshívó utasítások 353 5.5.6 Ciklusvezérlés 354 5.5.7 Input/Output 356 3.5.8 A Pentium II utasításai 359 5.5.9 Az UltraSPARC II utasításai 362 5.5.10 A picoJava II utasításai 364 5.5.11 Az utasításkészletek összehasonlítása 369 AZ IRÁNYÍTÁS FOLYAMATA 370 5.6.1 Egymást követ vezérlések és eljárások 371 5.6.2 Eljárásmódok 372 5.6.3 Korutinok 376 5.6.4 Csapdák 379 5.6.5 Megszakítások 379 EGY RÉSZLETES PÉLDA: HANOI TORNYAI 383 5.7.1 Hanoi tornyai a Pentium II Assembly nyelvben 384 5.7.2 Hanoi tornyai az UltraSPARC II Assembly nyelvben 384 5.7.3 Hanoi tornyai a JVM Assembly nyelvben 386 AZ INTEL IA-64 388 5.8.1 A Pentium II problémája 390 5.8.2 Ai IA-64 Mocell: Egyértelmen meghatározott párhuzamos 5.8.3 Eljelzés 393 5.8.4 Mérlegeléses betöltés 395 5.8.5 A valóság vizsgálata 396 ÖSSZEFOGLALÁS 397 OLDAL

5.5

5.6

5.7

5.8 utasítások 391

5.9
5.10

***[1-5]

BEVEZETÉS
A digitális számítógép egy olyan gép, ami problémákat tud megoldani az embereknek az általuk kiadott utasítások alapján. Az utasítások sorrendjét, mely leírja, hogyan kell végrehajtani egy adott feladatot, PROGRAMnak nevezünk. Minden egyes számítógép elektronikus áramköre képes felismerni és közvetlenül végrehajtani egyszer utasítások meghatározott sorozatát. Minden programot a végrehajtás eltt ilyen egyszer utasításokká kell alakítani. Ezek az alapvet utasítások ritkán bonyolultabbak, mint például az, hogy
- - - adj össze két számot ellenrizd, hogy a szám nulla-e másold át az adathalmaz egy részét a számítógép memóriájának egyik részébl a másikba

Együttvéve a számítógép egyszer utasításai alakítják azt a nyelvet, mely segítségével tudnak az emberek kommunikálni a számítógéppel. Ezt a nyelvet GÉPI NYELVnek hívjuk. Az új számítógépeket tervez embereknek el kell dönteniük, hogy milyen utasításokat tartalmazzon az új számítógép gépi nyelve. Azért, hogy a szükséges elektronikai berendezések bonyolultságát és árát csökkentsék, általában a lehet legegyszerbb utasításokat próbálják elkészíteni a tervezk figyelembe véve, hogy mire akarják majd használni a gépet illetve milyen teljesítménybeli követelménynek kell megfelelniük. A legtöbb gépi nyelv nagyon egyszer, ezért van az, hogy az emberek számára bonyolult és fárasztó dolgozni velük. Ez az egyszer megfigyelés idvel oda vezet, hogy egy számítógép tervezése, felépítése egy sor absztrakcióra (elvonatkoztatásra) épül, és minden egyes absztrakció egy másikra. Ily módon a komplexibilitás (bonyolultság) megérthet, megismerhet, és számítógépes rendszerek tervezhetk módszeres, rendezett módon. Ezt a megközelítést STRUKTURÁLT SZÁMÍTÓGÉP SZERKEZETnek hívjuk és a könyvben késbb is így használjuk majd. A következ fejezetben leírjuk, mit értünk ezen a fogalmon. Azután pedig néhány történelmi fejlesztést, állapotot és fontosabb példákat érintünk.

1.1 STRUKTURÁLT SZÁMÍTÓGÉP SZERKEZET
Ahogy fent említettük, nagy távolság van az emberek számára kényelmes és a számítógépek számára kényelmes dolgok között. Az emberek "X"-et akarnak csinálni, a számítógépek viszont csak "Y"-ra képesek. Ez okozza a problémát. Ennek a könyvnek a célja az, hogy megmagyarázza, hogyan is oldható meg ez a probléma. 1.1.1 NYELVEK, SZINTEK, VIRTUÁLIS (LÁTSZÓLAGOS) GÉPEK
A probléma két oldalról közelíthet meg: mindkett egy új utasítás sorozat tervezését foglalja magába, melynek használata az emberek

számára kényelmesebbek, mint a beépített gépi utasításoké. Ezek az új utasítások szintén alkotnak egy nyelvet, melyet L1-nek (Level

1, 1. szint) hívunk, csakúgy, mint a beépített utasítások, melyek nyelvét L0-nak hívunk. A két megközelítés abban különbözik egymástól, hogy az L1 nyelven megírt programokat milyen módon hajtaja végre a számítógép, mely persze csak a saját, Lo nyelvén megírt programként tud értelmezni.

Az L1 nyelven megírt program elvégzésének egyik módszere, hogy elször minden utasítást helyettesítünk egy megfelel L0 nyelv utasítás sorozattal. Az így keletkezett program csak L0 nyelv utasításokból áll. A számítógép ezután ezt az új L0 nyelv programot végzi el az eredeti L1 helyett. Ezt a technikát FORDÍTÁSnak nevezzük. A másik eljárás szerint L0 nyelven íródik meg egy program, mely az L1 nyelv programot bemen adatként kezel és végrehajtja úgy, hogy minden egyes utasítást sorban megvizsgál és közvetlenül végrehajtja az L0 nyelv megfelel utasításokat. Ezen eljárás során nem szükséges létrehozni egy új programot L0 nyelven. Ezt a módszert TOLMÁCSOLÁSnak hívjuk, a program, amely ezt végzi a TOLMÁCS. A fordítás, a tolmácsolás hasonló eljárás. Mindkét módszer során az L1 nyelven megírt utasítások elvégzése végül a megfelel L0 nyelv utasítások elvégzésével történik meg. A különbség az, hogy a fordítás során az eredeti L1 program elször egy L0 programmá lesz alakítva, majd az L1 programot tovább nem is figyelve, az új L0 program töltdik be a számítógép memóriájába és ezt hajtja végre a gép. A végrehajtás során ez az újonnan létrehozott L0 program fut és van a számítógép irányítása alatt.
A tolmácsolás során minden egyes L1 utasítás-megvizsgálás és dekódolás után rögtön végrehajtásra kerül. Lefordított program nem is készül. Itt a tolmács-program az, akinek az irányítása alatt van a számítógép.

Számára az L1 program csak adat. Mindkét módszert, és egyre inkább a kett kombinációját, széles körben használják.

Ahelyett, hogy a fordítás és a tolmácsolás definícióján (meghatározásán) rágódunk, gyakran sokkal egyszerbb elképzelni egy feltételezett számítógép vagy virtuális gép létezését, mely gép nyelve L1. Nevezzük ezt a virtuális gépet M1-nek (és az L0-nak megfelel virtuális gépet M0-nak). Ha egy ilyen gépet elég olcsón lehetne elállítani, akkor egyáltalán nem lenne szükség L1-re vagy olyan gépre, mely L1 nyelven végzi a programokat. Az emberek egyszeren megírnák a programjaikat L1 nyelven és a számítógép közvetlenül elvégezné. Annak ellenére, hogy a VIRTUÁLIS GÉP, melynek nyelve L1, túl drága vagy túl bonyolult lenne elektronikus áramkörökbl kialakítani, ezért számára az emberek megírhatják a programot. Ezeket a programokat vagy tolmácsolhatjuk vagy lefordíthatjuk egy L1-ben írt programmal, mely maga is elvégezhet egy létez számítógéppel. Más szóval, az emberek ugyanúgy írhatnak programokat a virtuális gépekre, mintha valójában is léteznének. Ahhoz, hogy a tolmácsolás vagy fordítás alkalmazható legyen, az L0 és L1 nyelveknek nem szabad "túl" különböznek lennie. Ez a kényszer gyakran azt jelenti, hogy az L1 bár jobb, mint a L0, messze van az ideálistól a legtöbb esetben (alkalmazásnál). Ez valószínleg ellentmond az L1 nyelv létrehozásának alapelvének, melynek célja, hogy megkönnyítse a programozóknak az algoritmusok kifejezését egy olyan nyelven, amely jobban megfelel a gépeknek, mint az embereknek. Ennek ellenére a helyzet nem reménytelen.
A nyilvánvaló megoldás az, hogy találjunk ki még egy utasítás sorozatot, ami még felhasználóorientáltabb, és kevésbé gép-központú, mint az L1. Ez a harmadik utasítás sorozat szintén alkot egy nyelvet, melyet nevezzünk L2nek (a virtuális gépet pedig M2-nek). Az emberek írhatnak programokat L2-ben úgy, mintha egy virtuális gép L2 gépi nyelvvel valójában létezne. Ezek a programok lefordíthatók L1 nyelvre, vagy egy L1 nyelven írt tolmács programmal végrehajthatók.

Egész sor, az elzeknél mindig jobb és jobb új nyelvek kifejlesztése akár a végtelenségig is folytatódhat, míg egy valóban megfelel el nem készül. Minden egyes nyelv az elz nyelvet, mint alapot használja, így úgy tekinthetjük az ezt a technikát használó számítógépet, mint RÉTEGek vagy SZINTek összességét, ahogy az

(1-1)-es ábra is mutatja. A legalsó szint vagy nyelv a legegyszerbb, a legfels a legbonyolultabb. A virtuális gép és a nyelv között egy nagyon fontos összefüggés (kapcsolat) van. Minden gépnek van egy gépi nyelve, mely tartalmazza az összes utasítást, melyet a számítógép el tud végezni. Tehát minden gép meghatároz egy nyelvet. Hasonlóan a nyelv meghatározza a gépet ­ azaz azt a gépet, amely az adott nyelven írt programok összes utasítását véghez tudja vinni. Természetesen, egy adott nyelv által meghatározott gép lehet, hogy túlságosan bonyolult és drága lenne elektromos áramkörökbl felépíteni, ennek ellenére azért el lehet képzelni. Egy gép, melynek gépi nyelve C++ vagy COBOL, valóban nagyon komplex, de a mai technológiával könnyen elkészíthet. Azonban van egy jó indok, hogy miért ne építsünk ilyen számítógépeket: nem kifizetd a többi technológiához viszonyítva. Számítógép, mely n szinttel rendelkezik, n különböz virtuális gépnek tekinthet, mindegyik külön saját gépi nyelvvel. A "szint" és a "virtuális gép" definícióját felcserélheten használjuk. Csak az L0 nyelven írt programok végezhetk el közvetlenül elektromos áramkörökkel tolmácsolás vagy fordítás nélkül. Az L1, L2, ... Ln nyelveken írt programokat vagy egy alacsonyabb szinten futó tolmácsprogrammal tolmácsolni kell vagy lefordítani egy alacsonyabb szintnek megfelel nyelvre. Azoknak az embereknek, akik programokat írnak n szint virtuális gépekre, ismerniük kell az alap fordító és tolmácsoló programokat. A gép felépítése biztosítja, hogy ezek a programok valahogy végre lesznek hajtva. Az nem lényeges, hogy egy tolmács-program végzi el az utasításokat lépésrl lépésre, mely tolmács-programot egy másik tolmács-program hajtja végre, vagy közvetlenül az elektromos berendezések végzik el a feladatokat. Mindkét esetben azonos eredményt kapunk: a programok lefuttatódnak. A legtöbb n-szint gépet használó programozót csak a fels szint érdekli, az, amelyik a legkevésbé közelíti meg a gépi nyelvet a szintek legalján. Azonban, ha az emberek meg szeretnék érteni, hogyan mködnek valójában a számítógépek, meg kell ismerniük az összes szintet. Azoknak az embereknek, akik új számítógépek vagy új szintek (pl.: új nyelvek) készítése, tervezése iránt érdekldnek, szintén ismerniük kell nemcsak a legfels szintet, hanem a többi, alacsonyabb szinteket is. A számítógépek, mint különböz szintek sorozatából felépül gépek, tervezési módszerei, koncepciói, a különböz szintek részletei, leírásai adják ennek a könyvnek a f témáját. Level n (n. szint)

Mn. virtuális gép, n. szint gépi nyelvvel
M3. virtuális gép, 3. szint gépi nyelvvel M2. virtuális gép, 2. szint gépi nyelvvel M1. virtuális gép, 1. szint gépi nyelvvel M0. aktuális számítógép, 0. szint gépi nyelvvel

Level 3 (3.szint) Level 2 (2. szint) Level 1 (1.szint) Level 0 (0. szint) 1-1. ábra : A több-szint gép

1.1.2 NAPJAINK TÖBB-SZINT SZÁMÍTÓGÉPEI
A legtöbb modern számítógép két vagy több szintbl áll. Léteznek hat vagy több szint gépek is, a (1-2). ábra legalján található a gép valódi hardvere. Ennek az áramkörein átközvetítdik az els szint gépi nyelve. A teljesség kedvéért meg kell említenünk egy másik szintet is, amely a mai 0-s szintünk alatt helyezkedik el. Ez a szint nincs feltüntetve az ábrán, mivel ez már az elektromérnökök szakterülete (és ezért ez a könyv nem is tér ki rá). A neve: ESZKÖZTÁR. Ezen a szinten a tervez külön kezeli az egyes tranzisztorokat, melyek a számítógép-tervezk a legegyszerbb szint egységek. Ha megkérdeznénk, hogyan mködik egy tranzisztor, az egyenesen a térfizikához vezet minket.

Level 5 (5.szint)

Problémacentrikus szint Továbbítás (összeegyeztet) Assembly nyelv szint Továbbítás (összeegyeztet) Operációs rendszer gépi szint Részleges értelmezés (operációs rendszer) Utasítás készlet szerkeszt szint Értelmezés (microprogram), végrehajtás Microszerkeszt szint Hardver

Level 4 (4.szint)

Level 3 (3.szint)

Level 2 (2.szint)

Level 1 (1.szint)

Level 0 (0.szint)

Digitális logika szintje

1-2. ábra : A hat-szint számítógép A legalsó szinten, melyet tanulmányozni fognak a DIGITÁLIS LOGIKA SZINTjén, a tárgyakat KAPUKnak hívják, bár analóg alkatrészekbl épülnek fel, mint például: tranzisztorok, a "kapuk"-at pontosan lehet modellezni, ábrázolni, mint digitális eszközöket. Minden "kapu"-nak van egy vagy több digitális bemenete (jelek, melyek 1-et vagy 0-át jelenítenek meg) és mint kimenetek ezen bemenetek, olyan egyszer mveleteket végeznek el, mint az ÉS vagy a VAGY. Minden egyes "kapu" maximum egy maréknyi tranzisztorból áll. Néhány kapu összerakható úgy, hogy 1 bit memóriát alkosson, mely egy 0-ást vagy egy 1-est képes tárolni. Az ilyen 1-bites memóriákat 16-os, 32-es és 64-es csoportokon lehet rendezni, hogy adattárolót alkossunk. Minden ilyen ADATTÁROLÓ egy 2-es (bináris) számrendszerbe tartozó számot tud tárolni bizonyos fels korláttal. A "kapu"-kat úgy is össze lehet illeszteni, hogy a számító-, számoló-egység magvát alkossák. A "kapu"-kat és a digitális logikai szintet a harmadik fejezetben tárgyaljuk. A következ szint a MIKROÖSSZEÁLLÍTÁSI SZINT, ezen a szinten általában 8 és 32 közötti az a szám, melyek az adattároló csoportokat alkotják, melyek a helyi memóriát és egy logikai áramkört képeznek. Bizonyos ALU-t (ARITHMETIKAI LOGIKAI EGYSÉG), melyek képesek végrehajtani egyszer arithmetikai logikát.

***[6-9] Nem érkezett meg. ...Tibor: h938527

***[10-13] Tóth Éva,10-11.oldal 6. A program végrehajtása megkezddött.Elég gyakran megesett,hogy nem mködött és váratlanul félbeszakadt.Rendszerint a programozó babrált a konzol kapcsolókkal és késn vette észre a konzolfényt.Ha szerencséje volt rájött a hibára és kijavította azt,majd visszatért a kabinethez,ami tartalmazta a nagy FORTAN szerkesztt,melynek segítségével mindent kezdhetett elölrl.Ha kevésbé volt szerencséje kapott a memória tartalmáról egy kiírást,ún.core dump-ot,amit végül otthon áttanulmányozhatott. Ez az eljárás,kisebb változtatásokkal évekig elfogadott volt a számítógép központokban. Rákényszerítette a programozókat,hogy megtanulják hogyan mködtessék a gépet és tudják mit tegyenek,amikor elromlik,ami elég gyakran megesett. A gép sokszor állt kihasználatlanul,miközben a szakemberek kártyákkal próbálták megoldani a problémát vagy azon törték a fejüket,vajon a programok miért nem mködnek megfelelen. 1960 körül megpróbálták csökkenteni az elvesztegetett id mennyiségét az operátor munkájának automatizálásával. Az operációs rendszernek nevezett programot állandó jelleggel a számítógépen tárolták.A programozó bizonyos vezérlkártyákról gondoskodott a programmal együtt, hogy az olvasható és végrehajtható legyen az operációs rendszer segítségével.Az 1-3.ábra egy kártyacsomag(deck) mintáját mutatja be, mely az egyik széles körben elterjedt operációs rendszer, FMS (FORTRAN Monitor System), Az IBM 709-bl. *JOB,5494,BARBARA *XEQ *FORTRAN FORTRAN program { *DATA Data kártyák { *End 1-3.ábra Az FMS operációs rendszer egy minta feladata Az operációs rendszer leolvasta a *JOB kártyát és információt könyvelése céljából használta fel azt. (A csillagjelet vezérlkártyák azonosítására használták azért,hogy ne tévesszék össze a program és adat kártyákkal.) Ezután a *FORTRAN kártyát olvasta le,mely a FORTRAN szerkeszt számára volt utasítás mágneses szalagról történ betöltéséhez.Ezt követen a szerkeszt beolvasta és megszerkesztette a FORTRAN programot.Amikor a szerkesztés befejezdött visszatért leellenrizni az operációs rendszert,mely ezután a *DATA kártyát olvasta le.Ez utasítás volt fordító program végrehajtásához,mely használva a kártyákat követte a *DATA kártyát,mint adatot. Bár az operációs rendszert úgy tervezték ,hogy automatizálja az operátor munkáját (innen származik a név) ,az els lépés volt egy új virtuális gép fejldésében.A *FORTRAN kártya virtuális "szerkeszt program" utasításnak,míg a *DATA kártya egyszeren,virtuális "végrehajtó programnak" tekinthet.A mindössze két utasítással rendelkez szint nem volt túl magas,de ez csak kiindulópont ebbe az irányba.

A rákövetkez években az operációs rendszerek egyre bonyolultabbá váltak. Új parancsokkal ,lehetségekkel és jellegzetességekkel látták el az ISA-szintet,mígnem egy új szint körvonele kezdett kirajzolódni.Ezen új szint parancsai közül néhány azonos volt az ISA-szint parancsaival,míg mások,különösen az input/output parancsok teljesen különböztek tlük.Az új parancsokat gyakran operating system macro-nak vagy supervisor call-nak hívták.A szokásos szakkifejezés ma a system call. Az operációs rendszerek más irányokba is fejldtek.Az elsk leolvasták a kártyacsomagokat és az outputot soros nyomtatóval nyomtatták ki.Ezt az elrendezést batch system-nek (kötegelt rendszer) nevezték. Általában több óra várakozási id telt el ,mire a program engedelmeskedett és az eredmények elkészültek. Ilyen körülmények között igen bonyolult volt a szoftver fejlesztése. Az 1960-as évek elején a Dartmouth College,MIT, kutatói és mások kifejlesztették az operációs rendszereket úgy,hogy engedélyezték a (multi) programozóknak a számítógéppel történ közvetlen kommunikálást.Ezekben a rendszerekben kapcsolták össze telefonvonalakon keresztül a remote terminálokat a központi számítógéppel.A CPU-t sok felhasználó között osztották meg.A programozók begépelhették a programot és majdnem azonnal visszakapták a begépelt Tóth Éva,11-13.oldal eredményeket az irodában,az otthoni garázsban vagy bárhol,ahol a terminált elhelyezték.Ezeket a rendszereket hívják timesharing system-nek (idosztott rendszer). Számunkra az operációs rendszerek azon részei érdekesek,melyek a 3.szintben jelen lev parancsokat és jellemvonásokat interpretálják,de az ISA-szintben nem találhatók meg még az idosztás szempontjából sem. Bár nem fogjuk kihangsúlyozni,mégsem szabad megfeledkezni arról ,hogy az operációs rendszerek többet csinálnak,minthogy sajátságokat interpretálnak,melyeket az ISA-szinthez adtak hozzá. A feladatkör átváltozása mikrokódba Egyszercsak a mikroprogramozás egyszervé vált (1970-re), a tervezk rájöttek arra,hogy mindössze a mikroprogran kiterjesztésével képesek új utasításokat hozzákapcsolni. Más szavakkal, képesek "hardvet" (azaz új gépi utasításokat) programozással hozzáadni. Ez a felfedezés "virtuális robbanáshoz" vezetett a gépi utasítású készülékek terén, amikor a tervezk egymással versengve hoztak létre nagyobb és jobb utasítású gépeket.Ezen parancsok közül sok nem volt lényeges,abban az értelemben,hogy eredményük könnyebben megvalósítható volt létez parancsokkal, de gyakran némileg gyorsabbak voltak,mint a létez parancsok sorozata. Például sok gépnek volt egy INC (INCrement) nev utasítása,mely minden számhoz hozzáadaott egyet. Amióta ezek a gépek rendelkeznek az általános ADD utasítással is ,ami olyan speciális parancs, mely hozzáad egyet (vagy akár 720-at) szükségtelenné vált.Bárhogyanis, az INC általában kicsit gyorsabb volt, mint az ADD , így ezt alkalmazták inkább. Sok egyéb utasítást is hozzáadtak a mikroprogramhoz hasonló okokból.Ezek gyakran tartalmaztak: 1.Egész érték szorzásra és osztásra való parancsokat. 2.Lebegpontos aritmetikai utasításokat.

3.Mveletekbe való hívásra és mveletekbl való visszatérésre vonatkozó parancsokat. 4.Kapcsolás felgyorsítására vonatkozó utasításokat. 5.Karakterláncok kezelésére való utasításokat. Ráadásul egyszercsak a géptervezk rájöttek , hogy milyen egyszer új utasítások hozzáadása, így elkezdtek újabb tulajdonságok után kutatni , amiket hozzáadhattak saját mikroprogramjukhoz.Néhány példa arra,hogy mit tartalmaznak ezek a kiegészítések: 1.Tulajdonságokat,melyek felgyorsítják a számításokat tartalmazva azok sorrendjét (megjelölés és közvetett címzés) 2.Tulajdonságokat,melyek engedélyezik a programok memóriába történ átmozgatását, miután elindították ket (áthelyezési lehetségek) 3.Félbeszakító rendszerek, melyek jelzik a számítógépnek,amint egy input/output mvelet befejezdött 4.Egy program megszakításának és egy másik elindításának lehetsége kevés utasítással (eljárás kapcsolás) Sok más tulajdonságot és lehetséget is hozzáadtak az évek során, néhány különleges tevékenység felgyorsításának érdekében. A mikroprogramozás kiküszöbölése A mikroprogramozás virágzó korszakában nagyon elszaporodtak a mikroprogramok (1960-as és 1970-es évek). A probléma csak az volt ,hogy elterjedésükkel egyidejleg egyre lassabbá váltak. Végül náhány kutató rájött,hogy a mikroprogram kiküszöbölésével , az utasítássorozat leredukálásával és a megmaradó parancsok közvetlen végrehajtásával (azaz a hardver felügyeli az adatok útvonalát) fel lehet gyorsítani a gépeket. Bizonyos értelemben a számítógép terv teljes kört tett meg , majd visszakanyarodott, mieltt Wilkes elsként feltalálta a mikroprogramozást.

Tóth Éva,13.oldal A vita tárgy megmutatni , hogy a hardver és a szoftver közötti határvonal korlátlan és állandóan változik.A mai szoftver lehet, hogy a holnapi hardver, és viszont.Továbbá a különböz szintek közötti határok is változatlanok még. A programozó szemszögébl az,hogy egy utasítás hogyan megy végbe tulajdonképpen lényegtelen (kivéve talán a sebességet).Az ISA-szinten programozó használhatja a sokszoros parancsot , mintha hardver parancs lenne anélkül,hogy aggódnia kellene felle, vagy tudatában lenni annak , hogy vajon valóban hardver utasítás-e. Ami az egyik személynek hardver az a másiknak szoftver.Mindezen témára még vissza fogunk térni ebben a könnyvben. 1.2. Mérföldkövek a számítógép architektúrában

A modern digitális számítógép fejldése során százával terveztek és építettek különböz típusú számítógépeket.A legtöbb már rég feledésbe merült,de néhány közülük lényeges hetással volt a modern eszmékre.Ebben a fejezetben röviden vázoljuk a történelmi fejldés kulcsfontosságú lépését annak érdekében, hogy jobban megértsük, hogyan jutottunk el a jelenlegi állapotokhoz. Szükségtelen mondani, hogy ez a fejezet csak felületesen érinti a kiemelked mozzanatokat és sok kérdést nyitottan hagy.Az 1-4.ábra néhány mérföldk jelentség gépet sorol fel , melyeket ebben az idszakban fejlesztettek ki.A Slater (1987) cím könyv sok jó információt ad további történelmi jelentség személyekrl, akik megalapozták a számítógép korszakát.A számítógép korát megalapozó személyekrl szóló,Morgan által gazdagon illusztrált könyvben (1997) a rövid életrajzokat és szép színes képeket Louis Fabian Bachrach készítette.Másik életrajzi könyv pedig a Slater (1987). 1.2.1. A Nulladik Generáció-Mechanikus Számítógépek (1642-1945) Az els személy, aki mköd számítógépet konstruált, a francia tudós, Blaise Pascal (1623-1662) volt,akinek a tiszteletére adták a programnyelvnek a Pascal nevet.Ezt a készüléket Pascal 1642-ben, 19 éves korában készítette azért, hogy édesapjának segítsen, aki adóbeszed volt a francia kormánynál.A szerkezet teljesen mechanikus volt , melyet fogaskerekek mködtettek és kézi hajtású indítókarral lehetett üzembe helyezni. Pascal gépe csak összeadni és kivonni tudott, de harminc évvel késbb a nagyszer német matematikus, Baron Gottfried Wilhelm von Leibniz (1646-1716) konstruált egy másik mechanikus gépet, mely már szorozni és osztani is tudott.Ennek következményeként Leibniz három évszázaddal ezeltt megalkotta a mai értelemben vett négy-mveletes zsebszámológép megfelejét. 150 évig semmi nem történt, amikoris a University of Cambridge matemetikus professzora, Charles Babbage (1792-1871), a sebességmér feltalálója megtervezte és megépítette a difference engine-t. Ezt a mechanikus készüléket, mely a Pascal-éhoz hasonlóan csak összeadni és kivonni tudott, úgy tervezte, hogy kiszámolja a számtáblákat, melyek igen hasznosak a tengerészeti kormányzásnál.

***[14-17] 14.old. Év Név 1834 Analitikai motor 1936 Z1 1943 COLOSSUS 1944 Mark I 1946 ENIAC I 1949 EDSAC 1951 Whirlwind 1952 IAS 1960 PDP-1 1961 1401 1962 7094 1963 B5000 1964 360 1964 6600 1965 PDP-8 1970 1974 1974 1978 1981 1985 1987 1990 PDP-11 8080 CRAY-1 VAX IBM PC MIPS SPARC RS6000 Készítette Babbage Zuse A brit kormány Aiken Eckert/Mauchle y Wilkes M.I.T. Von Neumann DEC IBM IBM Burroughs IBM CDC DEC DEC Intel Cray DEC IBM MIPS Sun IBM Megjegyzés Els kísérlet digitális számítógép készítésére Az els relékkel mköd számítógép Az els elektronikus számítógép Els amerikai általános rendeltetés számítógép Ekkor kezddik a modern számítástechnika története Els bels programvezérlés számítógép Az els real-time számítógép A ma használatban lév számítógépek is ezen az elven alapszanak Az els miniszámítógépek (50 eladott példány) Hallatlanul népszer kis üzleti gép A 60-as évek elején a tudományos számítások kerülnek túlsúlyba Az els magas szint programozási nyelvet biztosító számítógép Az els sorozatban gyártott számítógép (számítógépcsalád) Az els tudományos szuperszámítógép Az els tömegesen elterjedt miniszámítógép (50000 eladott példány) A 70-es évek elejére a miniszámítógépek válnak uralkodóvá Az els általános rendeltetés chipenként 8 bites számítógép Els párhuzamos-feldolgozású szuperszámítógép Az els 32 bites szuperszámítógép Ekkor kezddik a modern PC-k kora Az els reklám RISC-gép Az els SPARC-alapú RISC munkaállomás Az els szuperskalár számítógép

1.4 ábra.: A modern digitális számítógépek fejldésének néhány mérföldköve A gép teljes megépítése azon alapult, hogy egy egyszer algoritmust futtatott, a "véges differenciálás" eljárását polinomokat használva. A differenciálmotor legérdekesebb vonása a kiviteli eljárása volt: az eredményeket egy réz gravírozott lemezbe ütötte egy acél tvel, ezzel elrevetítve a késbbi egyszer írható információhordozókat, mint pl. a lyukkártya és a CD-ROMok. Bár a differenciálmotor meglehetsen jól mködött, Babbage gyorsan ráunt a gépre, amely mindössze egy algoritmust tudott futtatni. Elkezdte egyre több idejét és családja vagyonának (nem beszélve a 17000 fontról a kormány pénzébl) nagy részét arra áldozni, hogy megtervezze és megépítse az analitikai motornak nevezett utódot. Az analitikai motornak négy alkotóeleme volt: a tároló (memória), a központi egység (számítást végz egység), a bemeneti egység (lyukkártya-olvasó) és a kimeneti

egység (a lyukasztott és a nyomtatott adatok). 15.old. A memória 50 tízes számrendszerbeli számjegy szóból állt, és mindegyik változókat és eredményeket tartalmazott. A központi egység el tudta hívni az operanduszokat a tárolóból, azután összeadta, kivonta, szorozta vagy elosztotta ket egymással , majd az eredményt visszajuttatta a tárolóba. A differenciálmotorhoz hasonlóan ez is teljesen mechanikus volt. Az analitikai motor óriási elrelépését az jelentette, hogy általános rendeltetés volt. Beolvasta az utasításokat a lyukkártyáról, és végrehajtotta azokat. Néhány parancs arra utasította a gépet, hogy hívjon el 2 számot a tárolóból, vigye ket a központi egységbe, végezze el rajtuk a mveleteket (pl. adja ket össze), és az eredményt olvassa be a tárolóba. Más utasítások meg tudtak vizsgálni egy számot, és bizonyos feltételek mellett osztályozni tudták ket aszerint, hogy pozitív vagy negatív. Ha a bemeneti kártyára más programot lyukasztottak, akkor az analitikai motor képes volt már eddigiektl különböz számításokat elvégezni, ami nem volt igaz a differenciálmotor esetében. Amióta az analitikai motor egy egyszer assembly nyelven programozható volt, szoftverre volt szüksége. Hogy létrehozza ezt a szoftvert, Babbage egy Ada Augusta Lovelace nev fiatal nt fogadott fel, aki a híres brit költ, Lord Byron lánya volt. Így vált Ada Lovelace a világ els programozójává. Az Adao nev modern programozási nyelvet az tiszteletére nevezték el. Sajnos, sok tervezhöz hasonlóan Babbage sem tudta a hardverhibákat teljesen kiküszöbölni. A probléma az volt, hogy neki több ezer nagy precizitással elkészített apró alkatrészre, fogaskerekekre volt szüksége, amit a 19. századi technológia képtelen volt kivitelezni. Mindazonáltal elképzelése korán meghaladta, és még ma is a legtöbb modern számítógép felépítése nagyon hasonlít az analitikai motorhoz, szóval úgy igazságos, ha azt mondjuk, hogy Babbage volt a modern digitális számítógépek (nagy)apja. A következ nagy fejldés az 1930-as évek végén történt, amikor egy Konrad Zuse nev német mérnökhallgató egy sorozat automata számítógépet épített, amelyek elektromágneses reléket használtak. Miután a háború elkezddött, nem tudott kormányzati támogatást kérni, mivel a kormány bürokratái arra számítottak, hogy megnyerjék a háborút, amilyen gyorsan csak lehet, így az új gép nem készülhetett el addig, amíg az véget nem ért. Zuse nem tudott Babbage munkájáról és a gépeit 1944ben Berlin bombázásakor az Allied lerombolta, így a munkája nem gyakorolt hatást a késbbi gépekre. Mindezek ellenére a terület egyik úttörje volt. Röviddel ezután az Egyesült Államokban is tervezett két ember számítógépeket: John Atanastoff az Iowa Állami Akadémiáról és George Stibbitz a Bell Laboratóriumban. Atanastoff gépe korához képest elképeszten fejlett volt. Kettes számrendszer használt, a memóriákat kondenzátorok mködtették, amiket folyamatosan frissítettek, nehogy az adatok elvesszenek, ezt a folyamatot a "memória frissítésének" nevezte. A modern dinamikus memóriachipek (RAM) tejesen hasonló módon mködnek. Sajnos ez a gép soha nem vált mködvé. Ily módon Atanastoff Babbage-hez hasonlóan egy látnok volt, aki végül is kudarcot vallott, korának nem megfelel hardver-technikája miatt. 16.old. Stibbitz számítógépe, bár sokkal egyszerbb volt, mint Atanastoffé, valóban mködött. Stibbitz 1940-ben a Darmouth Akadémián egy konferencián nyilvános eladást tartott róla. A hallgatóság egyik tagja John Mauchley, a Pennsylvaniai

Egyetem egy ismeretlen fizikaprofesszora volt. Mauchley professzorról a számítástechnika világa késbb még sokat hallott. Míg Zuse Stibbitz és Atanastoff automatikus számítógépeket terveztek, egy Howard Aiken nev fiatalember a Harvardon Ph.D. kutatásainak részeként kézzel dolgozott ki unalmas numerikus számításokat. Miután diplomáját megszerezte, Aiken felismerte annak fontosságát, hogy géppel is képes legyen számításokat végezni. Elment a könyvtárba, felfedezte Babbage munkáját, és elhatározta, hogy relékbl építi fel azt az általános rendeltetés számítógépet, amit Babbage nem tudott megépíteni fogaskerekekbl. Aiken els gépét a Mark I-t a Harvardon készítette el 1944-ben. Tárolója 72 db 23 tízes számrendszerbeli szót tudott tárolni, és egy mveletet 6 másodperc alatt végzett el. Bemeneti és kimeneti egységként lyukszalagot használt. Idvel Aiken elkészítette ennek utódját, a Mark II-t, a relét használó számítógépek elavultak. Elkezddött az elektronikus számítógépek kora.

1.2.2 Az els generáció - Elektroncsövek (1945-1955)
Az elektronikus számítógépek készítését a II. világháború ösztönözte. A háború korai szakaszában a német tengeralattjárók angol hajók elpusztításával álltak bosszút. A parancsokat Berlinbl a német tengernagyok rádión keresztül küldték a tengeralattjáróknak, amikrl a britek tudomást szereztek és le is hallgattak. A baj az volt, hogy ezeket az üzeneteket egy ENIGMA nev gépezet segítségével kódolták, aminek eldjét egy amatr feltaláló és az Egyesült Államok egy korábbi elnöke, Thomas Jefferson tervezte. A háború elején a brit hírszerzésnek sikerült szereznie egy ENIGMA gépet a Lengyel Hírszerzéstl, akik a németektl lopták el. Azonban ahhoz, hogy feltörjenek egy üzenetet, hatalmas mennyiség számításokra volt szükség, mégpedig nagyon kevéssel azután, hogy az üzeneteket befogták, hogy valami értelme is legyen. Hogy megfejtse ezeket az üzeneteket, az angol kormány egy titkos laboratóriumot állított fel, amelyben megépítettek egy COLOSSUS nev elektronikus számítógépet. A gép tervezésében a híres brit matematikus, Alan Turing nyújtott segítséget. A COLOSSUS 1943-ban vált mködképessé, de miután a brit kormányzat a kutatás gyakorlatilag minden egyes lépését 30 évre katonai titokká minsítette, a COLOSSUS-ág alapveten zsákutca volt. Csak azért érdemes megjegyezni, mert ez volt a világ els elektronikus, digitális számítógépe. Zuse számítógépének lerombolásán és a COLOSSUS építésének ösztönzésén kívül a háború az Egyesült Államok számítástechnikájára is hatással volt. A hadseregnek ltáblázatra volt szüksége a nehéztüzérsége számára. Ezeket a táblázatokat úgy állították el, hogy nk ezreit bérelték fel, hogy kézi számológép segítségével határozzák meg ket (úgy gondolták, hogy a nk sokkal alaposabbak, mint a férfiak). Mindazonáltal a folyamat idigényes volt, és gyakran fordultak el benne hibák. John Mauchleynak, aki jól ismerte Atanastoff és Stibbitz munkáját is, tudomása volt arról , hogy a hadsereg érdekldik a mechanikus számítógépek iránt. Sok utána következ számítástechnikai tudóshoz hasonlóan, egy javaslatot állított össze, megkérve ezzel a hadsereget, hogy finanszírozzák egy elektronikus számítógép megépítését. 17.old. A javaslatot 1943-ban elfogadták, és Mauchley és az diplomázó tanulója, J. Presper Eckert hozzáfogtak, hogy megépítsenek egy elektronikus számítógépet, amit k

ENIAC-nak (Elektronic Numerical Integrator And Computer) neveztek el. Ez 18000 elektroncsbl és 1500 relébl állt. Az ENIAC 30 tonnát nyomott, és 140 kW volt a teljesítménye. Szerkezetileg, a gépnek 20 regisztere volt, mindegyik egyenként 10 tízes számrendszerbeli szót tartalmazott. (A decimális regiszter nagyon kicsi memória, amely egytl néhány tízes számrendszerbeli maximum számot képes tárolni, kicsit hasonlóan, mint a kilométer-számláló, amely azt követi nyomon, egy autó életében milyen hosszú utat tett meg.) Az ENIAC 6000 többállású kapcsoló létrehozásával és nagyszámú konnektor és valódi erdnyi kapcsolókábel összekapcsolásával programozták. A gép nem készült el 1946-ig, amikor is már túl kés volt eredeti rendeltetésére való használatához. Mindezek ellenére, miután a háború véget ért, Mauchley és Eckert engedélyt kaptak arra, hogy nyári egyetemet szervezzenek, ahol bemutatták munkájukat tudományos munkatársainak. Ez a nyári egyetem jelentette a nagy digitális számítógép építése iránti érdekldés robbanásszer növekedésének kezdetét. Ezután a történelmi nyári egyetem után sok más tudományos kutató kezdett elektronikus számítógépek építésébe. Az els mködképes az EDSAC (1949) volt, amelyet Maurice Wilkes épített a Cambridgei Egyetemen. A többiek közé sorolható a JOHNIAC a Rand Részvénytársaságtól, az ILLIAC az Illinosisi Egyetemen, a MANIAC a Los Alamosi Laboratóriumban és a WEIZAC a Weizmann Intézetben Izraelben. Eckert és Mauchley hamarosan az utódon, az EDVAC-on (Electronic Discrete Variable Automatic Computer) kezdtek el dolgozni. Bár a tervek súlyosan károsodtak, mikor k elhagyták a Pennsylvaniai Egyetemet, hogy létrehozzanak egy gyorsan fejld vállalatot, az Eckert-Mauchley Számítógépes Társulatot Philadelphiában (a Szilíciumvölgyet még nem fedezték fel). Egy sor fúzió után ez a vállalat vált a modern Unisys Társulattá. Törvényes részletként, Eckert és Mauchley benyújtották a szabadalmazásra vonatkozó kérelmet, állítva, hogy k találták fel a digitális számítógépet. Visszatekintve, nem lett volna rossz egy ilyen szabadalmat birtokolni. A pereskedés évei után a bíróság úgy határozott, hogy az Eckert-Mauchley szabadalmi kérvény érvénytelen, és hogy John Atanastoff találta fel a digitális számítógépet, még ha nem is szabadalmaztatta. Míg Eckert és Mauchley az EDVAC-ot építették, az ENIAC tervein dolgozó emberek egyike, John Von Neumann, a Magasabb Tanulmányok Princetoni intézetébe ment, hogy megépítse az EDVAC egyéni verzióját, az IAS gépet. Neumann ugyanolyan nagy zseni volt, mint Leonardo Da Vinci. Sok nyelven beszélt, kiváló fizikus és matematikus volt, és mindenre pontosan vissza tudott emlékezni, amit valaha hallott látott vagy olvasott. Képes volt szó szerint idézni olyan könyvek szövegét, amit évekkel ezeltt olvasott. Amikor elkezdett érdekldni a számítástechnika iránt, már a világ legkimagaslóbb matematikusa volt. A dolgok közül elsként az vált nyilvánvalóvá számára, hogy a számítógépet nagyszámú kapcsolóval és kábelekkel programozni unalmas és merev.

***[18-21] a számítógép memóriája az adatokkal együtt. Azt is észrevette, hogy az ENIAC által használt ügyetlen decimális aritmetika, melyben mindegyik számjegy 10 vákuumcsvel van ábrázolva, helyettesíthet párhuzamos bináris aritmetika használatával. Az alapgondolat, melyet legelször felvázolt, ma Neumann gépként ismert. Ez az EDSAC-ban, az els programtárolású számítógépben volt használva, és most is, több mint egy fél évszázaddal késbb, még mindig az alapja majdnem az összes digitális számítógépnek. Ennek a konstrukciónak és az IAS gépnek, amit Herman Goldstine-nal együttmködve építettek olyan óriási hatása volt, hogy megéri röviden leírni. Az architektúra vázlata az 1.-5. ábrán látható. A Neumann gépnek öt elemi része volt: a memória, az aritmetikai-logikai egység, a vezérl egység, a bemeneti és a kimeneti berendezések. A memória 4096 szóból állt, szavanként 40 bitet tárolva, melyek 0-k vagy 1-k voltak. Mindegyik szó vagy két 20 bites utasítást vagy egy 40 bites eljeles egész számot tartalmazott. Az utasításokban 8 bit az utasítás típusának meghatározására és 12 bit a 4096 memóriaszó egyikének meghatározására volt szánva. Az aritmetikai-logikai egységen belül volt egy speciális 40 bites regiszter, az akkumulátor. Egy tipikus utasítás egy memóriaszót tett az akkumulátorba vagy az akkumulátor tartalmát tárolta a memóriában. Ez a gép nem tudott lebegpontos aritmetikát végezni, mert Neumann úgy gondolta, hogy egy kompetens matematikusnak képesnek kell lennie a tizedespontot (vagyis a binárispontot) nyomon követnie a fejében. Körülbelül ugyanabban az idben, amikor Neumann megépítette az IAS gépet, az MIT kutatói szintén alkottak egy számítógépet. Az IAS-szel ellentétben az MIT gép, a Whirlwind I. 16 bites szóval rendelkezett és valós idej vezérlésre tervezték. Ez a projekt vezetett a Jay Forrester által feltalált mágnesmagú memóriához és tulajdonképpen az els kereskedelmi kisszámítógépekhez. Míg ezek történtek, az IBM egy olyan kis cég volt, amelyik lyukkártya lyukasztók és mechanikus kártyaválogató gépek gyártásával kezdett el foglalkozni. Habár az IBM adta az Aiken pénzének egy részét, nem volt túlságosan érdekelve a számítógépekben, amíg el nem készítette a 701-et 1953-ban, jóval az után, hogy Eckert és Mauchley cége els volt a kereskedelmi piacon az UNIVAC számítógépével. A 701 számítógép 2048 darab 36 bites szóval rendelkezett, két utasítással szavanként. A tudományos gépek sorozatában ez volt az els, ami egy évtizeden belül dominálta az ipart. Három évvel késbb jött a 704, amelyiknek 4K magmemóriája volt, 36 bites utasításai és lebegpontos hardvere. 1958-ban az IBM megkezdte az utolsó vákuumcsöves gépének a gyártását, a 709-ét, ami alapveten egy feljavított 704 volt. 1.2.3. A második generáció ­ Tranzisztorok (1955-1965) A tranzisztort John Bardeen, Walter Brattain és William Shockley találták fel 1948-ban a Bell Laboratóriumokban, amiért 1956-ban fizikai Nobel-díjat kaptak. Tíz éven belül a tranzisztor forradalmasította a számítógépeket, és az 1950-es évek végére a vákuumcsöves számítógépek elavultnak számítottak. Az els tranzisztoros számítógépet az MIT Lincoln Laboratóriumában építették, egy 16 bites gép volt a Whirlwind I. nyomában. TX-0-nak hívták és csupán egy eszköznek szánták, hogy teszteljék a sokkal különlegesebb TX-2-t.

A TX-2 sose vitte sokra, de a laboratóriumban dolgozó mérnökök egyike, Kenneth Olsen alapított egy céget, a Digital Equipment Corporation-t (DEC) 1957ben, hogy egy TX-0-hoz hasonló gépet készítsen. Ez négy évvel azeltt volt, hogy ez a gép, a PDP-1 megjelent, fleg azért, mert a merész kapitalisták, akik a DEC-t alapították mereven hittek abban, hogy a számítógépek számára nincs piac. Ehelyett a DEC fleg kis áramkörlapokat árult. Amikor a PDP-1 végre megjelent 1961-ben, 4K-s 18 bites szavai voltak és a ciklusid 5 µsec volt. Ez a teljesítmény a fele volt az IBM 7090-ének, a 709-es tranzisztoros utódja teljesítményének, ami ebben az idben a leggyorsabb számítógép volt a világon. A PDP-1 120 ezer dollárba került, a 7090 milliókba. A DEC PDP-1-esek tucatjait adta el, és a kisszámítógép-ipar megszületett. Az els PDP-1-esek egyikét a MIT-nek adták el, ahol gyorsan megragadta néhány fiatal bimbózó tehetség figyelmét, akik a MIT-en olyan gyakoriak. A PDP-1-esek sok újítása közül az egyik a vizuális kijelz és a pontok ábrázolásának a képessége bárhol az 512-szer 512-es képernyjén. Hamarosan a hallgatók programozták a PDP-1-et, hogy rháborút játsszanak, és a világnak megvolt az els videojátéka. Pár évvel késbb a DEC bemutatta a PDP-8-at, ami egy 12 bites gép volt, de sokkal olcsóbb, mint a PDP-1 (16 ezer dollár). A PDP-8-nak egy óriási újítása volt: az egyszer busz, az omnibusz, ahogy az 1.-6.-os ábrán is látható. A busz párhuzamos kábelek gyjteménye, amelyeket a számítógép részeinek összekötésére használnak. Ez az architektúra egy óriási eltávolodás volt a memóriaközpontú IAS géptl és ezt azóta átvette majdnem minden kisszámítógép. A DEC azzal, hogy 50000 PDP-8-ast adott el, tulajdonképpen megalapozta vezet szerepét a kisszámítógép-iparban. Eközben az IBM reakciója a tranzisztorra a 709-es tranzisztoros verziójának, a 7090-nek a megépítése volt, mint már fentebb is megemlítettük, majd késbb a 7094esé. A 7094-nek 2 µsec-os ciklusideje és 32K-s, 32 bites szavakból álló magmemóriája volt. A 7090 és a 7094 jelentették az ENIAC típusú gépek végét, de a tudományos számításokban még az 1960-as években is domináltak. Ezzel egy idben, hogy az IBM egy fontosabb hatalom lett a tudományos számításokban a 7094-gyel, óriási összegeket keresett egy kis üzlet-orientált gép, az 1401-es eladásával. Ez a gép mágnesszalagokat tudott írni és olvasni, kártyákat lyukasztani és olvasni, és majdnem olyan outputot tudott nyomtatni, mint a 7094, és az ára csak töredéke volt. Tudományos számításokra szörny volt, de üzleti feljegyzések tárolására tökéletes. Az 1401-es szokatlan volt abban, hogy nem voltak regiszterei vagy akár fix szóhosszúsága. A memóriája 4K-s 8 bit bájtos volt. Mindegyik bájt egy 6 bites karaktert tartalmazott, egy adminisztratív bitet és egy bitet, hogy jelezze a szó végét. Egy MOVE utasításnak pl. volt egy forrás és egy cél címe, amíg elért egy 1-re állított szó vége bitet. 1964-ben egy új induló cég, a CDC bemutatta a 6600-at, egy gépet, amelyik majdnem egy nagyságrenddel gyorsabb volt, mint a hatalmas 7094. A "számaprítóknak" szerelem volt ez els látásra és a CDC elindult a sikere útján. A gyorsaságának a titka, és az ok, amiért sokkal gyorsabb volt a 7094-esnél az volt, hogy a bels CPU egy magasan párhuzamos gép volt. Több funkciós egysége is volt összeadás elvégzésére, mások szorzásra, mások osztásra és ezek közül mindegyik párhuzamosan futhatott. Habár pontos programozást igényelt az, hogy a legtöbbet hozzák ki belle, de valamennyi munkával lehetvé vált, hogy akár 10 utasítást végezzen egyszerre. Mintha ez nem lett volna elég, a 6600-ba számos kis számítógép volt beépítve,

hogy segítse, mint pl. Hófehérke és a hét törpe. Ez azt jelentette, hogy a CPU az összes idejét számok feldarabolásával töltheti, a munka végrehajtását, és az input/output mveletek nagy részét a kis számítógépekre hagyva. Visszatekintve a 6600-as évtizedekkel megelzte saját korát. A modern számítógépekben található kulcsötletek nagy része visszavezethet egyenesen a 6600-asra. A 6600 tervezje, Sejmour Cray egy legendás alak volt, egy csoportban Neumannal. Egész életét egyre gyorsabb számítógépek építésére szentelte, amiket ma szuperszámítógépeknek hívunk, beleértve a 6600-at, a 7600-at és Cray-1-et. találta fel a híres autóvásárlási algoritmust: a lakhelyedhez legközelebbi eladóhoz elmész, az ajtóhoz legközelebbi autóra rámutatsz, és azt mondod: "Azt megveszem". Ez az algoritmus a legkevesebb idt pazarolja nem fontos dolgokra (pl. autóvásárlás) és a legtöbb idt fontos dolgok elvégzésére (mint a szuperszámítógépek tervezése). Több más számítógép volt ebben a korban, de az egyik kiemelkedik egy különleges ok miatt és ezt érdemes megemlíteni: a Burroughs B5000. Az olyan gépek tervezi, mint a PDP-1, 7094 és a 6600 el voltak foglalva a hardverrel, hogy vagy olcsóbbá tegyék (DEC), vagy gyorsabbá (IBM, CDC). A szoftver majdnem teljesen lényegtelen volt. A B5000 tervezi más irányt választottak. Építettek egy gépet specifikusan azzal a szándékkal, hogy Algol 60-ban (a Pascal elfutára) lehessen programozni, és több sajátosságot helyeztek el a hardverben, hogy könnyítsék a fordító feladatát. Az ötlet, hogy a szoftver is számít, megszületett. Sajnos ezt majdnem egybl el is felejtették. 1.2.4. A harmadik generáció ­ Integrált áramkörök (1965-1980) A szilikon integrált áramkörök feltalálásával, amit Robert Noyce talált fel 1958-ban, több tucat tranzisztor elhelyezése vált lehetvé egyetlen chipen. Ez a csomagolás lehetvé tette, hogy olyan számítógépeket építsenek, amelyek kisebbek, gyorsabbak és olcsóbbak, mint tranzisztoros eldjeik. 1964-re az IBM lett a vezet számítógépes cég és egy nagy problémája volt két nagyon sikeres gépével, a 7094-gyel és az 1401-gyel: annyira inkompatibilisek voltak, amennyire két gép lehet. Egyik egy nagysebesség számdaraboló volt párhuzamos bináris aritmetikát használva 36 biten és a másik egy dicsített input/output processzor volt soros decimális aritmetikát használva változó hosszúságú szavakon a memóriában. A testületi vásárlóik közül soknak mind a kett meg volt és nem tetszett nekik az, hogy két külön programozó osztályt kell mködtetniük, amikben semmi közös nincs. Mikor elérkezett az id e két sorozat lecserélésére az IBM egy radikális lépést tett. Egyetlen termékvonalat vezetett be, a System/360-at, ami az integrált áramkörökön alapult, ami mind tudományos, mind kereskedelmi számításokra volt tervezve. A System/360 sok újítást tartalmazott, ezek közül a legfontosabb, hogy ez egy kb. fél tucat gépbl álló, ugyanazt az assembly nyelvet használó gépek családja volt növekv mérettel, és teljesítménnyel. Egy cég ki tudta cserélni az 1401-ét egy 360 Model 20-ra és a 7094-ét egy 360 Model 75-re. A Model 75 nagyobb és gyorsabb volt (és drágább is), de az egyiken írott szoftver, elvileg, futott a másikon is. Gyakorlatban, egy kis modellen írt szoftver elfutott a nagy modellen, de ha egy kisebb modellre tették át, a program nem fért bele a memóriába. Így is ez egy nagy elrelépés volt a 7094 és a 1401 szituációjához képest.

***[22-25] 22.oldal 1. Fejezet

BEVEZETÉS

A kezd 360-as család néhány jellemzjét mutatja be az 1-7. ábra. Egyéb modelleket késbb mutatunk be. TULAJDONSÁG Relatív teljesítmény Forgási id Maximális memória(KB) Byte áramlás/ciklus Adatcsatornák max. száma Modell 30 1 1000 64 1 3 Modell 40 Modell 50 Modell 65 3.5 10 21 625 500 250 256 256 512 2 4 16 3 4 6

1-7. ábra Az IBM 360-as termékvonal kezdeti ajánlata.

A 360-as másik f újítása a multiprogramozás volt, ami számos programot tartalmazott egyszerre a memóriában, tehát amíg valaki egy input/output-ra várt, hogy befejezdjön, addig másik programmal is tudott dolgozni. A 360-as volt az els olyan gép, ami versenyképes volt a többi számítógéppel. A kisebb gépek versenyképesek voltak az 1401-sel, míg a nagyobbak a 7094-sel, így a vásárlók folyamatosan tudták futtatni az elöregedett programjaikat a gépeken, mert az átkonvertálta a 360-asra. Néhány modell gyorsabban futtatta az 1401-es programjait, mint maga az 1401-es, így sok vásárló soha nem is újította meg a programjait. A vesenyképesség fenntartása azért volt könny a 360-nál, mert mind a kezdeti modellek, mind a késbbiek nagy része mikroprogramozású volt. Ennek érdekében az IBM-nek 3 utasításcsomagot kellett írnia: egyet az eredeti 360-asra, egyet az 1401esre és egyet a 7094-esre. Ez a rugalmasság volt az egyik f oka, hogy a mikroprogramozást bevezették. A 360-as megoldotta a 2-es és a 10-es számrendszer közötti ellentmondást egy kompromisszummal: a gépnek 16 db 32 byte-os regisztere van a bináris számrendszerhez, de a memóriája byte orientált, úgy mint az 1401-esé. Ennek szintén 1401-es stílusú utasítás sorozata van a különböz méret mozgatható recordoknak a memória körül. Abban az idben a másik f tulajdonsága volt a 360-asnak a hatalmas cím kiterjesztés, ami 224 byte (16Mbyte) volt .Akkoriban a memória byte-ként nagyon sokba került, a 16 Mbyte pedig elérhetetlennek látszott. Sajnos a 370-es, 4300-as, 3080-as és a 3090-es szériák, amelyek a 360-ast követték, ugyanazt a szerkezeti felépítést használták. A 1980-as évek közepére a 16 Mbyte-os határ él problémává vált, és az IBM-nél a kompatibilitás rovására ment a 32 bites címjegyzékhez szükséges új 232 byte memória kialakítása. Utólag bebizonyosodott, hogy, míg 32 bit kiterjeszts szavaik és regisztereik vannak, addig valószínüleg 32 bites címeik lehetnek, de abban az idben senki nem tudott elképzelni 16 Mbyte-os gépet. Az elrelátás hiba volt az IBM részérl, úgy mintha egy modern személyi számítógép eladónak csak 32 bites címkiterjesztése lenne. Néhány éven belül a PC-knek több mint 4GB-os memóriával kell rendelkezniük, amikor a 32 bit címkiterjesztés trhetetlenül kicsivé válik. 23.oldal MÉRFÖLDK A KOMPUTER FELÉPÍTÉSBEN

A minikomputer világ is hatalmas lépést tett elre a 3. generációban a PDP-11-es széria DEC bevezetésével, és a 16 bites PDP-8 utóddal. Több esetben is a PDP-11-es széria mintha csak a kistestvére lenne a 360-asnak, csakúgy mint a PDP-1-es a 7094esnek. A 360-as és a PDP-11-es is szövegorientált regiszter és byte orientált memóriájú, mindkettnek tekintélyes az ár/teljesítmény aránya. A PDP-11 rendkívül sikeres volt, különösen az egyetemeken, és biztosította a DEC vezet helyét a többi minikomputer gyártóknál. 1.2.5 A 4. generáció-VLSI( Nagyon Széles Skálájú Integráció (1980-?)) Az 1980-as évekre a VLSI lehetvé tette, hogy az ezrekbl az els 10 majd 100 tranzisztort késbb milliókat tegyenek egy egyszer chipre. Ez a fejldés kisebb és gyorsabb komputerekhez vezetett. A PDP-1-es eltt a számítógépek olyan nagyok és drágák voltak, hogy a cégeknek és az egyetemeknek egy külön speciális részleget kellett fenntartani, amiket számítógép központoknak neveztek, hogy tudják ket mködtetni. A minikomputer megjelenésével már egyes részlegek is képesek voltak sajaát számítógépet venni. Az 1980-as évekre az árak annyira leestek, hogy egyes embereknek is lehetett már saját gépük. A PC korszak ezzel elkezddött. A PC-k használata nagyon eltér a nagy számítógépekétl. Ezeket szövegszerkesztésre, lapterjesztésre és számos magas szint alkalmazásra használták, amire a nagy gépek nem túl jók. Az els PC-ket általában egységcsomagonként árusították. Minden csomag tartalmazott egy nyomtatott áramkötáblát, egy köteg chippet, többnyire magában foglalt egy Intel 8080-ast, néhány kábelt, ersítt és esetleg egy 8 inches floppy lemezt. A részek összeszerelése. a gép összeállítása a vásárlóra maradt. Software-rel nem volt ellátva.Ha valaki akart volna, annak magának kellett megírnia. Késbb a Gary Kildall által írt CP/M operációs rendszer nagyon népszer lett a 8080-ason. Ez egy igazi (floppy) lemezes operációs rendszer volt, file szervezés, és a vezényszavakat közvetlenül a klaviatúráról írhatta be a felhasználó. Másik korai PC-k voltak az Apple és késbb az AppleII, amiket Steve Jobs és Steve Wozniak terveztek egy híressé vált garázsban. Ez a gép rendkívül népszer volt az otthoni felhasználók körében, és komoly "játékossá" lett csaknem éjszakákon át. Hosszas tanácskozások és megfigyelések után, amit más cégek tettek, az IBM, mint a számítógép ipar domináns ereje, végül elhatározta, hogy kiveszi a részét a PC üzletbl. Mivel a gép teljes tervezését a semmibl kellett kezdeni csak IBM alkatrészek felhasználásával, amelyek elavultak voltak, az IBM rá nnem jellemz lépést tett.Megbízták az IBM egyik vezetjét Philip Estridge-t, hogy egy zsák pénzzel vonuljon el a bürokrácia látókörébl a szövetséges Armonk-i (NY) fhadiszállásra, és addig ne jöjjön vissza, amíg szert nem tesz egy mköd PC-re. Estridge felépített egy üzletet a Fhadiszállástól messze, Boca Ratonban (FL), kiválasztotta az Intel 8080ast, mint a saját CPU-ját, és épített egy IBM PC-t a kereskedelmi forgalomban lév alkatrészekbl. A gépet 1981-ben mutatták be, és hamarosan a történelem egyik legkeresettebb számítógépévé vált. Az IBM tett még egy rá nem jellemz dolgot, amit késbb meg is bánt. Ahelyett, hogy a gép terveit teljes titokban tartották volna (vagy legalább szabadalommal levédték volna ), mint ahogy az szokás, megjelentették a komplett terveket a kapcsolási rajzokkal együtt egy 49 $-os könyvben. Az ötlet az volt, hogy lehetvé tegyék más számítógépes cégeknek az IBM PC-hez való csatlakozást, ezzel is

növelve annak népszerségét és rugalmasságát. Az IBM szerencsétlenségére mivel a tervek most már teljesen publikusak voltak, és valamennyi része könnyen beszerezhet volt a kereskedelmi forgalomban, számos más cég elkezdte a PC-k klónjait gyártani, gyakran sokkal olcsóbban, mint az IBM. Így indult el a sorozatgyártás. Bár az egyébb cégek nem Intel CPU-t alkalmaztak a PC-kben, beleértve a Commodore-t, Apple-t, Amigra-t és Altari-t, az IBM súlya olyan nagy volt, hogy ezeket a cégeket az IBM lesöpörte a piacról. Csak néhányan maradtak meg a piacon mint pl: a mérnöki állomások vagy a szuperkomputerek. Az IBM PC els verziói MS-DOS operációs rendszerrel voltak felszerelve, amelyeket a ( then-tiny) Microsoft Corporation mködtetett. Mint ahogy az Intel képes volt egyre ersebb CPU-kat elállítani, az IBM és a Microsoft ki tudta fejleszteni az MS-DOS jogutódját, amit OS/2-nek neveztek, amely képes volt grafikus feldolgozásokra csakúgy mint az Apple Macintoshé. Miközben a Microsoft is kifejlesztette a saját Windows operációs rendszerét és ez az MS-DOS csúcsára futott, addig az OS/2 nem volt sikeres. Egy szónak is száz a vége az OS/2 nem sikerült, az IBM és a Microsoft nyilvánosan összevesztek, és a Windows Microsoft fejlesztésként vált sikeressé. Ahogy az apró Intel és a még apróbb microsoft elérte az IBM trónfosztását, ami a világtörténelem egyik legnagyobb és legerteljesebb cége volt, kétségtelenül példaérték, ami részletesen érdemes elmondani a manager iskolákban az egész világon. Az 1980-as évek közepére egy RISC nev új fejlesztés kezdi átvenni a komplikált felépítés CISC helyét, amely jóval egyszerbb ( de gyorsabb). Az 1990-es években a szuperskálájú CPU-k kezdenek megjelenni. Ezek a gépek egyidben képesek összetett feladatokat végrehajtani, gyakran olyan parancsokat is, amelyek eltérek a programjukban leírtaktól. A második fejezetben bemutatjuk a CISC és a RISC és a szuperskála alapelveit, és a könyv folyamán megtárgyaljuk a részleteket. 1.3 KOMPUTER PARK Az elz részben rövid áttekintést adtunk a számítógép történetérl. Ebben a részben a jelenrl lesz szó és kitekintünk a jövre is. Bár a PC-k a legismertebb komputerek, napjainkban léteznek olyan gépek is amelyekrl nagyon nehéz röviden elmondani mködésüket és felhasználásukat. 25.oldal 1.3.1 Technikai és gazdasági erk A számítógép gyártás soha nem látott léptekkel fejldik. Az elsdleges mozgatóereje az, hogy a chip gyártók képesek egyre több tranzisztort elhelyezni egy chipre évrl-évre. Több tranzisztor, amelyek pici elektronikus kapcsolók, nagyobb memóriát és nagyobb erej processzort jelentenek. A technológiai haladás mértéke a Moore-törvénynek nevezett megfigyelés alapján modellezhet, amely a nevét Gordon Moore-ról, az Intel egyik alapítójáról és vezetjérl kapta, és amit 1965-ben fedezett fel. Miközben Moore a beszédeit állította össze az ipari társaságnak, felismerte, hogy a memória chippek új generációját 3 évenként mutatják be. mivel minden új generációban 4-szer annyi memória van, mint az eldjében, rájött, hogy az 1 chipre tehet tranzisztorok száma egy állandó szerint

növekszik, és megjósolta, hogy ez a növekedés még évtizedekig fog tartani.Napjainkban Moore-törvényét gyakran úgy értelmezik, mint a tranzisztorok számának 18 havonkénti megduplázódása. Megjegyezzük, hogy ez egyenl a tranzisztorok számának évenkénti kb. 60%-os növekedésével. A memória chippek mérete, és a bemutatásuk dátuma az 1.8 ábrán látható, amely igazolja, hogy a Mooretörvény még mindig mködik.

1.8 ábra A Moore- törvény az 1 chipre tehet tranzisztorok számának évenkénti 60%-os növekedését jósolta meg. Az adatpontok, amelyeket az ábrán felhasználtunk az 1 bitben található memória helyeket mutatják.

Természetesen a Moore-törvény nem egy általános érvény törvény, csupán egy tapasztalati megfigyelés arról, hogy a stabil tudományú fizikusok és a folyamat mérnökök milyen elrehaladást tudnak elérni, és annak a jóslata, hogy ezt az elrehaladást ugyanilyen tempóban tudják biztosítani a jövben is. Sok megfigyel azt várja el a Moore-törvénytl, hogy még a XXI. században is jól mködik majd, talán 2020-ig. Ennél a pontnál a tranzisztorok már csak néhány megbízható atomból fognak állni, jóllehet a kvantum komputerizálás elnyei lehetvé teszik, hogy 1 bit tárolására egy magányos elektron is elegend legyen. A Moore-törvény olyasvalamit adott, amit néhány közgazdász erkölcsös körforgásnak nevez. A technológiából adódó elnyök ( tranzisztorok száma/chip ) jobb termékekhez és alacsonyabb árakhoz vezettek. Az alacsonyabb árak új felhasználásokat eredményeztek ( senki sem készített video játékokat a számítógépekhez, amíg azok 10 millió dollárba kerültek). Az új felhasználások új piacokat nyitottak és új cégek ismerték fel a számítógépek elnyeit.

***[26-29] Fordítás, 26-29 Az ilyen vállalatok léte versengéshez vezet, ami olyan gazdasági igényt támaszt a jobb technológiák iránt, amivel legyzhetik a többieket. Így a kör bezárul. Egy újabb vezet technológiai elrelépés Nathan els software törvénye (Nathan Myhrvold, a Microsoft ügyvezetje). Eszerint: "A Software gáz. Kitágul, hogy kitöltse a tároledényét". Az 1980-as évekre visszamenleg a szövegszerkesztést olyan programokkal csinálták, mint a troff (amit a könyvhöz is használtak). A troff több tíz KByte memóriát foglal el. A modern szövegszerkesztk több tíz Mbyte-ot birtokolnak. A jövbeliek kétségkívül több tíz Gbyte igények lesznek. A software ami egyre inkább olyan sajátságokkal rendelkezik (hasonlóan a hajók oldalára rakódó kagylóhoz) egy állandó igényt jelent a gyorsabb proceszorokra, a nagyobb memóriára és több I/O kapacitásra. Amíg a csipenkénti tranzisztorból származ nyereség drámainak mondtható az elmúlt években, az egyéb kompjuter technológiákból származó profit ntt. Például az IBM PC/XT-t 1932-ben 10 MB-s hard disc-kel vezették be. Törvényszeren a jelenlegi desktop rendszerek ennél valamivel nagyobbak. A lemezek fejlesztésének mérése már nehezebb, hiszen számos paraméter van (kapacitás, adatok aránya, ár, stb.) de szinte minden mérési eredmény azt mutatná, hogy a kapacitás azóta legalább 50%-kal ntt évente. Egy másik terület, mely látványos nyereséget termel a mai napig a telekommunikáció és a hálózat. Kevesebb mint 20 év alatt 300 bit/perc modemektl eljutottunk az analóg 56 kbps modemekig, ISCN telefonvonalak 2x64 kbps-nál, a száloptikás hálozatok már jóval 1 Gbyte/perc fölett vannak. Az Atlanti-óceánon áthúzódó száloptikás telefonkábelek, mint a TAT-12/13 , kb 700 millió dollárba kerülnek, 10 éveig tartanak 300,000 egyidej hívást képesek továbbítani, ami kevesebb, mint 1 centet jelent egy 10 perces interkontinentális hívásnál. Laboratoriumi kisérletek szerint bizonyíthatóan megvalósítható a száloptikás 1 terabit/perc (1012 bit/perc)-os komunikációs rendszerek amelyek 100 km-t is meghaladhatnak ersít használata nélkül. Az Internet exponenciális növekedését nem szükséges kommentálnunk. 1.3.2 A számítógép válszték Richard Hamming, a Bell Laboratórium egy régebbi kutatója, egyszer megfigyelte, hogy a mennyiség nagyságrenddel való változtatása minségi változást okoz. Ekkép egy versenyautó, amely 1000 km/óra sebességgel képes menni a Nevada sivatagban, alapveten különböz fajtáju gép, mint egy normál autó, amely 100 km/óra sebességgel halad az autópályán. Hasonlóképpen egy 100 emeletes felhkarcoló nem csak egy arányosan felnagyított 10 emeletes lakóház. És a számítóképeknél nem 10-szeres szörzókról, hanem a több mint 3 évtized folyamán milliós szorzókról beszélünk. A nyereség Morre törvénye szerint számos módon felhasználható. Az egyik mód, hogy állandó ár mellett növekv ersségü számítógépeket építenek. Egy másik megközelítés, hogy ugyanaz a számítógépet minden évben egyre alacsonyabb áron állítják el. A számítógépipar megtette mindkettt s még többet is, bizonyítja ezt a ma elérhet számítógépek széles választéka. Egy nagyon "durva" kategorizációját a ma forgalomban léjv számítógépeknek a következ ábra nyújtja:

Tipus Ár (dollárban) Eldobható (egyszer használatos) 1 szg. Rögzített számítógépek 10 Számítógépes játékok 100 Személyi számítógépek 1000 Szerver (kiszolgáló) 10000 Irodai rendszer 100000 Mainframe (óriás számítógép) 1 milló Szuper számítógép 10 millió

Példa az alkalmazásra üdvözl lapok órák, kocsik, készülékek házi videójátékok asztali szg. vagy hordozható szg. hálózati szerver ágazati miniszuperszg. adathalomfeldolgozás egy bankban hosszútávu idjárás elrejelzés

Táblázat: Jelenleg elérhet számítógépek átfogó csoportosítása, az árakat a viszonyítást tükrözik.

Az alsó végen olyan önálló csipeket találunk az üdvözlkártyák belsejébe ragasztva, melyek eljátszák a "Boldog Születésnapot", az "Itt jön a menyasszonyt" vagy néhány egyaránt szörny versikét. A szerz nem figyelt még fel részvétnyilvánít kártyákra, melyek gyászzenét játszanak, de most hogy beleültettük a közösségi gondolatba, hamarosan várja ezt. Mindenkinek aki milliódolláros óriásszámítógépekkel ntt fel, az eldobható számítógépek kétségkívl jelen vannak (mi van a szemetesládákkal, melyek az aluminium dobozok újrafelhasználására emlékeztetnek?) Következként a létrán vannak olyan számítógépeink, melyek telefonok, televíziók és mikrohullámu sütk belsejében vannak elhelyezve, vagy áppen CD lejátszók, játékok, babák és ezer egyébb eszközben. Néhány éven belül minden elektromos készülékben egy számítógép lesz. Az "elrejtett" számítógépek száma milliókra lesz becsülve, eltörpítve minden más számítógépet a nagyságrenddel való kombinálás által. Ezek a számítógépek egy processzorral rendelkeznek, kevesebb mint egy Mbyte memóriával és néhány I/O képességgel, mindez egy önálló kis csipen, melyet néhány dollárért árulnak. Egy lépéssel feljebb a videójátékok találhatók. Ezek rendes számítóképek speciális grafikai képességgel, de korlátozott software-rel és szinte semmi kiterjeszthetséggel rendelkeznek. Szintén ezen árkategóriában találhatók meg a személyi szervezk, hordozható digitális aszisztensek és hasonló palmtop számítógépes eszközök, éppúgy mint hálózati számítógépek és web terminálok. Ami ezekben a számítógépekben közös az az, hogy tartalmaznak egy processzort, néhány Mbyte memóriát, egy bizonyos kivetítt (lehetleg egy tv készülék) és nem sok egyébb dolgot. Ez teszi ket olyan olcsóvá. Következként elérkezünk a személyi számítógépekhez, amire a legtöbb ember gondol, amikor a "számítógép" terminust hallja. Ezek magukba foglalják mind az asztali számítógépeket, mind pedig a notebookokat. Ezek általában több megabájt memóriával készülnek, egy merev lemezzel, mely néhány Gbyte adatot tartalmaz, CD-ROM meghajtóval, modemmel, hangkártyával és egyébb perifériákkal. Gondosan kidolgozott operációs rendszerrel rendelkeznek, sok kiterjesztési lehetséggel és széles skálában elérhet software-rel. Azokat, amelyekbe Intel CPU van beépítve gyakran "személyi számítógépeknek" hívják, míg a különböz fajtáju CPU-val rendelkezket "munkaállomásoknak", de fogalmilag van egy kis különbség a két fajta között. Felersített személyi számítógépeket vagy munkaálomásokat gyakran használnak

hálózati szerverként mind helyi hálózatokhoz (tipikusan egy önálló vállalaton belül) és az Internethez. Ezek önálló processzor vagy többszörös processzor formákban készülnek, néhány Gbyte memóriáig, sok Gbyte-os merevlemez hellyel és gyors hálózati kapacitással. Néhányuk több tucat vagy több száz bejöv hívást tud fogadni egyszerre. A kis multiprocesszor szerverek mellett olyan rendszereket is találunk, melyeket úgy hívnak, hogy "NOW" (Networks of Workstations) vagy "COW" (Clusters of workstations) rendszerek. Szabványos személyi számítógépekbl vagy munkaállomásokból állnak, melyek Gbyte/másodperc hálóztok által vannak összekötve, és olyan speciális softwaret futtatnak, amely az összes gépet engedi együtt dolgozni ugyanazon a problámán gyakran a tudományban vagy a technikában. Könnyedén skálázhatóak egy maréknyi géptl kezdve a több ezerig. Az alacson áruk következtében egyes ágazatok rendelkezhetnek ilyen gépekkel, amelyek ténylegesen miniszuperszámítógépek. Elérkeztünk az óriásszámítógépekhez, szobányi méret számítógépek, melyek az 1960-as éveket idézik. Sok esetben ezek a gépek egyenes leszármazottaik az IBM 360-as óriásszámítógépeinek melyet évtizedekkel ezeltt készítettek. Legnagyobb részben nem sokkal gyorsabbak, mint az óriási szerverek, de általában több I/O kapacitásuk van és el vannak látva hatalmas lemez farmokkal, melyek gyakran tartalmaznak egy Tbyte adatot vagy többet (1TB=1012 byte). Habár elképezten drágák, mégis gyakran alkalmazzák ket, köszönheten a tömérdeknyi befektetésnek a softwarebe, adatokba, operációs módokba és személyzetbe, amiket képviselnek. Sok vállalat olcsóbnak találja, ha csak idnként fizet náhány millió dollárt egy újért, mint hogy azokat az erfeszítéseket figyeljék, amelyek a kisebb gépek alkalmazásához szükséges újraprogramozással járnak. Ez az a számítógépcsoport, amelyik mostan a hirhedt 2000. év problémájához vezetett, melyet a COBOL programozók okoztak az 1960-az és1970-es években azáltal, hogy az évet 2 decimális szájegyként jelentették meg (memória megtakarítás céljából). Soha sem képzelték, hogy a software-eik 3-4 évtizednél tovbb lesznek használva. Sok vállalat követte el ugyanazt a hibát azáltal, hogy egyszeren 2 újabb számjegyet adtak az évhez. A szerz ezzennel megjövendöli a civilizáció végét ahogyan ezt tudjuk 9999 dec. 31-én éjfélkor, amikor a 8000 éves jól kihasznált COBOL programok egyszerre összeomlanak. Az óriásszámítógépek után jönnek az igazi szuperszámítógépek. Elképeszten gyors CPU-kkal rendelkeznek, sok Gbyte fmemóriával és nagyon gyors lemezekkel és hálózatokkal. Mostanában a szuperszámítógépek nagy része vált sok párhuzamos géppé, nem túlzottan különbözvé a COW tipustól, de gyorsabb és több komponenssel. A szuperszámítógépeket a tudományban és technikában fellép számításos intenzív problémák megoldására használják, mint pl. összeütköz galaxisok szimulálására, új gyógyszerek szintetizálázára vagy a leveg egy repülgép szárnya körüli áramlásának modellezésére. 1.4. Példa számítógép családokra Ebben a részben egy rövid bevezetést adunk 3 kompjúterhez, amiket legtöbbször példának hozunk fel a könyv nagy részében: a Pentium II, az UltraSPARC II és a picoJAVA II[sic]. 1.4.1. A Pentium II bevezetés

1968-ban Pobet Noyce, a szilícium integrált áramkör feltalálója, Gordon Moore, aki Moore-törvényérl hírneves, és Arthur Rock, egy San Fransiscoi kapitalista vállalatot alapítottak az Itel Corporation-t, hogy memória csipeket gyártsanak. Mködése els évében az Intel csak 3000 dollár érték csipet adott el, de az üzlet azóta fellendült. A 60-as évek második felében a számológápek nagy elektromechanikus eszközök voltak, amik mérete megegyezett egy modern lézernyomtatóval és 20 kg-ot nyomtak. 1969 Szeptemberében egy japán vállalat, a Busicom megbízta az Intelt, hogy készítsen 12 csipet egy tervezett elektromos számítógéphez. Az Intel mérnökei nekiláttak a projectnek. Ted Hoff megnézte a terveket és észrevette, hogy bele tud helyezni egy 4 bites általános célú CPU-t egy önálló csipbe, ami ugyanazt a funkciót látja el, de ugyanakkor egyszerbb és alcsóbb is. Így 1970-ben az els ilyan CPU, ami egyetlen csipben van, a 2300-tranzisztor 4004 meglátta a napvilágot. (Faggin et al., 1996). Ez semmit sem ért mivel sem az Intel, sem a Busicom nem tudta, hogy épp mit fedeztek fel. Amikor az Intel eldöntötte, hogy megérné esetleg a 4004-est kipróbálni a többi projectben, felajánlotta, hogy visszavásárolja az új csip összes jogát a Busicomtól, visszatérítése 60 000 dollárt, amit a Busicom fizetett neki kifejlesztésért. Az Intel ajánlatát gyorsan elfogadták, aki ezután hozzálátott a csip 8 bit-es változatának kidolgozásához, amit 1972-ben mutattak be. Az Intel nem várt nagy keresletett a 8008, így egy alacson volumen gyártásra állt be. De legtöbbek megrökönyödésére akkora volt az érdekldés, hogy az Intel hozzáfogott egy új CPU csip tervezéséhez, aminek a memóriája a 8008-a 16K-s kapacitásához hasonló (amit a csipen lev láb száma ír el). Ez a kivitelezés a 8080-t eredményezte, egy kicsi általános célú CPU-t, aminek bemutatására 1974-ben került sor. Sokkal inkább, mint a PDP-8-as, ez a termék egy csapásra meghódította a szakmát, és azonnal tömegcikk lett. Az ezres eladás helyett (amit a DEC tett) az Intel milliókat adott el. 1978-ban jött a 8086, igazi 16-bites CPU egy önálló csipen. Az 8086-ost úgy tervezték, hogy kicsit hasonlítson a 8080-ashoz, de ne legyen vele kimpatibilis. A 8086-ost a 8088-as követte, aminek ugyanaz az architekturája, mint a 8086-nak és ugyanazokat a programokat futtatta, de volt egy 8-bites buszja a 16 bites helyett, ami lassúbbá viszont olcsóbbá tette a 8086-osnál. Amikor az IBM kiválasztotta a 8088-ast, mint az eredeti IBM PC CPU-ját, ez a csip nagyon gyorsan a személyi számítógépipar standardjévé vált. Sem a 8088-as sem a 8086-os nem tudott 1 Mbyte memóriánál többet küldeni. Az 1980-as évek els felére ez egyre inkább éget problámává vált, tehát az intel megtervezte a 8286-ot, ami a 8086 fölfelé kompatibilis verziója.

***[30-33]
Fordítás: 30-33.oldal Készítette: Gyarmati Andrea (h938709)

Az alap utasítás készlet lényegében azonos volt a 8086 és a 8088-ban. De a memória kezelés teljesen különbözött, és inkább nehézkes volt. A feltétel a korábbi chippekkel való kompatibilitás volt. A 80286-ost IBM PC/AT gépeken használták és a középkategóriás PS/2-ben. Csak úgy mint a nagysiker 8088-ast, lényegében azért, mert ezt egy gyorsabb 8088- asnak tekintették. . A következ lépés az igazi 32 bites processzor volt, a 80386, amit 1985-ben hoztak ki. Mint a 80286-os ez is többé-kevésbé kompatibilis volt visszamenleg egészen a 8080 -ig . A visszafelé való kompatibilitás elôny volt azok számára, akiknek a régi programok futtatása fontos volt, de ellenszenvett ébresztettek azokban , akik jobb szerették az egyszer, tiszta, modern a múlt hibáitól mentes felépítést. Négy évvel késbb kijött a 80486-os. Ez lényegében egy gyorsított válltozata volt a 80386-nak, aminek szintén volt egy lebeg-pontos-egysége, valamint 8K Cache memóriát is tartalmazott a chipbe építve. A cache memóriát arra használják, hogy tárolja a legtöbbet használt memória részt, a processzorban vagy annak a közelében, a lassú központi memória hozzáférés elkerülése végett. A 80386-os támogatja a többprocesszoros környezetet, ami megengedi a gyártóknak, hogy olyan rendszereket építsenek , amiben több processzor van. Ezen a ponton az Intel rájött, hogy a nehéz (mivel elvesztette a szabadalmi pert) szabadalom alá vonni számokat (mint a 80486), így a következ generáció nevet kapott: Pentium (a görög szóbol penta (öt)). A 80486 -ban egy beépített pipeline van , ellenben a Pentiumban már kett, amelyik lehetvé teszi kétszer gyorsabban való végrehajtást. (A pipeline -ról már volt szó a 2 fejezetben). Amikor a következ generáció megjelent, elkeseredtek azok, akik abban reménykedtek, hogy az új család a Sexium (latin: sex = 6) nevet kapja. A Pentium név már jól csengett a köztudatban, igy az értékesítéssel foglalkozó emberek meg akarták tartani és az új chip neve a Pentium Pro lett. A kis névváltozás ellenére ez a processor nagy áttörést mutatott. A helyett, hogy kett vagy több Pipeline lenne benne, a Pentium Pro telljesen más bels szervezése révén 5 utasítást tudott egyszerre végrehajtani. A másik újjítás , hogy a Pentium Pro két szintes Cache memóriát tartalmazott. Magában a chipben van 8K a gyakran használt utasítások tárolására , és van még 8K a gyakran használt adatok számára. Valamint ugyanabban a tokban (a Pentium Pro dobozában) , de nem magába a Chipbe építve van a második-szint cache, ami 256 KB. A következ Intel processzor a Pentium II , lényegében egy Pentium Pro egy különleges multimedia utasítás kiegészítéssel (MultiMedia Extension). Ezek az utasítások a számitás igényes audio és video lejátszások sebességét hivatottak növelni, fölöslegessé téve egy multimédiás társprocesszor hozzáadását. Ezek az utasítások a késbbi Pentiumokban is hozzáférhetek, de a Pentium Pro-ban nem. Egyszóval a Pentium II kombinálta a Pentium Pro ersségeit egy multimédia támogatással. 1998 elején az Intel bemutatta új termékét a Celeront, ami alapjába véve egy alacsony árú, gyengébb teljesítmény verziója a Pentium II-nek. A Celeront alacsony

minség PC-be szánták (low-end). Mivel a Celeron ugyanolyan felépítés, mint a Pentium II , nem fogjuk megvitatni a könyvben. 1998 júnisában a Pentium II különleges verzióját mutatta be az Intel, amit a piac magasabb rétegeibe szánt. Ez a processzor a Xeon nevet kapta, nagyobb cache, gyorsabb bus, valamint jobb többprocesszoros támogatás jellemzi, de másrészrl egy normál Pentium II, így ezt sem beszéljük meg részletesen a késbbiek folyamán. Chip 4004 8008 8080 8086 8088 80286 80386 Dátum MHz 4/1971 0.108 4/1972 0.108 4/1974 2 6/1978 5-10 6/1979 5-8 2/1982 8-12 10/198 5 4/1989 3/1993 3/1995 16-33 25-100 60-233 150200 233400 Tranziszt Memória Megjegyzés or 2,300 640 Elsmikroprocessor chipen 3500 16 KB 8 bites mikroprocesszor 6000 64 KB Els minden célnak megfelel 29000 1 MB Els 16 bites CPU 29000 1 MB Ezt használták az IBM PC-ben 134000 16 MB Már van memória védelem 275000 4 GB Az els 32 bites CPU 1.2 M 3.1 M 5.5 M 7.5 M 4 GB 4 GB 4 GB 4 GB 8K cache beépítve 2 Pipeline, kesbb MMX 2 szint cache beépítve Pentium Pro + MMX

80486 Pentium Pentium Pro Pentium II 5/1997

{ Az ábrán az Intel család látható. Az órasebesség MHZ-ban van megadva, ami 1 millió fordulat/másodperc. } Az összes Intel chip kompatibilis volt az eldeivel vissza egészen a 8086. Egyszóval a Pentium II képes 8086 programokat futtatni módosítás nélkül. Ez a kompatibilitás mindig is tervezési minimum volt, hogy megengedjék a felhasználóknak, hogy megtarthassák a már meglév szoftver beruházásukat. Természetesen a Pentium II 250 - szer bonyolultabb, mint a 8086, így a Pentium II meg tud csinálni olyan dolgokat, amit a 8086- os nem tudott. Ezek a részekre szedtett darabok azt erdeményezik, hogy a felépítése nem annyira elegáns, mintha odadnánk valakinek a Pentium II -t felépít 7.5 millió tranzisztort és utasításait, hogy kezdje el elrl fölépíteni. Érdekes megjegyezni, hogy a Moore törvénye -sokáig a memória bitjeinek számához volt társítva- ugyanolyan jól alkalmazható a processzorokra is. Ábrázolva a trancisztorok számát a megjelenés függvényében, észrevesszük, hogy minden chip egy félegyenesen helyezkedik el; itt is azt látjuk, hogy Moore törvénye igaz.

Az UltraSPARC II bemutatása Az 1970- es években a UNIX volt népszer az egyetemeken, de nem a

személyi számítógépeken futó UNIX, tehát a UNIX-kedvelk idosztásos (gyakran túlterhelt) miniszámítógépeket használtak, mint például a PDP-11 és a VAX. 1981-ben egy German Stanford-on végzett hallgató, Andy Bechtolsheim, aki megunta, hogy a számítógépközpontokban UNIX-ot használtak, elhatározta, hogy épít magának egy személyi UNIX munkaállomást használaton kívüli részekbl. SUN-1nek (Stanford University Network) hívta. Bechtolstheim nemsokára felhívta Vinod Khosla, egy 27 éves indiai figyelmét, aki égett a vágytól, hogy 30 éves korára milliomos legyen. Khosla meggyzte Bechtolsheim-et, hogy alakítson egy céget, ami SUN munkaállomásokat épít és ad el. Khosla szerzdtette Scott McNealy-t, egy másik Stanford-on végzett diákot a gyártás vezetjének. A szoftver megírásához szerzdtették Bill Joy-t, a Berkeley UNIX legfontosabb tervezjét. k négyen alapították a SUN Microsystem-et 1982-ben. A SUN els terméke Sun-1, amely MOTOROLA 68020 CPU-val mködött, amely azonnali siker volt, mint az ezt követ SUN-2 és SUN-3 gépek is, melyek szintén MOTOROLA CPU-t használtak. Nem lehet más személyi száémítógépekkel egy napon említeni. Ezek a gépek messze ersebbek voltak (innen az elnevezés "munkaállomás" ), és azt tervezték, hogy a kezdetektl hálózaton fog futni. Mindegyik SUN munkaállomás ETHERNET kapcsolattal és IPC/IP szoftverrel az ARPANET-hez, az Internet elfutárához való kapcsolódáshoz. 1987-re a SUN eladott fél billió dollár érték rendszereket, elhatározta, hogy megtervezi saját CPU-ját. Ezt egy új forradalmi tervre alapozta a California Egyetemrl Berkeley-bl (RISK II). Ez a CPU, amit SPARC-nak (Scalable Processzor Architecture) hívtak, a SUN-4 munkaállomás alapja. Rövid idn belül minden SUN terméket használt a SPARC CPU. Eltéren a többi számítógépes cégtl, a SUN elhatározta, hogy nem maga fogja gyártani a SPARC CPU chipeket. Ehelyett engedélyezte gyártásukat néhány különböz kisebb vállalatnak remélve, hogy a versengés köztük növelni fogja teljesítményüket és csökkenti az árakat Ezek a vállalatok számos különböz chippeket gyártottak, különböz technológián alapulva, különböz órasebességgel futva és különböz áron. Ezek a chipek magukba foglalták a MicroSPARC-ot, a HyperSPARC-ot, a SuperSPARC-ot és a TurboSPARC-ot. Bár ezek a CPU-k kisebb dolgokban különböztek, de mind kompatibilis volt és futott rajtuk ugyanaz a felhasználói program módosítások nélkül. A SUN mindig azt akarta, hogy a SPARC nyitott felépítés legyen sok ellátóegységgel és rendszerrel, azzal a céllal,hogy építsen egy vállalatot, amely versenybe tud szállni személyi számítógépek terén a világon már uralkodóvá vált Intel alapú CPU-kal. Elnyerték a cég bizalmát, amely érdekelve volt a SPARC-ban, de nem akartak beruházni a gyártás ellenrzésébe, mint vetélytárs. A SUN megalakított egy ipari konzorciumot SPARC International néven, a SPARC felépítésének jövbeli változatának kifejlesztésére. Így fontos külünbséget tenni a SPARC felépítés, amely egy pontos felvilágosítást ad és más, programban látható jellemvonást tartalmaz, és ezek egy sajátos eszköze között.Ebben a könyvben meg fogjuk tanulni mindegyiket a generikus SPARC felépítésérl, és azután tárgyaljuk a CPU chipeket Chaps-ban. A 3 és a 4 egy speciális SPARC chipet használ a SUN munkaállomásokban. A kezdeti SPARC 32-bites gép volt, 36 Mhz-n futott. A CPU-t IU-nak (Integer Unit) hívták, egyszer és átlagos volt a 3 legfontosabb utasítás formátummal és összesen 55 utasítással. Ráadásul a lebegpontos egység hozzáadott másik 14 utasítást. Ez ellentétben állt az Intel vonalával, amely 8- és 16-bites chppekkel (8086, 8088, 80286) kezdte és végül a 80386-tal 32 bites lett.

A SPARC els megtörése 1995-ben következett be a SPARC felépítésének 9.verziójának megjelenésével, egy 64-bites felépítés, 64-bites címzéssel és 64-bites regeszterekkel. Az els SUN munkaállomás a V9 (Version 9) felépítés volt az UltraSPARC I, amit 1995-ben vezettek be. (Trembley és O`Connor, 1996). A 64-bites gépek ellenére, ez is teljesen binárisan kompatibilis volt a már létez 32bites SPARC-okkkal. Az UltraSPARC meg akarta törni a gyanut. Ezzel szemben az elz gépekben meg volt tervezve, hogy alfanumerikus adatot kezel és a futó programok, mint word processzorok, vírusirtás, az UltraSPARC-ban általában meg volt tervezve a kezdetektl a képek, audio, video és multimédia kezelése. Más újítások között a 64bites felépítés mellett volt 23 új utasítás,magába foglalt néhány tömörített és nem tömörített képelemet 64-bites szavaktól, képek kicsinyítését és nagyítását, blokkok mozgatását, video ki-és betömörítését. Ezeknek az utasításoknak, röviden VIS (Visual Instruction Set) az a céljuk, hogy általános multimédia hozzáférhetséget biztosítsanak az Intel MMX utasításokhoz hasonlóan. Az UltraSPARC olyan magasszint alkalmazásokra van tervezve, mint a nagy multiprocesszoros Web szerverek tucatnyi CPU-val és 2TB (terabyte)-ig terjedfizikai memóriával. Mindazonáltal kisebb verziók notebook számítógépeken is használhatók. Az UltraSPARC I örököse az UltraSPARC II és az UltraSPARC III volt. Ezek fleg az órasebességben különböznek, de néhány új jellemzt is hozzáadtak minden új változathoz.

***[34-37] Hozzá voltak adva az ismétlések is. Ebben a könyvben ,amikor megvitatjuk a SPARC sturkturát, Használni fogunk 64-bites V9 ULTRASPARC II ­t úgy mint példát. 1.43 Beveteés a picoJava II ­be A C programnyelvet Denis Ritchie a Bell labóratórium dolgozója találta fel a Unix operációs rendszer számára . A Unix gazdaságos tervénak és népszerségének köszönheten ,a C hamarosan domináns programnyelv lett. Néhány év múlva a Bell labóratóriumos Bjarne Stroustrup hozáadott néhány ötletet Az objectum orientált programozás világából a C-hez, hogy létrehozza a C++t ,amely szintén nagyon népszer lett. A 90-es évek közepén a Sun microsystem kutatói módokat kerestek arra, a felhasználók bináris programokat szedjenek le az Interet-rl, és World Wide Web (www) oldalként futassák. Szerették a C++ -t ,de nem volt elég biztos. Más szóval egy új C++ bináris program könnyen belemászhatott a gépekbe. A megoldás egy új nyelv feltalálása volt a Javaé, amit a C++ ihletett, de biztonsági problémák nélkül. A Java gépelés biztos nyelv melyet egyre többen használtak. Mivel népszer és elegáns nyelv, használni fogjuk a könyvünkben programpéldákra. Mivel a Java csak programozási nyelv, lehetséges szerkesztket írni a számára Pentium-ra, Sparc-ra vagy ás architecturákra. Ilyen szerkesztk számára. A Sun f célja a Java-val az volt, hogy lehetvé tegye a futtatható programok cseréjét az Internetes És hogy a felhasználó módosítás nélkül futtathasson. Ha egy SPARC-on szerkeztett Java programot Az interneten átküldenék egy Pentiumnak, nem futna, meghamisítva a célt, hogy képes bináris programot küldeni bárhová, és ott futtatni. Hogy a bináris programotkat hordozhatóvá tegyük különböz gépeken, a Sun meghatározott egy virtuális gépszerkezetet JVM (Java virtual machine) néven. Ennek a gépnek 32 bites szavakból és 226 parancsból álló memóriája van. ezek többnyire egyszerek, De néhány komplexebb, többszörös memória aktust igényel. Hogy a Java-t hordozhatóvá tegye, a Sun írt egy szerkesztt, ami összeköti a Java-t a JVM-mel Írt egy JVM fordítóprogramot is a Java bináris programok futtatására. Ezt C nyelven írta , ezért C szerkeszts gépen futtatható , azaz majdnem minden létez gépen . Tehát ha Java bináris programokat akarunk futtatni , csak egy futtatható bináris programot kell szereznünk a JVM fordítónak amelynek felülete (Pentium II és Windows 98 ,Sparc ,UNIX stb) lehet bizonyos támogatott programokkal és könyvtárakkal. A legtöbb Internetböngész kalauzhoz van JVM fordító, hogy megkönnyítse az applet

Futtatását , amik kicsi Java bináris programok , Társítva a WORD WIDE WEB oldalakkal. Sok közöttük amely animációt és hangot is produkál. A JVM programok (vagy más programok, azért a dolgokért) fordítása lassú. Egy alternatíva a az applet futtatására : elször kézzel megszerkeszteni a JVM programot a gépen és aztán futtatni. Ez a stratégia megkívánja a JVM gépnyelv szerkeszt meglétét a böngészben és azonnali futtathatóságát.Az ilyen fordítókat JIT ­nek (Just it time ) hívják. De nagy helyet foglalnak és amig lefordítja a programot a JVM gép nyelvére sok id telik el. A JVM szoftverek mellett (JVM forditó és JIT szerkeszt), a Sun és más cégek is terveztek hardwert. JVM chipekkel. Ezek a CPU­k amelyek közvetlenül futtatják a JVM bináris programokat. A kezdeti architecturák, az eredeti picoJava I (O'Connor és Tremblay 1997) és picoJava II (McGhan és O'Connor 1998), a beágyazott eszközök piacát célozzák meg. Ez a piac ers, flexibilis és olcsó chipeket Igényel (50 $ vagy alatta) amik kártyákba vagy Tv ­kbe telefonokba és más eszközökbe vannak ágyazva, fleg kommunikációra használatos dolgokba. A Sun licenszei saját chipeket tudnak gyártani a PicoJava design-t használva a cahce méretét változtatva, hozzátéve vagy elvéve a Floating ­point egységeket. A Java chip értéke a piacon az, hogy meg tudják változtatni a funkcióját.Pl : vegyünk Egy üzletembert aki eddig nem olvasott faxot a telefon kis képernyjén, de egyszer szüksége lesz rá. Az ellátot híva letöltheti a Faxnézt a telefonon. A memória hiánya a JIT szerkesztését lehetetlenné teszi. Ebben a helyzetben JVM chip hasznos. Bár a picoJava II nem egy konkrét chip (nem megvásárolható), ez számos más chip alapja . Pl : Sun microJava 701 processzoré (Cpu) és a különböz chipektl a Sun licensig. Mi a picoJava II fogjuk használni mert nagyon különbözik a Pentium II-tl és az Ultrasparc processzoroktól (CPU) és Más területen használjuk. Ez a processzor érdekes a mi céljainkra nézve , mert a IV. fejezetben Pl : JVM microprogram-ot jól fogjuk használni. Mi viszont tudni fogjuk hogy a mictoprogramunk design-ja ellentetje a igazi hardwere design-jának A picoJava II két része van a Cache és a flooating ­point egység, amelyet mindenki jól eltávolíthat. Az egyszerség kedvéért a picoJava II ­re chip -ként és nem chip design -ként fogunk utalni. Néha utalni fogunk a Sun microJava 701­es chipre, ami végrehajtja a PiciJava II designt. A Pentium II ­t, ULRASPARC ­t és a picoJava II használva 3 féle processzort (CPU) tanulmányozunk. Ezek hagyományos CISC felépítések modern SUPERSCALAR technológiával felszerelve, a Risc felépítés azt jelenti, hogy superscalar technológia és a java chip be van, ágyazva a rendszerbe. Ez a három processzor nagyon különbözik egymástól, alkalmat adnak nekünk megvizsgálni A jobb rtechnológiát és láthatjuk amit a sokféle optimalizálássokkal lehet készíteni processzorokat .

1.5 Mirl szól a könyv Ez a könyv a multilevel computerekrl szól. 4 szintet (level -t) fogun vizsgalni.(Digitális logika, operaciós rendszer, microarchitectura , Isa ). F témáink A memória A parancsok A design. Ezeknek a tanulmányozását a computer organization -nek nevezik. Elssorban fogalmakkal fogunk foglalkozni, ezért a példák le lesznek egyszersítve, hogy a lényegre koncentráljunk. Hogy betekintést nyerjünk abba, hogy az elméletet hogyan használjuk a gyakorlatban. Használni fogjuk a Pentium II-t ,ULRASPARC-ot és a picoJava II-t. Több okból választottuk ezeket. I. Széles körben használják ket az olvasó biztos, hogy fog találkozni valamelyikkel. II. Mindkettnek megvan az egyéni felépítése, amely alapot nyújt az összehasónlításra. Az olvasót próbáljuk ösztönözni a számítógép kritikus (alpos) vizsgálatára. Szeretnénk leszögezni, hogy ez a könyv nem a Pentium II, ULTRASPARC II, picoJava II programozásáról szól. A II. fejezet bevezetés a computer alapvet részeibe. Szeretnénk áttekintést nyújtani a könyv felépítésében és Bevezett adni a további fejezetekbe. III, IV, V, VI Fejezetben : A LEVEL-ek (szintekrl) szól. A k level design-ja a k-1 level által meghatározva, tehát csak akkor érthet, ha tisztában vagyunk az azt motiváló level-kel. III. Fejezet: A digital logic level (digitális logikai szint) Mi a gate (kapu). Boolean algebra. PCI Bus IV. Fejezet: A microarchitecture level ­rl szól. V. Fejezet: ISA level ­rl szól. VI. Fejezet: Parncsok Memória Példák: A Unix és Windows NT-ben, ULTRASPARC-N. VII. Fejezet: Nyelvi level. VIII. Fejezet: Párhuzamosan használt komputerek. IX. Fejezet: Ajánlott olvasmány.

PROBLÉMÁK
Magyarázd meg saját szavaiddal a következfogalmakat: a. Translator (Transzformátor). b. Interpeter (fordító)

c. Virtual machine (virtuális gép)

***[38-41] 2. .Mi a különbség az értelmezés és fordítás között? 3. Elképzelhet-e egy fordító részérl, hogy a mikro architektura szintjén generáljon outputot az ISA szint helyett? Vitassák meg a feltevés mellett és ellen szóló érveket! 4. El tud képzelni egy többszint számítógépet, amelyben az eszköz szint és a digitális logika szint nem a legalacsonyabb szintek? Magyarázza meg! 5. Vegyünk egy számítógépet, melynek az értelmezje megegyezik az 1., 2. és 3. szinten. Egy értelmeznek n utasításra van szüksége ahhoz, hogy egy utasítást elszállítson, megvizsgáljon és végrehajtson. Az els szinten egy utasítás k nanosecundum alatt hajtódik végre. Ez mennyi idbe telik a 2., 3., 4. szinteken? 6. Vegyünk egy többszint számítógépet, ahol mindegyik szint különbözik. Mindegyik szintnek vannak olyan utasításai, melyek m-szer ersebbek., mint az alatta lév szinten levk, ami azt jelenti, hogy egy r szint utasítás r-1 db m szint utasítás feladatát látja el. Ha egy els szint programnak k másodperc szükséges a futáshoz, mennyi idbe kerülne egy ugyanolyan programnak a 2., 3., 4. szinten, feltételezve, hogy n szint r utasítás szükséges ahhoz, hogy értelmezzen egyetlen r+1 utasítást? 8. Milyen értelemben ekvivalens a software és hardver? Milyenben nem? 9. Neumann azon ötletének, hogy a programokat a memóriában tároljuk, egyik következménye, hogy a programok az adatokhoz hasonlóan megváltoztathatóak. Tudna egy olyan példát említeni, melyikben ez az adottság hasznos lehet. (tipp: Gondoljon az aritmetika használatára a tömbökön!) 10. A 360 modell 75 teljesítményarány 50- szerese a 360 modell 30, de a ciklusid csak ötször olyan gyors. Hogyan indokolja ezt az ellentmondást? 11. Két alap rendszerterv látható az 1-5 és 1-6 ábrán. Írja le, hogyan történhet az input/output ezen rendszerekben. Melyiknek van lehetsége a jobb rendszerteljesítményre? 12. Egy bizonyos idpontban egy tranzisztor, egy mikroprocesszor 1 micron volt diaméternben. Moore törvénye szerint a következ évi modellben milyen nagy lenne egy tranzisztor?

2
Számítógéprendszerek felépítése
Egy digitális számítógép processzorok, memóriák, ki- és bemeneti egységek (I/O) kölcsönösen összekapcsolt rendszerébl áll. Ez a fejezet bevezetés ehhez a három összetevhöz, valamint háttér a következ öt fejezet specifikus szintjeinek részletes megvizsgálásához. A processzorok, memóriák, a ki- és bemeneti egységek kulcsfogalmak, és minden szinten jelen lesznek, így azzal kezdjük számítógép architektúra tanulmányainkat, hogy megnézzük ezt a három egységet. 2.1 Processzorok A 2-1. ábra mutatja egy egyszer busz orientált számítógépes felépítését. A CPU (központi vezérl egység) a számítógép "agya". Funkciója az, hogy a main memóriában tárolt programokat végrehajtsa; elérve azok utasításait, megvizsgálja, majd egymás után végrehajtja ket. Az összetevket egy busz kapcsolja össze, ami cím, adat és ellenrzszignálok átvitelére való párhuzamos kábelek gyjteménye. A buszok lehetnek CPU-n kívüliek, a memóriához és az I/O eszközökhöz kapcsolva, de

lehetnek CPU-n belüliek is, mint ahogyan ezt hamarosan látni is fogjuk. A CPU számos elkülönül részbl áll össze. A vezérlegység felels az utasítások elszállításáért a main memóriából, valamint a típusaik meghatározásáért. Az aritmetikai logikai egység (ALU) olyan mveleteket végez, mint az összeadás, vagy a Boolean típusú AND mvelet, amelyek szükségesek az utasítások végrehajtásához. A CPU ezen kívül még tartalmaz egy nagy sebesség memóriát, amelyet ideiglenes eredmények és bizonyos vezérlinformációk tárolására használ. Ez a memória számos regiszterbl áll, amelyeknek meghatározott méretük és funkciójuk van. Általában az összes regiszter ugyanolyan méret. Mindegyik regiszter egy számot tud tárolni, maximálisan a regiszter mérete alapján meghatározottat. A regisztereket gyorsan lehet olvasni és írni, mivel ezek a CPU belsejében találhatóak. A legfontosabb regiszter a programszámláló (PC), amelyik a következ végrehajtandó elszállítandó utasításra mutat. A "programszámláló" név kissé félrevezet, mert a számoláshoz semmi köze, mégis ezt a kifejezést használják rá általánosan. Ugyancsak fontos az utasításregiszter, amely az éppen végrehajtás alatt lév utasítást tartalmazza. A legtöbb számítógépnek számos más regisztere is van. Néhány ezek közül általános, néhány specifikus célokat szolgál. Ábra 2-1.: Egyszer számítógép felépítése egy CPU- val és két be/kimeneteli egységgel. 2.1.1 A CPU felépítése Egy tipikus Neumann-féle CPU bels szerkezetének részeit részletesebben a 2-2. ábra mutatja. Ezt a részt data pathnak hívják, és a regiszterekbl (általában 1-tl 32-ig),az ALU-ból és néhány buszból áll, amik összekapcsolják a darabokat. Ezek a regiszterek táplálják a két ALU input regisztert, amit az ábra A-val és B-vel jelöl. Ezek a regiszterek tárolják az ALU inputját, amíg az ALU számol. A data path minden gépben nagyon fontos, így a könyvben részletesen fogunk majd foglalkozni vele. Az ALU saját maga végzi az összeadást, a kivonást és más egyszer mveleteket az inputjain, így adva át az eredményt az output regiszternek. Ezt az output regisztert egy regiszterbe tudjuk besorolni. Szükség esetén ezt a regisztert késbb a memóriába át lehet írni. Nem minden rendszer rendelkezik az A, B és output regiszterekkel. A példában az összeadást illusztráljuk. A legtöbb utasítást a következ két kategória egyikébe tudjuk besorolni: regiszter memória, regiszter - regiszter utasítás. A regiszter - memória utasítás megengedi a memória szavainak, hogy a regiszterekbe szállítódjanak, ahol pl. az ALU inputjaiként lehet ket használni késbbi utasításokban. (a "szavak" a memória és a regiszter között mozgó adategységek. A szó jelölhet egy integer típusú számot is. A memória felépítését késbb tárgyaljuk meg ebben a fejezetben.) Más regiszter - memória utasítások megengedik a regisztereknek, hogy tárolódjanak a memóriában. Az utasítás másik fajtája a regiszter - regiszter típusú. Egy tipikus regiszter - regiszter utasítás két operandust szállít a regiszterekbl, elviszi ket az ALU input regisztereihez, végrehajt rajtuk pár mveletet, pl. az összeadást vagy a Boolean And mveletet, és az eredményt a regiszterek egyikében tárolja. A két operandus ALU-n keresztüli futtatásának és az eredmény tárolásának folyamatát "data path cycle"- nek hívjuk. Ez a legtöbb CPU lelke. Ez nagyban meghatározza, hogy mit tud egy gép csinálni. Minél gyorsabb a data path cycle, annál gyorsabb a gép.

***[42-45] Nem készült el! Hodur Albert: h938358

***[46-49] Bartalos Jen kpmI. (h734573) 46 A SZÁMÍTÓGÉPES RENDSZEREK FELÉPÍTÉSE 2.fejezet

2.1.3. RISC kontra CISC A hetvenes évek vége felé rengeteget kísérleteztek nagyon összetett utasításokkal, amit az interpreter tett lehetvé. A tervezk próbálták csökkenteni a szakadékot a gépek tudása és a magas szint programnyelvek által megkívánt fejlettségi szint között.Alig volt valaki, aki egyszerbb gépek tervezésérl gondolkodott, épp úgy, mint ma, nem sokan terveznek egyszerbb operációs rendszereket, hálózatokat, szövegszerkesztket, stb... ( talán nem szerencsésen ). John Cocke, az IBM munkatársa vezette azt a csoportot, amely szakított az addigi irányzattal, és megpróbált megvalósítani néhányat Seymour Cray ötleteibl egy nagy teljesítmény mini computerben. Ez a munka egy kísérleti mini-számítógéphez vezetett, amelyet 801-esnek neveztek. Habár az IBM sohasem dobta piacra a gépet, és az eredményeket sem közölték évekig (Radin, 1982), a hír mégis kiszivárgott, és mások is elkezdtek foglalkozni hasonló architektúrák vizsgálatával. 1980-ban egy, a Berkley egyetemen David Patterson és Carlo Séquin által vezetett csoport olyan VLSI CPU chipeket kezdett tervezni, amelyek nem használtak interpretereket. ( Patterson, 1985; Patterson és Séquin, 1982 ). k alkották meg erre a koncepcióra építve a RISC elvet. CPU chipjüket RISC I - nek nevezték, amelyet hamarosan a RISC II. követett. Nem sokkal késobb, 1981-ben, a San Francisco-i öblön túl, Stanfordban, John Hennessy egy kicsit másmilyen gépet tervezett és készített el, amit MIPS- nek nevezett.( Hennessy, 1984). Ezek a chipek fontos kereskedelmi termékekké váltak, a SPARC és a MIPS különösen. Az az új processzorok jelentsen klönböztek az akkoriban kereskedelemben lévktl. Mivel nem voltak velük visszafelé kompatibilisek, így a tervezk szabadon alkalmazhattak új utasítás-csomagokat, amelyekkel ki lehetett használni a rendszerek teljes kapacitását. Míg kezdetben a hangsúly a gyorsan végrehajtható, egyszer parancsokon volt, hamar felismerték, hogy az utasítások fejlesztését gyorsan kell végezni, hisz ez a kulcs a sikerhez. Kevésbé számított, hogy milyen hosszú egy utasítás, mint hogy másodpercenként hányat lehet végrehajtatni belle. Ezen egyszer processzorok tervezése idején a figyelem a viszonylag kis számú (kb.50) végrehajtható utasítások felé fordult. Ez a szám sokkal kisebb volt, mint a bevált gépeken kiadható 200-300 parancs.( Ilyen volt pl.: a DEC VAX és az IBM nagy gépei). Igaz, a RISC betszó Redukált Utasításkészlet Számítógépet jelent ( Reduced Instruction Set Computer ), ami a CISC ellentéte, mivel ez Összetett Utasításkészlet Számítógépet jelent. (Complex Instruction Set Computer ) /ez egy alig leplezett utalás a VAX-nak, amely ez id tájt uralkodó a Számítástechnikai

Tudományegyetemek között./ Manapság már csak néhány ember gondolja azt, hogy az utasításkészlet mérete egy hatalmas tömb, de a név mégis megmaradt. Hogy ne nyújtsuk hosszúra a történetet, végül is ádáz háború robbant ki : a RISC támogatói támadást indítottak a biztos alapokon nyugvó többiek ( VAX, Intel, IBM) gépei ellen. Azt akarták, hogy a számítógépek tervezése a legjobb úton haladhasson, ez pedig a kis számú, egyszer utasítások egy ciklusban, a megadott sorrendben történ végrehajtását jelenti ( 2-2 ábra ). 47. Nevezetesen, vegyünk két regisztert, egyesítsük ket valahogy ( pl. adjuk vagy kapcsoljuk össze ket), és tároljuk a kapott eredményt egy regiszterben. Az eredmény a következ: Egy RISC elven mköd gép 4-5 utasítással hajtja végre azt, amit egy CISC- gép egyetlen paranccsal elintéz, azonban tizszer gyorsabban dolgozik.( hiszen nincs interpretálva ) Így a RISC gyz. Arra is érdemes rámutatni, hogy ez id alatt a f memória sebessége utoléri a csak olvasható, irányító tár sebességét. Az interpetáció hátránya így még inkább n, ami igen kedvez a RISC gépek számára. Logikus, hogy az ilyen elnyöket élvez RISC technológia gépei ( pl. DEC Alpha ) ki kellene, hogy szorítsa a piacról a CISC gépeit ( pl. Intel Pentium ). Semmi ilyesmi nem történik. De miért? Elször is itt van a visszafelé kompatibilitás ténye. A vállalatok dollármilliókat invesztáltak az Intel-irányvonal szoftvereibe. Másodszor pedig, meglep, de az Intel képes volt alkalmazni ugyanazokat az ötleteket CISC környezetben is.A 486-osoktól kezdve az Intel CPU-k tartalmaznak egy ún. RISC-magot, a legegyszerbb ( és általában leggyakoribb) parancsokat megadott sorrendben, egy cikluson belül hajtja végre. Ez alatt pedig a szokásos CISC módszerrel interpretálja az összetettebb utasításokat. Hálózaton használva az eredmény azt mutatja, hogy az egyszer utasítások gyorsak, a bonyolultabbak lassúak. Ugyan ez a hibrid megoldás nem olyan gyors, mint a teljes RISC konstrukció, de versenyképes, amíg a régi szoftvereket módosítás nélkül engedik futni. 2.1.4. A modern számítógépek konsrukciós elve Több, mint egy évtized telt el azóta, hogy az els RISC gépek bemutatkoztak. Egyes konstrukciós elvek elfogadottá váltak, mint a számítógépek fejlesztésének helyes irányvonalai, s elterjedtek a hardver technológiában. Ha nagyobb változás köszöntene be (pl. egy új ipari eljárás következtében a memória elérési ideje hirtelen a CPU elérési idejének tizedére csökkenne ), minden felborulna. Így a tervezknek mindig figyelemmel kell kisérniük a technikai változásokat, melyek befolyásolhatják az összetevk közötti egyensúlyt. Tehát, a konstrukciós elveknek rendszere van, ezt néha RISC konstrukciós elveknek is hívják, ezek az általános CPU-k azon felépítései, amelyek a tlük telhet legjobbat adják, hogy versenyben maradhassanak. A küls kényszerek, mint pl. az az elvárás, hogy néhány meglév architektúrával megmaradhasson a visszafelé kompatibilitás, sokszor, idrl idre kompromisszumokhoz vezetnek. Ám ezek az

elvek olyan "vereségek", amelyekkel a legtöbb terveznek meg kell küzdenie. Ezen nyomások alatt fogjuk megalkotni a legnagyobb dolgokat. A hardver közvetlenül hajtja végre az összes utasítást Minden egyszer parancsot közvetlenül végrehajt a hardver. Nincsenek mikroutasítások által értelmezve. Az interpretáció szintjén történ kiküszöbölés a legtöbb utasítás számára nagy sebességrl gondoskodik. Bartalos Jen kpmI. (h734573) 48 A SZÁMÍTÓGÉPES RENDSZEREK FELÉPÍTÉSE 2.fejezet

A computerek számára ezt a CISC utasításkészletei biztosítják. A bonyolultabb mveletek különálló részekre bonthatók, amelyek mikroutasítások sorozataként hajtathatók végre. Ez az extra lépés ugyan lelassítja a gépet,de a ritkábban elforduló utasítások esetén elfogadható. A kiadott parancsok arányának maximalizálása A modern számítógépek rengeteg trükköt alkalmaznak, hogy maximalizálhassák teljesítményüket. Ezek közül a legfontosabb, hogy a gép megpróbál annyi utasítást kiadni másodpercenként, amennyit csak lehetséges. Tehát, ha ki tudsz adatni másodpercenknt 500 millió utasítást, akkor egy 500 MIPS-es processzort építettél, ahol nem számít hogy meddig tart míg az aktuális utasítás befejezdik. ( a MIPS betszó millió utasítás per másodpercet jelent. ) Ez az elv azt a párhuzamosságot sugallja amely nagy szerepet játszhat a teljesítmény fejlesztésében, mivel nagy számú lassú utasítások kiadása rövid id alatt csak akkor volna lehetséges, ha a sokféle parancsot egyszerre lehetne végrehajtatni. Habár az utasítások a programrendszerben mindig összefutnak, mégsincsenek mindig kiadva ( hiszen néhány szükséges forrás foglalt lehet ), és nem szükséges az sem, hogy itt végzdjenek. Természetesen, ha parancs1 -et egy regiszterbe helyezzük, és parancs2 is ugyanazt a regisztert használja, akkor nagy munka meggyzdni arról, hogy parancs2 mindaddig nem olvassa el a regisztert, míg az a helyes értéket tartalmazza. Ezek a nagy igények sok-sok könyveléssel járnak, de a lehetség megvan a teljesítménybeli elny megszerzésére: a sokféle utasítást egyszerre kell végrehajtani. Egyszer kell legyen az utasítások dekódolása Az utasítások végrehajtási arányában van egy kritikus határ. Ez megmutatja, hogy a parancsoknak milyen forrásokra van még szükségük ahhoz, hogy végrehajtathatók legyenek. Bármi, ami ezt az eljárást segíteni tudja hasznos. Ez magában foglalja, hogy szabályos, meghatározott hosszúságú és kis helyet foglaló utasításokat kell készíteni. A legjobb, ha ezek formátumukban teljesen eltérnek egymástól.

A memóriát csak töltéskor és tároláskor kellene igénybe venni Az egyik legegyszerbb mód, hogy egy mveletet különálló lépésekre bonthassunk az, ha megköveteljük, hogy a jel a legtöbb utasítás számára regiszterekbl jöjjön és oda menjen vissza. Különálló utasításokkal meg lehet valósítani a mveleti jelek mozgatását a memória és a regiszterek között. Míg a belépés a memóriába hosszú idt igényelhet, és a késés kiszámíthatatlan, ezek az utasítások könnyen egymásba csúszhatnak, ekkor pedig semmi más nem történik csak ide-oda szaladgálnak a jelek a memória és a regiszterek között. Az eredmények azt mutatják, hogy csak a TÖLTÉS és TÁROLÁS parancsoknak kellene használni a memóriát. Bartalos Jen kpmI. (h734573) 2.fejezet, 1.rész PROCESSZOROK 49

Sok regiszterrl gondoskodjunk Mivel a belépés a memóriába viszonylag lassú, sok regiszterrl kell gondoskodnunk (min 30-ról), így tehát, ha elökerül egy szó, mindaddig tárolhatjuk egy regiszterben, amíg az nagyobb helyet nem igényel. Nem kívánatos dolog kifogyni a regiszterekbl, és visszaömleszteni tartalmukat a memóriába, hogy majd késöbb újraindíthassuk ket. Ha csak lehet, kerüljük ezt el! A megvalósítás legjobb módja az, ha rendelkezünk elegend regiszterrel. 2.1.5. Az utasítás-szint párhuzamosság A számítógép fejlesztk mindig arra törekszenek, hogy növeljék az általuk tervezett gépek teljesítményét. Az egyik módszer a chipek gyorsítására, hogy megnövelik a bels óra sebességét. Ám minden új technikának meg van a maga határa, amit a kor pillanatnyi szintje határoz meg. Összefoglalva a legtöbb computerfejleszt a párhuzamosság felé törekszik ( két vagy több dolog egyidej elvégzése ). Ez az a módszer, amely még inkább növeli a teljesítményt egy adott órasebesség mellett. A párhuzamosságnak két fontos fajtájáról beszélhetünk:az utasítás-szint, és a processzorok szintjén lev párhuzamosságról. Az elbbiben a gép azt hasznosítja, hogy a párhuzamosság miatt másodpercenként több utasítás adható ki. Az utóbbiban pedig összekapcsolt CPU-k dolgoznak együtt ugyanazon a problémán. Mindkét megközelítésnek meg van a maga érdeme. Ebben a részben az utasítás-szint paralellizmussal foglalkozunk, a következben pedig a processzor-szintt tárgyaljuk. Csvonal

Évek óta ismert, hogy a memóriából aktuálisan elkerül utasítások nagy torlódást idéznek el, s ezzel lassítják a végrehajtási sebességet. Hogy kezelni tudják ezt a problémát, a computereknek vissza kell térnie legalább az IBM-Kibvitésig (1959), amikor még meg volt az a tulajdonság, hogy az utasítások elre fel voltak hozva a memóriából, így kéznél voltak amikor csak szükség volt rájuk. Ezek a parancsok egy regiszterblokkba - az eltárba -voltak behelyezve. Így, amikor szükség volt egy utasításra, rendszerint el lehetett venni az eltárból - inkább, mint arra várni, hogy feljöjjön a memóriából. Ennek eredményeképp az utasítások "származása" alapján történ csoportosítás a végrehajtást két részre bontja: elhozási és aktuális végrehajtás. A csvonal koncepciója még tovább viszi ezt a stratégiát. A parancsok végrehajtásának két részre osztása helyett gyakran sok részre osztották, s mindegyiket a hardver meghatározott része irányította. Mindet ami képes párhuzamosan futni. A 2-4-es ábra az öt egységes csvonalat ábrázolja, amit állványoknak is neveznek. Az állvány1 az utasításokat a memóriából tölti le, és egy tárba helyezi be amíg szükséges. Az állvány2 dekódolja a parancsokat, meghatározza a tipusukat, és hogy milyen jelre van szükségük. Az állvány3 lokalizálja és elhozza a jelet akár a regiszterekbl, akár a memóriából.

***[50-53] Valójában a 4. szakasz hajtja végre az utasításokat, jellegzetesen futtatva az operandusokat az információ útvonalán a 2-2. ábrán. Végül az 5. szakasz visszaírja az eredményt a megfelel regiszterbe.

utasítást lekérdez egység -> utasítást dekódoló egység -> operandus lekérdez egység -> utasítást végrehajtó egység -> visszaíró egység 2-4. ábra. (a) 5 szakaszos pipeline. (b) Mindegyik szakasz állapota az id függvényében. 9 ciklust ábrázoltunk.

A 2-4. ábrán láthatjuk, hogy hogyan mködik a pipeline az id függvényében. Az els ciklus alatt S1 dolgozik az 1. utasításon, lekérdezi a memóriából. A 2. ciklus alatt S2 dekódolja az 1. utasítást, mialatt S1 lekérdezi a 2. utasítást. A 3. ciklus alatt S3 lekérdezi az operandusokat az 1. utasításhoz, S2 dekódolja a 2. utasítást és S1 lekérdezi a 3. utasítást. A 4. ciklus alatt S4 végrehajtja az 1. utasítást, S3 lekérdezi az operandusokat a 2. utasításhoz, S2 dekódolja a 3. utasítást és S4 lekérdezi a 4. utasítást. Végül az 5. ciklusban S5 visszaírja az 1. utasítás eredményét, míg a többi szakasz a további utasításokon dolgozik. Gondoljunk ki egy analógiát, hogy a pipelineok fogalmát tisztábbá tegyük. Képzeljünk el egy tortagyárat, ahol a sütés és a szállítás el van különítve. Tegyük fel, hogy a szállító részlegnek van egy hosszú futószalagja mellette sorban 5 munkással (feldolgozó egységek). Minden 10 másodpercben (a ciklus) az 1. munkás egy üres dobozt rak a szalagra. Ezután a doboz a 2. munkáshoz kerül, aki belerak egy tortát. Egy kicsivel késbb a doboz megérkezik a 3. munkáshoz, aki lezárja. Utána folytatja útját a 4. munkáshoz, aki rak egy címkét a dobozra. Végül az 5. munkás leveszi a dobozt a szalagról és egy nagyobb tárolóegységbe rakja az áruházba történ késbbi szállításához. Alapveten így mködik a számítógépnél a pipeline: mindegyik utasítás (torta) végig megy néhány feldolgozó lépésen, mieltt végrehajtva kijut a végén. Visszatérve a pipelinera a 2-4. ábrához feltételezzük, hogy a ciklusid 2 nsec volt. Így 10 nsec-be kerül egy utasításnak, hogy végighaladjon az 5 szakaszos pipelineon. Els pillantásra ha egy utasításnak 10 nsec-ig tart, akkor úgy tnik, hogy a gép 100 MIPSel fut, de valójában ennél sokkal jobb. Minden ciklusban (2 nsec) egy új utasítást hajt végre, így a feldolgozás mértéke 500 MIPS, nem pedig 100 MIPS. A pipeline megengedi, hogy a "lappangást" (mennyi ideig tart az utasítást végrehajtani) és a processzor sávszélességét (a CPU MIPS teljesítménye) felváltva használja. Egy T nsec-es ciklusidvel és n szakaszos pipeline-nal a lappangási id nT nsec és a sávszélesség 1000/T MIPS. (logikus, mivel az idt nsec-ban mérjük, így a CPU sávszélességét BIPS-ben vagy GIPS-ben kellene mérni, de mivel ezt senki sem teszi, így mi sem fogjuk) Szuperskalár architektúrák Ha egy pipeline jó, akkor kett biztos jobb. Egy, a 2-4-es ábra alapján lehetséges

dual- pipeline CPU látható a 2-5. ábrán. Itt egy utasítást lekérdez egység párokban kérdezi le az utasításokat, mindegyiket külön pipelineon indítja el és az ALU-val párhuzamos mveletként hajtja végre. Hogy a párhuzamos futtatás létrejöhessen, a két utasítás nem ütközhet az erforrások kihasználásában (pl. regiszterek) és egyik sem függhet a másik eredményétl. Egy pipeline-nal a fordítóprogramnak tartania kellett a helyzetét (a hardware nem ellenrzi és helytelen eredményt ad, ha az utasítás nem kompatibilis) vagy pedig a hibát észreveszi és megoldást talál rá a végrehajtás alatt úgy, hogy extra hardwaret vesz igénybe. 2-5.ábra: dupla 5 szakaszos pipeline egy közös utasítást lekérdez egységgel Bár az egyszer vagy dupla pipelineokat legtöbbször RISC-gépeken használják (a 386-osnak és az eldeinek még nem volt egy se), a 486-tól kezdve az Intel elkezdte bevezetni a pipelineokat a CPU-ba. A 486-osnak 1 pipelineja volt és a pentiumnak két 5 szakaszos, durván úgy, mint a 2-5. ábrán, bár a szakaszok beosztása a 2-es és a 3-as között (dekódoló 1-nek és dekódoló 2-nek hívták) nagy mértékben eltért, mint a példánkban. A f pipeline, amit U- pipeline-nak hívtak végre tudott hajtani egy tetszleges pentium-utasítást. A második pipeline (V pipeline) csak egy egyszer, egész számos utasítást tudott végrehajtani (és egy egyszer lebegpontos utasítást FXHC) A komplex elírások meghatározták, hogy egy utasításpár kompatibilis volt-e, így végre lehet-e hajtani párhuzamosan. Ha az utasítás nem volt elég egyszer vagy nem volt kompatibilis, a párban csak az els hajtódott végre (az U pipeline-ban). A másodikat fenttartotta és párosította a következ utasítással. Az utasításokat mindig sorrendben hajtotta végre. Ekképpen pentiumra írt fordítóprogramok kompatibilis párok alkotásával gyorsabban futó programokat tudtak produkálni, mint a régebbi fordítóprogramok. A mérések azt mutatták, hogy egy pentiumra optimalizált kód futási sebessége egész számos programok esetében pontosan kétszerese volt, mint egy ugyanolyan órajel 486-on. (Pountain, 1993). Ez a növekedés teljes egészében a két pipelinenak volt tulajdonítható. Még a 4 pipeline is elképzelhet, de a hardwaret ugyanígy megduplázza. Helyette más megközelítést alkalmaznak a csúcskategóriás CPUkban. Az alapötlet az, hogy ezek egy pipelinet használnak, de több funkciójú egységeket alkalmaznak, mint a 2-6os ábrán látszik. Pl. a pentium II. szerkezete hasonlít az ábrához. Ezt majd a 4. fejezetben tárgyaljuk. A szuperskalár architektúrát ebben a megközelítésben 1987-ben alkották meg (Agerwala és Cocke, 1987), bár gyökereiben több, mint 30 évet vezet vissza a CDC6600-as számítógéphez. A 660-as 100 nsec-enként kérdezett le egy utasítást és a 10 funkciós egység egyikéhez továbbította párhuzamos feldolgozásra, mialatt a CPU a következ utasítást kérte. 2-6. ábra: egy szuperskalár processzor 5 funkciós egységgel Magától értetden a szuperskalár processzorok ötlete az volt, hogy az S3-as szakasz észreveheten gyorsabban kezeli az utasítást, mint ahogy az S4-es szakasz végrehajtja. Ha az S3-as szakasz minden 10 nsec-ben kiad egy utasítást és minden funkcionális egység 10 nsec alatt el tudja végezni a feladatát, akkor egyszerre csak egy lenne elfoglalt, érvénytelenítve az egész ötletet. Valójában a 4-es szakaszbeli funkcionális egységeknek észreveheten több, mint egy ciklusideig tart a végrehajtás, pontosan azoknak, amelyek elérik a memóriát vagy lebegpontos számolást

csinálnak. Mint az ábrán láthatjuk, egyszerre több ALU is lehet az S1-es szakaszban. Processzor szint párhuzamosság Az igény a még gyorsabb számítógépekre kielégíthetetlennek látszik. A csillagászok szimulálni akarják, hogy mi történt a "nagy bumm" els mikromásodpercében, a közgazdászok modellezni akarják a világgazdaságot és a tinédzserek 3D-s interaktív multimédiás játékokkal akarnak játszani az interneten virtuális barátaikkal. Mialatt a CPU-k gyorsulnak, lényegében problémákba ütköznek, mint pl. a fénysebesség, amely 20cm/nsec rézdrótban vagy optikai kábelben, bármilyen okosak is az Intel mérnökei. A gyorsabb chipek több ht termelnek, aminek az eloszlatása is probléma. Az utasítás szint párhuzamosság egy kicsit segít, de a pipeline és a szuperskalár mveletekkel ritkán nyernek többet, mint 5-10 faktort. Hogy 50-et, 100-at vagy még többet nyerjenek az egyetlen mód, hogy számítógépeket több CPU-val tervezzenek, így megnézzük, hogy ezek hogyan szervezdnek. Array számítógépek Sok probléma a fizikában és a mérnököknél tömböket tartalmaz vagy másképpen magas szint szerkezeteket használnak. Gyakran ugyanazokat a mveleteket egy idben sok különböz adathalmazon hajtják végre. A szabályossága és szerkezete ezeket a programokat kifejezetten könny célponttá teszi a gyorsítás és párhuzamos végrehajtás értekében. 2 módszert használunk a nagyobb tudományos programok végrehajtására. Mialatt ez a két rendszer sok szempont szerint hasonló, az egyik egy egyszer processzor kiterjesztése, a másik pedig egy párhuzamos felépítés számítógép. Az array processzorok nagy számú azonos processzort tartalmaznak, melyek ugyanazt a sor utasítást hajtják végre különböz adathalmazokon. A világ els array processzora az illinoisi ILLIAC IV volt, amit a 2-7. ábrán ábrázoltunk. (Bouknight et al., 1972). Az eredeti terv az volt, hogy építeni kell egy gépet, amely 4 kvadránst tartalmaz és mindegyiknek legyen egy 8*8-as négyzethálója processzor/memória alkotóelemekbl. Kvadránsonként egy egyszer vezérlegység átadja az utasításokat, amelyeket a többi processzor hajt végre mindegyik a saját adatait használva a saját memóriájából. (amit az inicializációs szakasz alatt töltött le) Egy négyes faktor túlterhelése következtében eddig csak egy kvadránst építettek, de ez 50 megaflopnyi haladást jelentett. (million floating-point operations per second)

***[54-57] Azt mondják, hogy ha az egész gép kész lesz és megvalósította az eredeti teljesítménybeli célját, (1 gigaflop) megduplázná a világ számítástechnikai kapacitását. A vektorprocesszor a programozóknak úgy tnik, hogy nagyon hasonló az array processzorhoz. Mint egy array processzor, nagyon hatékonyan hajtja végre a mveletsorozatot az adatelemek párjain. De amíg az array processzor minden fejlettebb mveletet, egyszer, ersen pipeline-ozott számlálóban hajtja végre. A Seymour Cray által alapított Cray Research sok vektorprocesszort gyártott, kezdve a Cray-1-tl 1974-ben és folytatva a jelenlegi modellekkel. ( A Cray Research ma az SGI része). Mind az array , mind a vektorprocesszorok vektortömbökkel dolgoznak. Mindkett egyszer utasításokat hajt végre, például két vektorként az elemeket párosával egymáshoz adja. De míg az array processzor ezt úgy csinálja, hogy annyi számlálója van mint ahány eleme a vektornak, addig a vektorprocesszornál megjelenik a vektorregiszter fogalma, amely egy készlet hagyományos regisztert tartalmaz, amit egyszer utasításként be tud tölteni a memóriába, amelyet ténylegesen sorba tölt be a memóriába. Azután egy fejlettebb vektorutasítás végrehajtja két ilyen vektor páros összeadását úgy, hogy azokat egy pipeline-olt számlálóba adagolja a két vektorregiszterbl. Az eredmény a számlálóból egy másik vektor, amelyet vagy eltárol egy vektorregiszterbe, vagy egyenesen egy operandusként használ fel egy másik vektormvelethez. Az array processzorokat még mindig gyártják, de folyamatosan csökken irántuk a kereslet, mivel csak azokon a problémákon mködnek jól, amelyek ugyanazt a számolást igénylik egyidejleg sok adathalmazon. Az array processzorok végre tudnak hajtani néhány adatkezelést, amivel eredményesebbek, mint a vektorszámítógépek, de ezek sokkal több hardwaret igényelnek és közismerten nehéz ket programozni. Ugyanakkor a vektorprocesszorokat hozzá lehet kapcsolni a hagyományos processzorokhoz. Az eredmény az, hogy a program vektorizálható részeit gyorsan végre lehet hajtani, a vektoregység elnyeit kihasználva, amíg a program többi részét végrehajtja az egyszer processzor. Multiprocesszorok A feldolgozó alapelemek egy array processzorban nem független CPU-k, mivel csak egy irányítóegység osztozik rajtuk. Az els párhuzamos rendszerünk egy sokrészes processzorral a multiprocesszor. A rendszer, amely több, mint egy CPU-val osztozik a közös memórián, ahogy egy csoport ember osztozik egy teremben egy táblán. Mivel mindegyik CPU írni és olvasni tudja a memória bármely részét, összhangba kell hozni ket (a szoftverben), hogy elkerüljék az egymás útjába való kerülést. Megszámlálhatatlan megvalósítási forma lehetséges. A legegyszerbb egy egyszer busz sokrészes CPU-val és egy memóriával csatlakoztatva. Egy ilyen busz alapú multiprocesszor látható a 2-8.(a) ábrán. Sok cég csinál ilyen rendszereket. 2-8. (a): egy egyszer buszos multiprocesszor.(b):egy multikompjúter helyi memóriákkal Nem kell hozzá sok képzeler, hogy rájöjjünk, ha nagyszámú gyors processzor ugyanazon a buszon keresztül próbálja elérni a memóriát, az konfliktushoz vezet. A multiprocesszor tervezk sok ötlettel jöttek el, hogy csökkentsék ezt a versengést és

növeljék a teljesítményt. A 2-8. (b) ábrán látható egy terv, ahol mindegyik processzornak ad egy saját helyi memóriát, ami nem elérhet a többi számára. Ezt a memóriát a programkódnak azon adott egységei használják, amelyhez nincs szükség osztozkodásra. Ezen memóriák elérésére nem használják a f buszt nagy mértékben csökkentve ezzel a busz forgalmát. Más minták (pl. cachelés) is lehetségesek. A multiprocesszoroknak meg van az az elnyük a többi fajta párhuzamos számítógépekkel szemben, hogy könny dolgozni az egyszer megosztott memória programozási modelljében. Képzeljünk el például egy programot, ami cellákat keres egy mikroszkópon át lefényképezett zsebkendn. A digitalizált fényképet a közös memóriába tárolhatjuk úgy, hogy minden processzornak kijelöljük a fotó egy részét, hogy abban keressen. Mivel mindegyik processzor elérheti az egész memóriát nem probléma olyan cella tanulmányozása, amelyik az egyik területen kezddik, de átlóg a másikba. Multiszámítógépek Bár a mikroprocesszorokat kis számú processzorra (<= 64) viszonylag könny építeni, nagyokat meglepen nehéz megalkotni. A nehézség az, hogy az összes processzort hozzá kell csatlakoztatni a memóriához. Hogy elkerüljék ezt a problémát sok tervez egyszeren elvetette a közös memória ötletét, és csak olyan rendszereket épített, nagy számú összekapcsolt számítógépekbl, hogy mindegyiknek volt saját memóriája, de nem volt közös memória. Ezeket a rendszereket hívják multiszámítógépeknek. A CPU-k egy multiszámítógépekben úgy kommunikálnak egymással, hogy e-mailszer üzeneteket küldenek egymásnak csak sokkal gyorsabban. Az olyan rendszerek, amelyben minden számítógép össze van kapcsolva, nem praktikusak, így olyan topológiákat, mint pl. 2D-s és 3D-s hálót, fát, gyrt használják. Ennek eredményeként az üzenetnek az egyiktl a másikig át kell haladnia egy vagy több köztes számítógépen vagy kapcsolón, hogy eljusson a forrástól a célig. Mindazonáltal az üzenetátadási id mikroszekundumos nagyságrendben nagyobb nehézségek nélkül megvalósítható. Multiszámítógépeket közel 10000 CPU-val építettek és helyeztek üzembe. Mivel a multiprocesszorokat könny programozni és a multiszámítógépet könnyebb építeni, ezért folynak a kutatások a hibridrendszerek tervezésére, amelyek ötvözik mindkét elnyös tulajdonságot. Ezek a számítógépek megpróbálják a közös memória illúzióját létrehozni anélkül, hogy a tényleges kiépítésnek költségei lennének. A multiprocesszorokat és multiszámítógépeket részletesebben a 8. fejezetben tárgyaljuk.

Elsdleges memória
A memória az a része a számítógépnek, ahol a programok és az adatok tárolódnak. Néhány számítógéptudós (fleg a britek) inkább a raktár szót használják a memória helyett. bár a raktár szót egyre többet használják a lemezkapacitásra. A processzorok által írható és olvasható memória nélkül nem lennének digitális számítógépek. A bit

A memória alapegysége a bináris számjegy, amit bitnek hívunk. A bit értéke 0 vagy 1 lehet. Ez a lehet legegyszerbb alapegység. (Egy csak nullákat tároló készülék nehezen lehetne egy memóriarendszer alapja, legalább két érték szükséges.) Az emberek gyakran mondják azt, hogy a számítógépek azért használnak kettes számrendszert, mert hatékony. Amit mondanak (bár csak ritkán jönnek rá) az, hogy a digitális információt megkülönböztetve tárolhatják egy folytonos fizikai mennyiség értékei között, mint pl. a feszültség vagy az áram. Minél több értéket kell megkülönböztetni, annál kisebb a különbség két szomszédos érték között és annál megbízhatatlanabb a memória. A kettes számrendszerben csak két értéket kell megkülönböztetni. Logikusan így ez a legmegbízhatóbb módszer a digitális információ kódolására. Ha nem vagy gyakorlott a kettes számrendszerben, akkor nézd meg az A függeléket. Néhány számítógépet, mint pl. a nagy IBM frendszerét, tizes és kettes számrendszerrel is hirdették. Ezt a trükköt úgy vitték véghez, hogy 4 bitet használtak egy tizes számrendszerbeli szám tárolására, amit BCD-nek (Binary Coded Decimal) hívtak. Négy bittel 16 kombináció érhet el, használva a 10 számjegyet 0-tól 9-ig és hat kombinációt nem használva. Az 1944-es szám így néz ki tizes számrendszerben és simán kettes számrendszerben 16 bitet használva: decimális: 0001 1001 0100 0100 bináris: 0000011110011000 . Tizenhat bit decimális formában a számokat 0-tól 9999-ig tudja tárolni, csak 10000 kombinációt adva, amíg a 16 bites tisztán bináris szám 65536 különböz kombinációt tud tárolni. Ezért mondják azt, hogy a kettes számrendszer hatékonyabb. Bár gondoljuk át mi történne, ha néhány kiváló elektromérnök feltalálna egy megbízható elektronikus eszközt , ami a számjegyeket 0-tól 9-ig tudná tárolni úgy, hogy a 0 és 10 volt közötti intervallumot 10 részre osztja. Négy ilyen eszköz bármilyen számot tudna tárolni 0 és 9999 között, és így 10000 kombinációt állítana el. Ugyanúgy használhatnánk ket bináris számok tárolására úgy, hogy csak 0-t és 1et használna, bár így négy csak 16 kombinációt tudna tárolni. Ilyen eszközökkel a tizes számrendszer nyilvánvalóan hatékonyabb lenne. Memóriacímek A memóriák cellákat tartalmaznak, amelyek mindegyike tud egy kis információt tárolni. Minden cellának van egy száma, amelyet címnek hívnak, és amelyre mindegyik program tud hivatkozni. Ha egy memóriának n cellája van, akkor 0-tól n1-ig lesz a címzése. A memóriába minden cella ugyanannyi bitet tartalmazhat. Ha egy cella k bitet tartalmaz, akkor 2k bitkombinációt tárolhat. A 2-9-es ábra a 96 bites memória három különböz szervezdését mutatja. Vegyük észre, hogy a szomszédos celláknak egymást követ címzésük van. A számítógépek, amelyek a kettes számrendszert használják (beleértve a nyolcas és tizenhatos számrendszer jelölését a kettes számrendszerben) bináris számként fejezi ki a memóriacímet. Ha egy címnek m bitje van akkor a megcímezhet cellák száma 2m. Például ha egy címet nem hivatkozásra használunk a 2.9 (a) ábrán, 4 bitre van szükségünk a sorban, hogy kifejezzük az összes számot 0-tól 11-ig. Egy 3 bites cím elegend a 2.9 (b) és (c) ábrának. A címekben a bitek száma determinálja a memóriában a közvetlenül elérhet cellák maximális számát, és független a cellánkénti bitek számától.

***[58-61]

Cím
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 # # 0 1 2 3 4 5 6 7

Cím 1 rekesz 644474448
0 1 2 3 4 5

Cím

8 bit (a)

12 bit (b)

16 bit (c)

2-9. ábra egy 96 bites memória 3-féle szervezése Egy egyenként 8 bites 212 rekeszes memóriának és egy egyenként 64 bites 212 rekesz memóriának egyenként 12 bites címekre van szüksége. A 2-10-es ábrán látható néhány, üzleti célból eladott számítógép bit/rekesz adatai. A rekesz jelentése: a legkisebb, még címezhet egység. Az utóbbi években majdnem minden számítógépet gyártó cég a 8 bites rekeszt szabványosította, amelyet 1 byte-nak nevezünk. A byte-okat szavakba csoportosítjuk Egy olyan számítógép esetében, melyben egy szó 32 bites 4 byte-ot számolunk szavanként; míg egy olyan gép esetében, melyben egy szó 64 bites ez az érték 8 byte szavanként. A szó tulajdonsága, hogy legtöbb utasítás az egész szóra hat, például ha két szót összeadunk. Így egy 32 bites gépnek 32 bites regiszterei vannak és olyan utasításkészlete, mely a 32 bites szavakra hat; míg egy 64 bites gépnek 64 bites regiszterei lesznek és olyan utasításai átmozgatásra, hozzáadásra, kivonásra és egyéb mveletekre melyek 64 bites szavakkal operálnak. 2.2.3 Byte elrendezés A byte-ok a szavakban balról jobbra, vagy jobbról balra számozhatók. Elször úgy tnhet, hogy a választás a két elrendezés között teljesen felesleges, de nemsokára látjuk majd, hogy igenis nagy jelentsége van. A 2-11 (a) ábra egy 32 bites gép memória darabját ábrázolja, melynek byte-jai balról jobbra számozottak, úgy, mint a SPARC-nál, vagy nagy IBM mainframe gépeknél.

Computer Burroughs B1700 IBM PC DEC PDP-8 IBM 1130 DEC PDP-15 XDS 940 Electrologica X8 XDS Sigma 9 Honeywell 6180 CDC 3600 CDC Cyber

Bit / rekesz 1 8 12 16 18 24 27 32 36 48 60

2-10. ábra. Bit/rekesz értékek történelmünk érdekes üzleti gépeinél. A 2-11 (b) ábra egy hasonló ábrázolását mutatja egy ugyancsak 32 bites gép memóriájának jobbról balra számozásos esetben. Ilyenek az Intel család tagjai. Az els esetben a gépet big endian computernek, míg a másodikat little endiannak. Ezek az elnevezések Jonathan Swift Gulliver utazásai nyomán születtek, melyben az író a politikusokat karikírozza azzal, hogy kemény vitákat folytatnak arról, hogy a lágy tojást a vastag végénél (big end), vagy hegyes végénél (little end) kell feltörni. A gépeknél a big endian a magasabb helyi értéktl való számozást, a little endian az alacsonyabb helyi értéktl valót jelenti. Ezt az elnevezést a számítógép architektúrában elször Cohen 1981-es cikkében alkalmazta. Cím Cím 0 0 4 8 12 4 8 12 Big endian 1 5 9 13 2 6 10 14 3 7 11 15 3 7 11 15 2 6 10 14 Little 1 5 9 13 0 4 8 12 endian 0 4 8 12

Byte Byte -32 bites szó -32 bites szó (a) ( b) 2-11. ábra (a) A big endian memória, (b) a little endian memória Fontos megértenünk, hogy mindkét rendszerben egy 32 bites egész, melynek értéke, mondjuk 6 balról 29 db. 0-val jobbról 110 kettes számrendszerbeli számokkal van ábrázolva. A big endian esetében a 110 bit a 3 (vagy 7, vagy 11, stb.) byte-ban van, míg a little endian esetében ezek a 0 (vagy 4, vagy 8, stb.) byte-okban találhatók.

Mindkét esetben az egészet tartalmazó szó címe 0. Ha a számítógépek csak egészeket tárolnának, nem lenne semmilyen probléma. Ám sok alkalmazáshoz szükség van az egészek keveredésére, karakterláncokra (string), és más adattípusokra. Gondoljunk például egy egyszer személyi rekordra, mely egy stringet (név) és két egészet (életkor, osztály) tartalmaz. A string végén egy, vagy több 0 áll, hogy kitöltsön egy szót. Ez így nézne ki egy big endian gépen: 2-12 (a) ábra. És egy little endian gépen: 2-12 (b) ábra, ha az adatok: Jim Smith, 21 éves, 260-as (1x256+4=260) osztály. 0 4 8 12 16 J S H 0 0 I M M I 0 0 0 0 0 1 (a) M I 0 0 0 I M 0 0 1 (b) J S H 21 4 0 4 8 12 16 M T I 0 0 21 0 4 1 I M 0 0 0 (c) J S H 0 0 J S H 0 0 I M 0 0 0 M I 0 0 1 (d) 0 T 4 0 8 21 12 4 16

T 0 21 4

T 0 0 0

2-12. ábra (a) Személyi rekord egy big endian gépnél, (b) ugyanez a little endiannál (c) a big endianból a little endianba való adatátvitel eredménye (d) a byte cserélés eredménye (c)-bl. Mindkét ábrázolás jó és nincs bennük bels ellentmondás sem. A problémák akkor kezddnek, amikor az egyik gép megpróbálja elküldeni a rekordot a másiknak egy hálózaton keresztül. Tegyük fel, hogy egy big endian rendszer küldi a rekordot egy little endian rendszernek, idegységenként 1 byte-ot, kezdve a 0. byte-tól a 19. byte-tal bezárólag. (Optimisták vagyunk, és feltesszük, hogy a byte bitjei átvitel közben nem fordulnak meg). Így a big endian gép 0. byte-ja a little endian gép 0. byte-jára kerül és így tovább. Ez látható 2-12 (c) ábrán is. Amikor a little endian megpróbálja kinyomtatni a nevet, sikerül neki, de az életkor 21x224 lesz, és az osztályszámot is megcsonkítja. Ez a jelenség azért áll el, mert az átvitel során egy szóban a karakterek sorrendje megfordul, ahogy kell, de az egész számban is felcseréldnek a byte-ok, aminek nem szabadna megtörténnie. Egy nyilvánvaló megoldás az lenne, hogy a software-el megfordíttatjuk a byte-okat aztán, hogy a másolás megtörtént. Ekkor a 2-12 (d) ábrán látható elrendezést kapjuk, melyben a két egész helyes lesz, viszont a karakterlánc "MIJTIMS" lesz egy "H"-val a végén, mely sehová sem tartozik. Ez a felcseréldés azért jön létre, mert olvasás közben a gép elször a 0. byte-ot olvassa, utána az 1.-t, és így tovább. Valójában nincsen egyszer megoldás. Egy lehetség, amely mködik, de nem hatékony az, hogy egy fejet iktatunk be minden adat elejére, amely megmondja, hogy milyen adattípus követi (string, egész, vagy más) és milyen hosszú. Így a fogadó gép csak a szükséges konverziókat hajtja végre. Bárhogyan is, de tisztában kell lennünk azzal, hogy a byte elrendezésben a szabványok hiánya jelents kellemetlenségeket okozhat adatátvitel közben különböz gépeknél. 2.2.4 Hibajavító kódok A számítógépek memóriái néha hibákat vétenek a tápkábel feszültségingadozása, vagy egyéb okok miatt. A hibák elleni védekezésül néhány memóriafajta hibakeres, vagy hibajavító kódokat használ. Amikor ezeket a kódokat

alkalmazza a memória, újabb biteket rak minden memória-szóhoz egy speciális módon. Amikor olvasásra kerül sor, ezek a bitek ellenrzésre kerülnek, s a memória így veszi észre egyes hibák elfordulását Hogy megértsük, hogyan is kezeli a memória a hibákat, fontos, hogy elször azt értsük meg, hogy mik is valójában a hibák. Tegyük fel, hogy egy memória-szó áll m adatbitbl, amihez hozzáadunk r redundáns, vagy ellenrz bitet. Legyen az egész hossz n (n=m+r). Egy n bites egységet, melyet m adat és r ellenrz bit alkot n bites kódszónak nevezünk. Adjunk meg két kódszót, mondjuk: 10001001 és 10110001. Meghatározhatjuk, hogy a megfelel bitek közül hány különbözik. Estünkben ez szám 3. Hogy meghatározzuk, hogy hány bit különbözik, alkalmazzuk a két kódszóra a bitenkénti kizáró vagy mveletet (XOR) és számoljuk meg az 1-esek számát az eredményünkben! Azt a számot, amellyel két kódszó eltér egymástól Hammingtávolságnak is nevezik (Hamming, 1950). Tulajdonsága az, hogy ha két kódszó Hamming-távolsága d, akkor éppen d egyes hibára van szükség ahhoz, hogy az egyiket a másikba vigye. Például, ha a két kódszó 11110001 és 00110000, akkor Hamming-távolságuk éppen 3, így 3 egyes hibának kell történnie, hogy a két kódszót egymásba vigye. Egy m bites memória-szóban az összes 2m bit-elrendezés lehetséges, de az ellenrz bitek számítási módja miatt a 2n bit-elrendezésbl csak 2m bit-elrendezés érvényes. Ha a memória olvasás közben érvénytelen kódszót talál, gép tudni fogja, hogy memóriahiba történt. Ismerve az ellenrz bitek számítási algoritmusát, készíthetünk egy teljes listát az érvényes kódszavakról, és errl a listáról kikereshetjük azt a két kódszót, melyek Hamming-távolsága a legkisebb. Ez a távolság lesz az egész kód Hamming-távolsága. A hibakeresés és hibajavítás tulajdonságai függnek a kód Hammingtávolságától. Ahhoz, hogy a gép d darab egyes hibát megkeressen d+1 távolságú kódra van szüksége, mert egy ilyen kóddal d darab egyes hiba képtelen egy érvényes kódszót egy másik érvényes kódszóra változtatni. Hasonlóan, ahhoz, hogy a gép d darab egyes hibát kijavítson 2d+1 távolságú kódra van szükség, mert így a lehetséges kódszavak olyan távolságra vannak egymástól, hogy még d bitnyi változtatás esetében is, az eredeti kódszóhoz még mindig közelebb vannak, mint a többihez, így ez egyedülálló módon meghatározható. Egy egyszer példaként a hibakeres kódokhoz vegyünk egy olyan kódot, amelyben egy egyszer paritás-bitet csatolunk az adathoz. A paritás-bit megválasztott, így az 1-es bitek száma a kódszóban páros (vagy páratlan). Egy ilyen kódnak 2 a távolsága, mivel bármely egyes bit hiba olyan kódszót generál, melynek rossza paritása. Tehát, ez a módszer csak egyes bithibák észlelésére alkalmazható.

***[62-65] ez két egybites hibát rendel hozzá egy ismert kódszóhoz egy másik kódszót. Ezt használhatjuk arra hogy megtaláljunk egyszeru hibákat.Amikor a szó a rossz paritást tartalmazza, amit a memoriából olvas be, a hibafeltétel teljesül. A program nem tud folytatódni, de legalább nincs helytelen számitás. Egy egyszeru példa a hiba-javitás kódra,amely négy ismert kódszót tartalmaz: 0000000000, 0000011111, 1111100000, és a 1111111111 Ennek a kódnak 5 távalsága van, ami azt jelenti hogy dupla-hibákat is ki tud javitani. Ha 0000000111 kódszó érkezik, a kapó tudja, hogy az eredeti kód a 0000011111 volt(ha nem volt dupla-hibánál több hiba). Ha valahogy egy tripla-hiba a 0000000000 - t kicseréli 0000000111 - re, a hiba nem javitható ki. Képzeld el ,hogy el akarunk tervezni egy kódot m adat-bit-tel és r vizsgáló-bittel, ami lehetové teszi minden egybites hiba kijavitását.Mindegyik kódszó a 2m ismert kódszó közül van n illegális kódszó az elso szinten.Ezek át vannak formálva szisztematikus invertálással, vagyis minden n bithez tartozik egy n-bites kódszó. Igy minden 2m ismert kódszóhoz szükséges n+1 bites minta dedikálása(az n lehetséges hiba és a javitó minta). Mikor a bit-minták teljes száma 2n, akkor (n+1)2m<2n. Felhasználva n=m + r kapjuk ,hogy (m + r + 1)<2r. Adott m, ez egy kisebb határt szab a tesztelobitek számát illetoen , amik az egyszerü hibákat javitják. A 2-13 számok megmutatják hogy mennyi tesztelobit szükséges a változó szóméretekhez. szó méret 8 16 32 64 128 256 512 tesztelo bitek 4 5 6 7 8 9 10 totál méret 12 21 38 71 136 265 522 A fentiek aránya 50 31 19 11 6 4 2

2-13. A tesztelobitek száma abban a kódban amely az egyszeru hibákat javitja. Ez az ideálisan kisebb határ megvalósitható felhasználva Richard Hamming módszerét(1950).Mielott megnéznénk Hamming algoritmusát, nézzünk meg egy egyszeru grafikus reprezentációt , ami jól illusztrálja a 4-bites szavak hibajavitó kódját.A 2-14(a). venn diagramja tartalmaz három halmazt, A,B és C, melyek együt 7 halmazrészt alkotnak. Példaként vegyük egy 4-bites memóriaszó a 1100 kódolását az AB,ABC,AC és BC részhalmazokban,

1 bit egy részhalmazonként(ABC sorrendben). Ezt a kódolást mutatja a 2-14(a). kép. Azután mind a 3 üres halmazhoz hozzáadunk egy páros bitet, azért hogy a párosságot biztositsuk, ahogy ez a 2-14(b) ábrán is látható. Definiálva, a három halmazban(A,B,C) a bitek összege mostmár páros szám. Az A halmazban 4 szám van:0,0,1 és 1, amelyeket ha összeadunk 2 lesz belole, ami páros szám. A B halmazban a számok:1,1,0 és 0, amelyeket összeadva szintén 2-ot kapunk, amely páros szám. Végül a C halmzban ugyanezt kapjuk. Ennél a példánál az összes halmaz ugyanaz, de a 0 és a 4 összege más példákban is lehetséges. Ez az ábra egy jeligével egyezik meg:4 databit és 3 páros bit. Most tegyük fel hogy a bit az AC halmazban tönkre megy, a 0 - át 1 - re változtatva, ahogy a 2-14(c) ábrán is látható. A számitógép láthatja hogyaz A és C halmazokban rossz(páratlan) számok vannak. Az egyetlen módja annak, hogy ezt kijavitsuk (singlebit csere) az hogy az AC halmazt visszahelyezzük 0 - ra, és igy javitjuk ezt a hibát. Ily módon a számitógép automatikusan a single-bit memóriát. Most nézzük meg hogyan használható a Hamming féle algoritmus arra hogy létrehozzunk hibajavitó kódokat bármilyen méretu memória szóra.A Hamming kódban, r páros bitek az mbites szóhoz vannak hozzáadva, igy m+r bit hosszuságú új szót létrehozva ezzel. A bitek meg vannak számozva, 1 - gyel és nem 0-val kezdodve, a bit 1- gyel a legbaloldalibb bit. Minden bit melynek bitszáma 2 hatványa,ezeket data-ra használják fel. Például:egy 16-bites szóval, 5 páros bitet adnak hozzá. 1,2,4,8 és 16 az páros bit, és az összes maradék data bit. Egyben, a memória szónak 21 bitje van(16 data és 5 páros bit). Páros számot fogunk használni ebben a példában.Minden egyes páros bit bizonyos bit helyet foglal el: a páros bit adott úgy hogy az 1s teljes száma az elfoglalt helyen páros. A páros bitek által elfoglalt helyzetek. Bit 1 teszteli 1,3,5,7,9,11,13,15,17,19,21 biteket Bit 2 teszteli 2,3,6,7,10,11,14,15,18,19 biteket Bit 4 teszteli 4,5,6,7,12,13,14,15,20,21 biteket Bit 8 teszteli 8,9,10,11,12,13,14,15 biteket Bit 16 teszteli 16,17,18,19,20,21 biteket. Általában a b bit azok a bitek által van elfoglalva b1,b2,..,bj olyan mint b1+b2+...+bj=b. Például,5-ös bit 1 és 4 bittel helyettesitheto, mert 1+4=5. A 6-os bit 2 és 4-vel helyettesitheto mert 2+4=6 etc.. 2-15. ábra egy Hamming féle kód felépitését mutatja:16bit memória szó

1111000010101110. A 21bites kód a 001011100000101101110. Hogy megnézzük hogy muködik a hibajavitás, vegyük figyelembe mi történne ha az 5-ös bit reciprokát vennénk.a hatványkitevoben. Az új kódszó a 001001100000101101110 lenne a 001011100000101101110 helyett. Az 5 páros bit helyettesitve lesz a köv eredménnyel: Páros bit 1 téves (1,3,5,7,9,11,13,15,17,19,21 tartalmaz öt 1s-t) Páros bit 2 helyes (2,3,6,7,10,11,14,15,18,19 tartalmaz hat 1s-t) Páros bit 4 téves (4,5,6,7,12,13,14,15,20,21 tartalmaz öt 1s-t) Páros bit 8 helyes (8,9,10,11,12,13,14,15 tartalmaz két 1s-t) Páros bit 16 helyes (16,17,18,19,20,21 tartalmaz négy 1s-t) Az 1s teljes száma az 1,3,5,..21 bitekben páros számnak kell lennie mert páros számokat használunk.A helytelen bit párossággal helyettesitett bitek egyike kell hogy legyen bit1, nevezetesen bit 1,3,5,7,..,21. Páros 4bit az helytelen, azt jelenti hogy a bitek egyike 4,5,6,7,12,13,14,15,20 vagy 21 helytelen.A hiba a bitek egyike kell hogy legyen mindkét listában/számsorban ,nevezetesen 5,7,13,15 vagy 21.Azonban, 2bit helyes kihagyva 7 és 15- ötöt. Hasonlóan bit 8 helyes kihagyva 13 -at.Végül, bit 16 az helyes, kihagyva 21-et. Az egyetlen megmaradt bit az bit 5, amely az egyetlen hibás.Mivel 1-nek volt olvasva, 0 kell hogy legyen. Ilyen módon,a hibákat ki lehet javitani. A helytelen bit megtalálására egyszeru módszer létezik, mégpedig: ki kell számitani az összes páros bitet. Ha mindegyik helyes, akkor nem volt hiba( vagy több mint 1). Azután össze kell adni az összes helytelen páros bitet, 1-et számolva bitnek, 1,2 bit 2-nek, 2,4 bit4 -nek etc.. A végeredmény a helytelen bit helye. Például: ha a páros bitek: 1 és 4 helytelen, de 2,8 és 16 helyes, bit5(1+4) volt megforditva. 2.2.5 Cache Memória Történelmi szempontból, CPU-k mindig gyorsabbak voltak mint a memóriák. Ahogy a memóriák fejlodtek, úgy a CPU-k is, megorizve a kiegyensúlyozatlanságot. Valójában ahogy lehetové válik hogy egyre több és több áramkört tegyünk egy chipre,CPU tervezok csovezetékekhez és szuperskalár muveletekhez használják ezeket az új lehetoségeket, és igy még gyorsabbá teszik a CPU-t. A memóriatervezok általában új technológiát használnak hogy növeljék a chipek kapacitását,nem a sebességet, igy a probléma rosszabbnak látszik egy ido múlva. Amit a kiegyensúlyozatlanság jelent a gyakorlatban az az hogy miután a CPU kiad egy memória parancsot,nem fogja megkapni a szót amire szüksége van sok CPU szakaszra. Minél lassab a memória,annál több szakaszt kell a CPU-nak várni. Amint azt már kiemeltük az elobb,két módja van a probléma megoldásnak.

A legegyszerubb mód az hogy elkezdjük a READ memóriát amikor találkoznak de folytatja a végrehajtást és lassitani a CPU-t, ha egy instrukció megpróbálja hsználnia memória szót mielott az megérkezik. Minél lassabb a memória annál többször fog ez a probléma elofordulni, és annál nagyobb a büntetés amikor ez elofordul. Például: ha a memória késleltetés az 10 kör, nagyon valószínu, hogy a következo 10 instrukció megpróbálja a READ szót használni. A másik megoldás az, olyan gépeket használni, amelyek nem lassitanak de helyette a forditoprogram úgy fejlessze a kódot hogy használja a szavakat mielott azok megérkeznek. A baj az hogy ezt a feladatot könnyebb elmondani mint megtenni. Gyakran a LOAD után nincs semmi más tennivaló, igy a programot kényszerítjük hogy helyezze be a NOP( no operation) instrukciót,amely semmi mást nem tesz mint idot pazarol.Tulajdonképpen, a probléma nem a technológia, hanem a gazdaság. A mérnökök tudják hogy kell megépíteni a memóriákat amelyek gyorsak mint a CPU-k,de hogy teljes sebességen futtassák, el kell helyezniük a CPU chipjén(mert a memóriába jutás nagyon lassú). Nagy memóriát rakva a CPU-ra azt nagyobbá teszi, ami miatt drágább lesz, és még ha az árak nem is számítanának, akkor is meg van szabva mekkora lehet egy CPU chip. És itt jön ben az hogy vagy egy kicsi gyors memóriájú, vagy egy nagy lassú memóriájú chipet vegyünk. Amit mi szeretnénk az egy nagy , gyors memóriájú és olcsó. Elég érdekes hogy a technikákat/módszereket úgy ismerik hogy kicsi, gyors memóriájút egy nagy lassú memóriájút kombinálnak hogy megkapják a gyors memóriájú sebességét és a nagy memóriájú kapacitását elfogadható áron. A lassú, gyors memóriát cache -nek hivják( azt jelenti hogy elrejteni) Lent röviden leirjuk hogy a Cacheket hogy használják, és hogy muködnek. Az alapötletaz egyszeru: a leggyakrabban használt memóriaszavak a cacheben vannak tárolva. Amikor a CPU-nak szüksége van egy szóra, eloször a cacheben nézi meg. Csak ha a szó nincsen ott akkor megy a fo memóriába. Ha a szavak egy alapveto részea cache-ben van, az átlagos hozzáférhetoségi idot le lehet csökkenteni.

***[66-69] Nem készült el: Szabó Zoltán: h938341

***[70-73] 70-73. oldalak A szalagok és az optikai lemezek általában nincsenek szabályozva, tehát a kapacitásukat csak a tulajdonos pénztárcája határozza meg. Harmadszorra, az elköltött pénzért kapott bitek száma csökkenti a hierarchiát. Jóllehet az árak gyorsan változnak, a központi memória dollárokban (egy megabájtért) mérhet, a mágneslemezes tároló pennykben (egy megabájtért), és mágnesszalag pedig dollárokban egy (gigabájtért) vagy annyiban sem. Eddig már beszéltünk a regiszterrl, cache-rl és a központi memóriáról. A következ részekben beszélni fogunk a mágneslemezekrl, azután pedig az optikai lemezekrl. A szalagokkal nem foglalkozunk, mert alig használjuk ket, és sokat nem is lehetne mondani róluk. 2.3.2 Mágneslemezek A mágneslemez tartalmaz egy vagy több mágnesbevonatú alumínium korongot. Eredetileg ezeknek az átmérje 50 cm körül volt, de mostanság már csak 3-tól 12 cmig terjednek, de a notebook számítógépek lemezei már 3 cm alatt vannak, és még nincs vége. Az indukciós tekercses lemezfej a felszín felett "lebeg", csak egy vékony réteg leveg választja el a felszíntl (kivéve a floppy lemezt, ahol a fej hozzáér a felülethez). Amikor pozitív vagy negatív áramlatok mennek át a fejen, azok magnetizálják azt éppen csak a felület alatt, ezzel felsorakoztatva a mágneses részecskéket balra vagy jobbra, attól függen, hogy merrl vonzza. Amikor a fej áthalad egy mágnese tér felett, akkor a pozitív vagy negatív áram begerjed a fejben, lehetvé téve azt, hogy az elzleg tárolt adatokat visszaolvassa. Tehát amint a tálca forog a fej alatt, adatok áradatát lehet írni, és késbb visszaolvasni. A 2.19-es ábrán a lemez sávjának felépítése látható. A teljes körforgás alatt megírt adatok (bitek) sorozata egy sáv. Minden sáv fel van osztva meghatározott hosszúságú szektorra, általában 512 bájtot tartalmaz, azonban ezt megelzi a bevezet rész, amely lehetvé teszi, hogy a fej szinkronba álljon a leolvasás vagy az írás eltt. Az adatok után következik az úgynevezett Hibaelhárító kód (ECC = Error-Correcting Code) (mindkett Hamming kód) vagy a Reed-Solomon kód, ami több hibát ki tud javítani egyszerre. Az egymás utáni szektorok után következik az átszel rés. Néhány gyártó átalakítatlan formában hivatkozik termékük kapacitására, de a becsületesebbek az átalakított formában, amiben nincs beleszámolva a bevezet rész, az ECC és a rés mint adat. Az átalakított. Az átalakított kapacitása általában 15 százalékkal alacsonyabb, mint az átalakítatlané. Minden lemeznek van mozgatható karja, ami képes kifelé és befelé mozogni a tengelybl más-más sugárirányú távolságban, amit a korong mozgat. Minden forgás után egy újabb programot lehet írni. Tehát a sáv: a tengely körül elhelyezked koncentrikus kör. Egy sáv szélessége attól függ, hogy mekkora a fej, és hogy milyen pontosan lehet azt sugárirányba elhelyezni. A mai technológiával 800-2000 sáv lehetséges centiméterenként, és a sáv szélessége 5-10 mikron között. A sáv nem egy érinthet barázda, hanem csak egy sima magnetizált anyagú gyr, apró véd területekkel körülötte, ami elválasztja a többi sávtól. A hosszirányú adatsrség a sáv körül különbözik a sugárirányútól. Mindez sokban függ attól, hogy milyen minség a leveg és mennyire tiszta a felszín. Jelenleg

elállított lemezek elérik az 50000-100000 bit/cm srséget. Tehát egy bit kb. 50-szer nagyobb sugárirányban, mint a kerületben. Hogy a magas minséget megtartsák, a lemezeket gyárilag szigetelik, hogy a por és a kosz ne kerülhessen a lemezbe. Ezek a meghajtók, amirl a közelmúltban beszéltük a winchester lemezek. Az els ilyen meghajtóknak (elször az IBM-tl) volt 30 MB zárt, rögzített tárolója, és 30 MB levehet (eltávolítható) tárolója. Valószínleg ezek a 30-30-as lemezek emlékeztették az embereket a 30-30-as Winchester puskákra, amik olyan nagy szerepet játszottak az amerikai határvidék nyitásában, és a "winchester" név ráragadt a lemezekre. Sok lemez tartalmaz egymás fölé rakott korongokat, mint ahogy azt láthatjuk a 2-20as számú ábrán. Mindegyik felületnek megvan a saját karja és feje. Az összes kar egybe van kombinálva, és egyszerre tudnak mozogni más sugárirányú pozíciókban. A cylinder (cilinder) egy megadott sugárirányban lév sávok összessége. Sok minden befolyásolhatja a lemez teljesítményét. Ahhoz, hogy írjon vagy olvasson egy szektort elször a kart a jó sugárirányba kell mozdítani. Ez a keresés. Az átlagos keresési id 5-15 mikro-szekundum alatt van. Amikor a fej sugárirányban van beállítva, van egy kis szünet, amit rotációs lappangásnak hívunk, amíg a kívánt szektor beáll a fej alá. A legtöbb lemez 3600, 5400 vagy 7200 fordulatot tesz meg percenként, és így az átlag szünetid 4-8 mikro-szekundum. 10800-on forgó lemezek is elérhetek. Az átviteli id függ a hosszirányú srségtl és a forgási sebességtl. Az átlagos átviteli arány, ami 5-tl 20 MB / másodperc és az 512 bájtos szektor 25 és 100 nano-szekundum között van. Ezt követen a keresési idtl és a rotációs lappangástól függ az átviteli id. A szektorok összevissza keresése a lemezen meglehetsen gazdaságtalan kezelésre utal. Érdemes megemlíteni, hogy nagyon nagy különbség van egy meghajtó maximális gyorsasági aránya (burst rate) és a maximális fenntartó aránya (sustained rate) között. A maximális burst rate az az adatarány, amikor a fej túlhalad az els adatbiten. A számítógépnek az adatokat nagyon gyorsan kell kezelnie. Igaz, hogy a meghajtó azt az arányt csak egy szektorig tudja fenntartani. Néhány használatnál, pl.: multimédia, ami számít az az átlagos sustained rate több másodpercen keresztül, amit figyelembe kell venni a szükséges kereséseknél és a rotációs késleltetéseknél is. Ahogy a lemezek forognak, 60-tól 120 forgás / másodpercig, úgy felforrósodnak és kitágulnak, megváltoztatva a tényleges geometriájukat. Néhány meghajtónak újra kell kalibrálni a beállító mechanizmusát idnként, hogy kompenzálódjon a táguláshoz. Ezt úgy teszik, hogy teljesen ki, vagy teljesen beerltetik a fejet. Ilyen újrakalibrálások pusztítást is okozhatnak a multimédiás applikációk, mert azok több-kevesebb bit egyenletes áramlatát várják a maximális sustained rate-ban. Hogy kezelni tudják a multimédiás applikációkat, néhány gyártó audio-vizuális lemezmeghajtókat készít, amikben nincs meg az az ún. termális újrakalibráció. Egy kis gondolkodás, meg némi középiskolai matek elárulja (K=2(r), hogy a küls barázdáknak több a hosszirányú távolsága, mint a belsnek. Minthogy az összes mágneses lemez állandó szögben és állandó sebességgel forog, mindegy, hogy a fej hol van, az a megfigyelés mindenképpen problémát jelent. A régebbi meghajtókban a lehet legtöbb hosszirányú srséget használták a gyártók a legbelsbb barázdákon, és sikeresen a legkevesebb a legkívül levkön. Pl.: ha egy lemeznek 18 szektora volt, akkor minden egyes szektorban 20 ívfok volt, mindegy, hogy melyik cilinderben volt. Mostanság már stratégiát használnak. A cilindereket felosztják zónákra (átlagosan 1030 meghajtóként) és minden zónában növelik a szektorok számát bentrl kifelé menve. Ez a csere nehezebbé teszi az információ követését, de növeli a meghajtó kapacitását, ami fontosabb. Az összes szektor egyforma méret. Szerencsére néhány

dolog az életben nem változik. A meghajtóval van összekötve a lemezvezérl, egy chip, ami irányítja a meghajtót. Néhány vezérl tartalmaz teljes CPU-t. A vezérl parancsokat kap a szoftvertl (olvasás, írás és lemezformázás), hibákat fedez fel és javít ki, és átalakítja a 8 egységes bájtokat a memóriából egy sorozatos egység hullámba és ugyanezt visszafelé. Néhány vezérlnek nem jelent gondot több szektor egymásba ütközése sem, elrejtett szektorok olvasása jövbeni használatra, és újratérképezni a rossz szektorokat. Ez az utolsó funkció hibás szektoroktól keletkezik, amiben maradandó magnetizálódás jön létre. Amikor a vezérl felfedez egy rossy szektort, az helyettesíti azt egy tartalék szektorral, ami erre van megspórolva ugyanazon zónán vagy cilinderen belül. 2.3.3 Floppy lemezek (Hajlékonylemezek) A személyi számítógépek megérkezésével szükség volt találni egy utat a szoftver szétterjesztésére. A megoldás a floppy lemez (diskette) volt, kicsi és törhetetlen, mert hajlékony. A floppy lemezt eredetileg az IBM találta fel a saját karbantartására az alkalmazottak részére, de a személyi számítógépgyártók elsajátították azt, mert így sokkal kényelmesebb volt a helyzet a szoftverek eladásával kapcsolatban. Az általános tulajdonságai ugyanazok, mint azoknak a lemezeknek, amit eddig leírtunk, kivéve azt, hogy a kemény lemezeknél a fej nem ér hozzá a felülethez, de a floppynál igen. Ezért a média és a fej is viszonylag gyorsan elkopik. Hogy ezt a folyamatot, mármint a fej kopását, késleltessük, amikor a meghajtó nem ír vagy nem olvas éppen, akkor a személyi számítógép felhúzza a fejet és megállítja a forgást. Ebbl adódóan, amikor a következ olvasó vagy író parancsot kapja, akkor van egy körülbelül 1/2 másodperces várakozási id, amíg a motor felpörög a kívánt sebességre. Két méret létezik: 5.25 és 3.5 colos. Mindkettnél van kisebb srség (LD = LowDensity) és nagyobb srség (HD = High-Density) változata. A 3.5-ösöknél kemény borításuk van, hogy jobban védjék azt, úgyhogy ezek nem igazán floppyk. Mivel a 3.5-ös lemezek több adatot képesek tárolni és jobban védettek, ezért lecserélték az 5.25-ösöket rájuk. A négy típus legfontosabb paraméterei a 2-21-es rajzon láthatók. 2.3.4 Az IDE lemezek A modern személyi számítógép lemeze az IBM PC XT lemezébl emelkedett ki, ami egy 10 MB-os ún. Seagate lemez volt, egy bedugható kártyán lév Xebec lemezvezérl által irányított lemez. A Seagate lemeznek 4 feje volt, 306 cilindere, és 17 szektora/sávonként. A vezérl képes volt két meghajtót is ellátni. Az operációs rendszer a megfelel paramétereket a CPU regisztereibe teszi, amikor a BIOS-t meghívja, amely a PC-k beépített ROM-jában található, így képes írni a lemezre ill. olvasni a lemezrl. A BIOS kérésére a gép utasításai betöltödnek a lemezvezérl regisztereibe és beállítják az átvitelt.

***[74-77] Balázs Csaba h938290@stud.u-szeged.hu Eleinte a meghajtóvezérlt egy különálló kártyán helyezték el, ám ez a technológia hamarosan átalakult, és vezérlt a meghajtóval egybeintegrálták. Ez az 1980-as évek közepén az IDE ( Integrated Drive Electonics ) meghajtókkal indult. Azonban, a BIOS hívás megállapodást nem változtatták meg, a visszafelé kompatibilitás miatt. Ezek a hívás megállapodások címezték meg a szektorokat úgy, hogy megadták azok fej, cilinder és szektor számát. A fej és cilinder számozás 0-tól indult és az szektor számozás 1-tl. Ez a megoldás valószínleg egy hibának volt köszönhet, amit a BIOS programozók azon része követett el, akik 8088 assemblerben dolgoztak. Az IDE-ben 4 bit a fejet, 6 bit a szektort és 10 bit a cilindert címezte, így a legnagyobb meghajtó 16 fejet, 63 szektort és 1024 cilindert tartalmazhatott, összesen 1.032.192 szektort. Ez a legnagyobb meghajtó maximum 528 MByte tárkapacitással rendelkezett, ami valószínleg végtelennek tnhetett abban az idben, de természetesen ma már nem. ( Ma már kifogásolható, ha egy új számítógép nem tud kezelni meghajtókat egy Terabyte felett ). Hamarosan megjelentek meghajtók 528 Mbyte felett, de rossz geometriával ( pl. 4 fej, 32 szektor, 2000 cilinder ). Nem volt lehetsége az operációs rendszernek ezek címzésére. Következménye: a lemezvezérlk azt kezdték tettetni, hogy a geometria a BIOS korlátokon bell van, de valójában a látszólagos geometriát a valós geometriára képezték le. Végül, az IDE meghajtók átalakultak EIDE ( Extended IDE ) meghajtókká, amelyek egy másodlagos címzési táblázatot használtak, az LBA-t ( Logical Block Addressing ), ahol a szektorok számozása már 0-tól indult és maximum 224-1 -ig tartott. Ennek a táblázatnak szüksége volt egy vezérlre, hogy az LBA címet átalakítsa fej, cilinder és szektor címmé, de a határ 528 Mbyte volt. Az EIDE meghajtó és vezérl más fejlesztéssel is rendelkezett, például képes volt 4 meghajtót kezelni 2 helyett, gyorsabb lett az átviteli sebesség, és tudott már CD-ROM meghajtót is kezelni. IDE és EIDE lemezek eredetileg csak Intel rendszerrel mködtek, mert a kapcsolódási felülete az IBM PC busz pontos másolata volt. Azonban, ma számos más számítógép is használja az alacsony áruk miatt. 2.3.5 SCSI lemezek Az SCSI lemezek nem különböznek az IDE lemezektl a cilinder, sáv és szektor rendezésétl, de más a kapcsolódási felülete és magasabb átviteli sebességet tesznek lehetvé. Az SCSI története visszavezet Howard Shugarthoz, a floppy meghajtók feltalálójához, akinek a vállalkozása 1979-ben bevezette a SASI ( Shugart Associates System Interface ) lemezeket. Kis átalakítás és hosszú vita után, az ANSI szabványosította 1986-ban és megváltoztatta a nevét SCSI-re ( Small Computer System Interface ). Az SCSI-t "scuzzy"-nak ejtik. 1994-ben, az ANSI kiadta a korszersített szabványt, az SCSI-2 -t, amely jórészt lecserélte az eredeti SCSI-1 -et. A munka napjainkban is folyik az SCSI-3 -on, habár a szabványosítás már befejezdött. Néhány gyártó már teljesítette a követelményeket, hogy kialakítsák az SCSI-3 -at. Az SCSI meghajtók magas átvitelt tesznek lehetvé, ezért ezt a szabványos lemez a UNIX munkaállomásoktól kezdve a SUN, HP, SGI keresztül más rendszerig. Ez a szabvány a Macintosh gépeken és az újabb Intel PC-ken, különösen a hálózati szervereken. Néhány jobban elterjedt paraméter a 2.22. ábrán látható. 2.22. ábra:

Név Adat bitek Bus MHz Mbyte/sec SCSI-1 8 5 5 SCSI-2 8 5 5 Fast SCSI-2 8 10 10 Fast & Wide SCSI 16 10 20 Ultra SCSI 16 20 40 Az SCSI több, mint egy merevlemez, egyben kapcsolódási felület is. Ez egy busz az SCSI vezérlhöz, amelyhez több mint 7 eszközt lehet csatlakoztatni. Ez egy vagy több SCSI merevlemezt, CD-ROM-ot, CD írót, szkennert, kazettás egységet vagy más SCSI perifériát jelent. Mindegyik eszköz rendelkezik egy azonosítóval ( ID-vel ) 0-tól 7-ig ( 15-ig wide SCSI esetén), és két kivezetéssel: egy kimenttel és egy bemenettel. Az eszköz kimenetét összekötik a következ bemenetével, így sorban, mint a karácsonyfa lámpák fzérét. Az utolsó egységnél azonban meg kell akadályozni a visszaverdést az SCSI busz végétl. A vezérl egység általában egy kártyán helyezkedik el a kábeleknél, habár ez nem szigorú követelmény a szabványban. A legelterjedtebb kábel 50 vezetékes a 8 bites SCSI-hez, amelybl 25 testvezeték, amelyek egytl egyig párosítva vannak a másik 25-tel, így kitn zajmentességet nyújt a nagysebesség mködéshez. A 25 vezetékbl 8 adat, 1 paritás, 9 vezérl jelet továbbít, a maradék áramot illetve néhány vezeték fenntartott késbbi fejlesztésre. A 16 bites és 32 bites eszközöknek szükséges egy második kábel használata a további jelek továbbítására. A kábel akár néhány méter hosszú is lehet, a küls meghajtók, szkennerek, stb. csatlakoztatására. Az SCSI vezérlk és perifériák kezdeményezként vagy céleszközként is tudnak mködni. Általában, a vezérl a kezdeményez, amely kiadja a parancsokat a meghajtónak és más perifériáknak, amelyek a céleszközök. Ezek a parancsok 16 bytos blokkok, amelyek megmondják az eszköznek, hogy mit kell elvégeznie. A parancsok és válaszok elfordulhatnak azonos fázisban, ezért különböz vezérl jeleket használnak, hogy észleljék az azonos fázisokat, és eldöntsék a busz hozzáférhetségét, amikor több eszköz akarja használni a buszt egy idben. Ezek a döntések fontosak, mert az SCSI engedélyezi az eszközök párhuzamos mködését, amely nagymérték fejlesztés: több folyamat aktív egy idben ( pl. UNIX, Windows NT ). Az IDE és EIDE egyszerre csak egy eszköz mködését engedélyezi. 2.3.6 RAID A CPU teljesítménye az utolsó évtizedben exponenciálisan növekedett, körülbelül 18 hónap alatt megduplázódik. Nem úgy mint a lemez teljesítmény. Az 1970-es években, átlagosan egy pozícionálási id 50-100 msec között volt. A mostani pozícionálási id 10 msec. A legtöbb technikai iparban ( pl. autógyártás, repülés ) 5-10-szeres teljesítménynövekedés következett be, de itt a számítástechnika zavart helyzetben van. Így a CPU teljesítmények és a meghajtó teljesítmények közti különbség még nagyobb, mint valaha. A párhuzamos mködést többet és többet használják a CPU gyorsítására. Ugyanez a gondolat elfordult különböz embereknél, akik úgy gondolták a párhuzamos I/O feldolgozás is jó ötlet. 1988-ban egy tanulmányban, Patterson et al. javasolta 6 lemez speciális elrendezését, amely növelheti a lemez teljesítményét, a megbízhatóságát vagy mindkettt. Ezt az ötletet hamarosan befogadta az ipar, és elindítottak egy új osztályú I/O eszközt, a RAID-et. Patterson et al. meghatározta RAID-et, mint Redundant Array of Disks ( Olcsó lemezek redundáns tömbje ), de az ipar az "I" bet jelentését megváltoztatta "Olcsó" helyett "Függetlenre". Mivel egy ellenfélre volt szükség ( mint a RISC ellen a CISC ), megjelent a SLED ( Singe Large Expensive Disk ). Az alapötlet a RAID mögött az volt, hogy helyezzenek el a számítógép mellett egy

másik gépet tele lemezekkel, általában egy szervert, cseréljék ki a lemezvezérlt RAID vezérlre, másolják az adatokat RAID-re, és folytassák a megszokott mködést. Más szavakkal, a RAID-nek úgy kellett tnni az operációs rendszernek, mintha az SLED volna, st nagyobb teljesítménynek és megbízhatóbbnak. Mivel az SCSI lemezek nagy teljesítmények voltak és olcsók, képesek voltak 7 meghajtót kezelni egy vezérlvel ( 15 meghajtót wide SCSI-vel ), ezért a legtöbb RAID természetesen SCSI-t használt. RAID SCSI vezérlbl és a másik gép tele SCSI lemezekkel úgy jelent meg az operációs rendszer felé, mintha SLED volna. Így nem is voltak szükségesek szoftver változtatások, hogy használják a RAID-et. Minden RAID rendszer megosztotta az adatokat a meghajtókon, hogy engedélyezze a párhuzamos mködése. Néhány különböz táblázatot határozott meg Patterson et al. ennek végzésére, k csak a RAID 0. szint - 5.szintet ismerték, de volt ott több kisebb szint is. A "szint" szó elnevezés helytelen, mivel nem tartalmazott hierarchiát, mindössze hat különböz egységet jelent. A RAID 0.szintet a 2.23.(a) ábra mutatja. Bemutatja a SLED látszólagos szerkezetét RAID-bl, ahol a sávokat k szektorra osztották, 0-tól k1 szektorig a 0. sáv, k-tól 2k-1 szektorig az 1. sáv, és így tovább. A RAID 0.szint egymásra épül sávokat jelent a meghajtókon, ahogyan azt a 2.24. ábra mutatja be 4 meghajtó esetén. Az adatok elosztását többszörös meghajtókon stripping-nek nevezzük. Például, ha a program parancsot ad, hogy olvasson be egy adatrészt a négy következ sávból kiindulva, akkor a RAID vezérl a parancsot négy különálló parancsra bontja, a négy lemez részére egyet - egyet, és végrehajtja azokat párhuzamosan. Így párhuzamos I/O mvelet zajlik, anélkül, hogy a program tudná. A RAID 0.szint dolgozik a legjobban a nagy kérésekkel. Ha kérés nagyobb, mint a meghajtó számszor a sávok száma, néhány meghajtó összetett kérést fog kapni, így amikor végeztek az els kéréssel, kezdik a következt. A vezérl megosztja a kérést, eljutatja a megfelel parancsot a megfelel lemeznek megfelel sorrendben, és az összetett válasz a memóriában lesz megfelel módon. A teljesítmény kiváló és a végrehajtás pontos. A RAID 0.szint dolgozik azonban a legrosszabbul, ha mindössze egy szektor adatát kéri a program. Az eredmény helyes lesz, de a párhuzamos mködés nincs kihasználva. A másik hátránya ennek az szervezésnek, hogy a megbízhatósága rosszabb, mint a SLED-é. Ha a RAID négy lemezbl áll, összesen 20000 óra, körülbelül darabonként 5000 óra, ezután elromlanak és az összes adat elveszhet. A SLED 20000 óra után romlik el, amely négyszer olyan megbízhatóságot jelent. A RAID 1.szintet a 2.23. (b) ábra mutatja, ami az igazi RAID. Itt minden lemez meg van duplázva, így ott 4 elsdleges és 4 másolat lemez van. Írás során minden sávot kétszer ír, elször az elsdleges, majd a másolat lemezre. Olvasáskor pedig csak az egyik példányt használja, megosztva a betöltést a többi meghajtóval. Tehát az írási teljesítménye nem jobb mintha csak egy meghajtó volna, de az olvasási teljesítménye kétszer olyan jó. A hibatrése kitn: ha valamelyik meghajtó elromlik, a másik példányt használja helyette. Helyreállítás során egyszeren be kell helyezni az új meghajtót és át kell rá másolni a másik példányt.

***[78-81]

Számítógép rendszerszervezet
A 0 és az 1-es szintekkel ellentétben, melyek szektorszalagokkal dolgoznak, a 2. szint RAID szó alapon dolgozik, vagy akár byte alapon is. Képzeljük el, hogy egyetlen virtuális disk minden egyes byte-ját 4 bites darabokra osztjuk, majd mindegyikhez Hamming kódot adunk, hogy olyan 7 bites szót alkossunk, melynek az 1,2 és 4-es bitjei hibafelderítésre szolgálnak (paritás bitek). Továbbá képzeljük el, hogy a 2-23 c ábrán látható 7 meghajtót "óramutató" és "rotációs" helyzetek szerint szinkronizáljuk, ekkor lehetvé válik, hogy leírhassuk a 7-bites hamming -kódolt szót, úgy hogy minden meghajtóra 1 bitet. A Thinking Machine CM2-es számítógép használta ezt a sémát, 32 bites adatszavakat véve alapul, és hozzáadván a 6 paritás bitet, hogy egy 38 bites hamming szót alkosson, plusz 1 extra bitet a szó paritásának és így minden szót szétosztott 39 lemezmeghajtóra. A teljes átvitel mérhetetlen volt, mert 1 szektor id alatt 32 szektornyi adatot tudott felírni. Egy meghajtó elvesztése nem okozott problémát, mivel 1 meghajtó elvesztése csupán 1 bitet vont el minden 39 bites beolvasott szóból, amot a hamming kód könnyedén tudott kezelni. Másrészt ez a séma minden meghajtó rotális szinkronizálását igényli és csak akkor van értelmezve, ha elég nagy mennyiség meghajtóval rendelkezik (még 32 bites adatmeghajtónál és 6 paritás meghajtónál a felesleg csupán 19%). Ráadásul igénybe veszi a vezérlt mivel minden bitnyi id után végre kell hajtani egy hamming ellenörzést. A 3. szint RAID egyszersített változata a 2. szintnek (lsd 2-23 d ábra). Itt egyetlen paritásbitet számol minden egyes adatszóra és ír rá egy paritásmeghajtóra. Ugyan úgy mint a 2. szint RAID -nél a meghajtókat tökéletesen szinkronizálni kell, mivel minden egyes adatszót több meghajtóra kell szétosztani. Els látásra úgy tünhet, hogy egy paritás bit a hibát csak felfedezni tudja, de kijavítani nem. A véletlenszer fel nem fedezett hibák esetében ez a megfigyelés igaz. Azonban a meghajtó összeomlása esetén gondoskodik egy teljes 1 bites hibajavítóról, mivel a rossz bit helyzete ismert. Ha egy meghajtó összeomlik, a vezérl csak tetteti hogy az összes bit 0. Ha egy szó paritás hibás, a bit a halott meghajtóról csakis 1-es lehetett, úgyhogy 1-esre javítandó. Annak ellenére, hogy a 2. és a 3. szint RAID magos adatszintet biztosít, a másodpercenként kezelhet elkülöníthet I/O kérelmek száma semmivel sem jobb, mint egy meghajtó esetében. A 4-es és az 5-ös szint RAID is szalagokkal mködik, nem pedig külön paritás szavakkal, és nincs szüksége szinkronizált meghajtókra. A 4. szint RAID (lsd. 2-23 e ábra) olyan mint a 0-ás szint RAID, egy szalagról-szalagra paritással, melyet egy extra meghajtóra ír. Pl. ha mindegyik szalag k byte hosszú, minden szalagot egybezi EXCLUSIVE OR-ral, mely egy k byte hosszú paritás szalagot eredményez. Ha egy meghajtó összeomlik, az elveszet byte-ok visszafejthetk a paritás meghajtóból. Ez a forma megakadályozza a meghajtó elvesztését, de gyengén teljesít kis módosításoknál. Ha egy szektor megváltozik, be kell olvasni az összes meghajtót, hogy újrakalkulálhassuk a paritást melyet aztán újra kell írni. Lehetség szerint beolvashatja a régi felhasználói adatokat és a régi paritás adatokat és újraszámolhatja bellük a paritást. Még ezzel az optimalizálással is egy kis módosítás két olvasást és

két írást igényel. A nehéz töltés következményeként a paritás meghajtón torlódás alakulhat ki. Ez a torlódás felszámolható az 5-ös szint RAID ­del , a paritás bitek megzavarásával egységesen az összes meghajtón, kerek robin divat szerint, ahogyan azt a 2-23 f ábra mutatja. Mindemellett egy meghajtó összeomlás esetében a hibás meghajtó tartalmának újraépítése komplex folyamat.

2.3.7

CD-romok

Az utóbbi években a mágneslemezekkel ellentétben az optikai lemezek lettek a kaphatók. Sokkal nagyobb rögzítési srséggel rendelkeztek, mint a hagyományos mágnes lemezek. Az optikai lemezeket elssorban Tv programok rögzítésére fejlesztették ki, de sokkal hatékonyabban használhatták számítógépes tárolási eszközként. A potenciálisan hatalmas kapacitások következtében az optikai lemezek nagyszabású kísérlet tárgyai voltak és hihetetlenül gyors fejldésen mentek keresztül. Az els generációs optikai lemezt a holland Philips elektronikai konfomerátum találta fel. 30 cm-es átmérjek voltak és Laser Vision név alatt forgalmazták, de csak Japánba futott be. 1980-ban a Philips a Sonyval kifejlesztette a CD-t, mely gyorsan felváltotta a 331/3 RPM vinyl lemezt, ami zene rögzítésére szolgált. A CD közismertebb nevén (borítója alapján) Red Book pontos technikai adatait az International Standard (IS 10149) publikálta. (A nemzetközi mércéket az International Organization for Standardization adja ki, mely tagja a nemzetközi mércecsoportnak, mint pl. ANSI, DIN stb. Mind rendelkezik IS számmal). A lemez és a meghajtó specifikációk, mint nemzetközi szabvány megjelentetésének az volt a lényege, hogy lehetvé tegye különböz zenei kiadók, zenészek és különböz gyártók részére az együttmködést . Minden CD 120 mm átmérj és 1.2 mm vastag , egy 15 mm-es lyukkal a közepén. Az audio CD volt az els világpiaci digitális tárolási médium. 100 évig kellene kitartaniuk. Ellenrizd le 2080-ban, hogy sikerült az els CD-k nek. A CD-k nagyerej vörös lézer segítségével készülnek, mely 0,8 mikron átmérj lyukakat éget a beborított eredeti (master) üveg lemezbe. Ebbl egy öntminta készül, kis dudorokkal a lézer égette lyukak helyében. Ebbe a mintába olvasztott polikarbonát gyantát injekcióznak, hogy kialakuljon a CD, mely az eredeti üveg lemez lyuk mintázatát tartalmazza. Ekkor egy nagyon vékony tükrözd alumínium réteg kerül a polikarbonátra, erre pedig egy véd lakkréteg, s végül pedig minta (cimke).
A mélyedéseket a polikarbonát alapban Pit-eknek (gödröknek) hívjuk, az érintetlen területeket pedig mezknek (Land).

Visszajátszáskor egy sokkal gyengébb erej 0,78 mikron hullámhosszú vörös lézerdióda pásztázza végig a gödröket és a mezket. A lézer a polikarbonáttal bevont oldalon fut, így a gödrök dudorokként állnak ki a lézer felé, az amúgy sima felszínen. A gödrök magassága a sugár hullámhosszának, ezért a gödrökbl visszaverd fény fél hullámhosszal fázison kívül esik a környez felületrl visszaverd fényhez képest. Ennek eredményeként a két sugár rombolóan interferál (gyengítik egymást) és kevesebb fény jut vissza a lejátszó fénydetektorába, mint a mezrl visszaverd fény. Így különbözteti meg a lejátszó a gödröt (pit) és a mezt (land). Bár úgy tnik a legegyszerbbnek, hogy a pit­hez 0-t a land-hez 1-et rendeljünk, mégis sokkal megbízhatóbb pit/land, land/pit átmenethez 1­et, ennek hiánya esetén 0-át rndelni, így

ez a séma van használatban. A gödrök és a mezk egyetlen folytonos spirálra vannak írva, mely középrl halad kifelé és 32 mm-es utat tesz meg a CD széléig. A spirál 22,188 fordulatot tesz meg a lemez körül (kb. 600-at mm-enként). Széttekerve 5,6 km-t tenne ki. (A spirál a 2-24-es ábrán látható.) Hogy a zene egységes mértékkel szóljon, szükséges hogy a gödrök és a mezk állandó, lineáris sebességgel haladjanak. Következésképpen a CD forgásának sebességét állandóan a csökkenteni kell, ahogy az olvasófej a CD belsejétl a külseje felé mozog. Belülrl a forgás mértéke 530 RPM (rotate per minute), hogy elérje a 120cm/másodperc áramlási sebességet. Kívülrl le kell hogy csökkenjen 200 RPM-re, hogy ugyan azt a lineáris sebességet tartsa. Egy állandó lineáris sebesség meghajtó eltér a mágneses lemezmeghajtótól mely állandó sebességgel mködik, függetlenül attól, hogy a fej pillanatnyilag milyen helyzetben van. Az 530 RPM messze esik attól a 3600 - 7200 RPM-tl mellyel a legtöbb lemez forog. 1984-ben a Philips és a Sony rájött, hogy a CD potenciális számítógépes adattároló, és kiadták a Yellow book-ot mely megteremtette a mai CD-ROM-ok (Compact Disk ­ Read Only Memory) szabványát. Hogy CD-Romok felvegyék a versenyt a már kialakult audió CD piaccal, a CD-Romokat ugyanakkora méretre tervezték, mint az audió CD-ket, mechanikusan és optikusan is kompatibilisek, megegyezett a gyártási technológiájuk is. Eme döntés következményei azok a lassú és változtatható sebességmotorok .....

***[82-85] Amit a Yellow Book definiált, az lett a számítógépes adatok formája. Ez is javította a rendszer hibajavítási képességét. Ez egy lényeges lépés volt, mert igaz, hogy a zenekedvelk nem vették észre egy-egy bit elvesztését itt és ott, de a számítógép használók említették, hogy ez nem az igazi. A CD-ROM minden byte-ot 14 bites symbol tárolja. Észrevehettük, hogy 14 bit elég ahhoz, Hamming féle kódolással lekódoljunk egy 8 bites byte-ot 2 bit elhagyása nélkül. Valójában, ez egy ersebb tároló rendszer. A 14-8-as elrendezés az olvasás miatt van kialakítva a hardweren a table lookup által. A következ szint, egy 42 symbolt összefogó csoport az 588 bites frame. Minden frame tartalmaz 192 adatbitet (24 byte). A maradék 996 bitet hibajavításra és ellenrzésre használják. Mostanáig ez a tervezet egyenl az audio CD-knél és a CDROM-oknál. A szabvány 98 frame-t egy csoportba, a CD-ROM szektorba sorolt, amint azt mutatja 2-25-ös ábra. Minden CD-ROM szektor egy 16 byte-os bevezetvel kezddik, az els 12 00FFFFFFFFFFFFFFFFFFFF00 (hexadecimal), amely arra szolgál, hogy a lejátszó felismerje a CD-ROM szektor kezdetét. A köv. három byte a szektor számát tartalmazza. Ez szükséges, hiszen egy CD-ROM-on keresni (mely egy szimpla adatspirál) sokkal nehezebb, mint egy mágneses lemezen, ami egyforma konkrét sávokból áll. A keresésnél a szoftver a meghajtóban kiszámítja, hogy kb. hova kell mennie, odaviszi a fejet, és akkor elkezdi keresni a bevezett, hogy jó volt e a számítása. A bevezet utolsó byte-ja a mód. 14 bites symbol 42 symbolt tartalmaz egy frame 588 bites frame mindegyike 24 adatbytot tartalmaz Bevezet | | 98 frame épít fel egy szektort adat | ECC |

2. 25. ábra Logikai adatelrendezés a CD-ROM-on A Yellow Book két fajta módot definiált. 1-es mód a 2-25-ös ábra szerinti elrendezést használja: 16 byte bevezet, 2048 adatbyte és egy 288 byte-os hibajavítási kód (nemzetközileg elfogadott Reed Solomon kód). 2-es mód kombinálja az adat és ECC (Error Correcting and Control) területet egy 2336 byte-os adatterületbe, azoknál a felhasználásoknál, ahol nem szükséges (vagy ahol az id nem engedi, hogy elvégezze) a hibajavítás (t), mint az audio és video anyagoknál. A megbízhatóságról 3 különböz hiba-javító rendszer gondoskodik: a symbol-on belül, a frame-ban és a CD-ROM szektorban. Egyszeri bit hibákat a legalacsonyabb szinten javítanak, rövid sor, hasadék hiba javítása a frame szintjén történik, és akármilyen visszamaradó hibát a szektorszinten küszöböli ki. Az ár, amit fizetni kell ezért a megbízhatóságért, 98 db. 588 bites framet (7203 byte) tesz ki egy egyszer 2048 byte-os adatnál így a hatásfok csak 28 %.

Egyszeres sebesség CD-ROM meghajtó 75 sector/sec sebesség, amely adatban mérve 153600 byte/sec 1-es módban, és 175200 byte/sec 2-es módban. Kétszeres sebesség meghajtónál kétszeres a gyorsaság STB. a magasabb szint sebességeknél is. Egy átlagos audio CD 74 perces zenét tud letárolni, amely ha 1-es módot használ, a kapacitása 681 984 000 byte. Ez az alak általában 650 Mb-ot jelent, mert 1 Mb=230 byte (1 048 576 byte), nem pedig 1 000 000 byte Megjegyezzük, hogy egy 32XCd-ROM meghajtó (4 915 200b/sec) nem ér fel egy gyors SCSI-2 mágneseslemez-meghajtóval (10 Mb/sec) habár sok CD-ROM meghajtó használ SCSI interface-t (IDE CD-ROM meghajtók már léteznek). Ha te valóban kíváncsi az idbeli eltérésre, a különbséget néhány száz millisec.-ban kell érteni, de azt tisztázni kell, hogy a CD-ROM nem sorolható egy kategóriába a mágneseslemez-meghajtóval a kapacitásuk miatt. 1986-ban a Philips újra meglepetést okozott a Green Bookkal, hozzáadta a grafikát és az INTERLEAVE audio képességét, video és adat együtt a szektorban: egy lényeges arcvonása a multimédia CD-ROM-oknak Az utolsó darabja a CD-ROM összetételének a file rendszer. Ahhoz, hogy ugyanazt a CD-ROM-ot lehessen használni a különböz számítógépeken, egy megegyezésre volt szükség a CD-ROM file rendszerekrl. Hogy ez a megegyezés létrejöjjön sok számítógépes cég képviselje találkozott a Tahoe tónál High Sierras-ban CaliforniaNevada határán és megterveztek egy file rendszert, melynek neve High Sierra. Ezt késbb kiterjesztették nemzetközi szabvánnyá (IS 9660). Ez három szintes: 1. szinten a file neve max. 8 karakteres, majd ezt követhette a max. 3 karakteres kiterjesztés (mint az MS-DOS file -nál). A file neve legfeljebb bett, számot és aláhúzást tartalmazhat. A könyvtárak 8 karakter hosszúak lehetnek, de a könyvtárak neve nem tartalmazhat kiterjesztést. Az 1-es szint megköveteli, hogy minden file legyen e határon belüli, ami nem jelent problémát egyszeresen író módnál. Minden CD-ROM, mely egyeztetve van az IS 9660-as szabvány 1-es szintjével, olvasható MS-DOS-on, Apple számítógépeken, UNIX gépeken, vagy bármelyik más rendszeren. A CD-ROM készítk figyelembe vették ezt a sajátosságot, mint egy nagy plusz tényezt. IS 9660 2. Szintje biztosítja a nevek 32 karakteres hosszúságát, és a 3. Szintnek nincsenek határai. A Rock Ridge kiterjesztés (szeszéjes nevét egy városról kapta a Gene Wilder fszereplésével készült Blazing Saddles c. filmbl) engedélyezi a nagyon hosszú neveket (UNIX-nál), UID, GID használatát, és jelképes láncolatokat, de ezek a CD-ROM-ok nem 1-es szintek, emiatt nem olvasható minden számítógépen. A CD-ROM ­ok különösen népszervé váltak az ezeken kiadott játékok, mozik, enciklopédiák, atlaszok, és mindenféle ajánlott munkák által. A legtöbb kereskedelmi software most CD-ROM-on jelenik meg. A nagy kapacitás és olcsó elállítás kombinációja tette kényelmessé végtelen sok helyen való alkalmazását. 2. 3. 8 CD-Recordables (CD-írók) Kezdetben a berendezéseknek el kellet állítani egy master CD-ROM-ot (v. audio CD-t abból az anyagból), ez nagyon költséges volt. De mint az szokás a számítógép iparban, semmi sem marad tartósan drága. Az 1990-es években a CD-író már nem nagyobb, mint a CD lejátszó, ami mint átlagos periféria kapható bármely számítógép üzletben. Ezek az eszközök még különböztek a mágneses lemezektl, mert egyszer írhatóak, CD-ROM-ról nem lehet törölni. Gyorsan kitaláltak egy helyet, mint háttértár a nagy merevlemezek helyett, és biztosítottak egyéneknek és kezd cégeknek saját, kisfutású CD-ROM-ot, v. készítettek master-t eladásra, nagytömeg kereskedelmi CD másolási tervekhez. Ezeket a meghajtókat úgy ismerik, mint CD-R (CD-Recordables)

Fizikailag a CD-R egy 120mm-es polycarbonát üres lemezzel kezddik, mint a (gyári) CD-ROM, kivéve azt, hogy tartalmaz egy 0. 6 mm széles sávot, amit a lézer használ írásnál. A sávnak van egy 0. 3 mm szinuszos kitérése, pontosan 22, 05 KHz-nél, hogy ellássa folyamatosan feedback-kel, így a forgás sebességét pontosan tudják ellenrizni, beállítani, ha szükséges. CD-R úgy néz ki, mint egy normális CD-ROM, kivéve, hogy felül aranyszín, ezüst helyett. Az arany szín a valódi arany rétegtl származik, ez tükrözdik vissza az alumínium helyett. Az eltérés abból is adódik, hogy az ezüst CD-nek a fizikai préselése, míg a CD-R-nél a különböz pitek visszaverdése szimulálja a visszatükrözést. Ezzel készen is volnánk, feltéve, hogy ha hozzáadjuk a színréteget a polycarbonát és a visszatükrözd aranyréteg közé, amint azt a 2-26-os ábra is mutatja. Két fajta színréteg van használatban: a cianid, ami zöld szín és a pthalocianid, amely narancssárga szín. A vegyészek már végtelen sok állítást tettek, hogy melyik a jobb minség. Ezek színek hasonlóak a fényképezésnél használtakhoz, ez megmagyarázza, miért a Kodak és a Fuji a vezet gyártók a CD-Reknél. A kezdeti állapotban a színréteg átlátszó, és átengedi a lézerfényt, és az visszatükrözdik az aranyrétegrl. Írásnál a CD-R lézer magasabb energiát (8-16 mW) vesz fel. Mikor a sugár áttör a színréteg egy pontján, akkor a vegyi összetevk megváltoznak. Ez a változás a molekuláris struktúrában készít egy sötét pontot. Amikor visszaolvassa (0, 5 mW-on) a photodetector (fénydetector), különbséget lát sötét folt (ahol a színmegtört) és átlátszó terület (ahol a szín sértetlen maradt) között. Ez a különbség van úgy értelmezve, mint a pit, és a felület közötti különbség, mindig, ha visszaolvassák egy átlagos CD-ROM olvasón, v. audio cd lejátszón. Egy nem újfajta Cd sértette volna a színes könyvek büszkeségét, így a CD-R megkapta az Orange Book-ot, melyet 1989-ben adtak ki. Ez a dokumentum definiálta a CD-R-t és egy új formát is: CD-ROM XA, amely biztosította a CD-R-ek újra és újra írását, egy kevés szektor ma, egy kevés holnap, egy kevés a következ hónapban. Az egymásra következ szektorcsoportokat (melyek meg vannak írva) CD-ROM trackeknek hívják. Az egyik az els alkalmazható CD-R-ek közül a Kodak PhotoCD volt. Ebben a rendszerben a vásárló hozott egy tekercs exponált filmet, és az régi PhotoCD-jét a fotó processorhoz, és elment a PhotoCd-jével, amin rajta voltak az új képek a régiekkel együtt. Az új adagot, amelyik a negatívok beszkennelése által készült, felírják a PhotoCD-re mint egy külön CD-ROM track. Az újra és újra írás szükséges volt, mert egy üres CD-R túl drága volt ahhoz, hogy minden tekercs filmnél egy újat kapjon. Nyomtatott címke Véd réteg Visszatükröz arany réteg Szín réteg Sötét pont a színrétegben a lézer által kiégetve az írásnál Polycarbonát alsóréteg Mozgásirányítás Lencse photodetector prizma Éget lézer dióda 2-26. ábra CD-R lemez és lézer keresztmetszete (nem méretarányos). Egy ezüst CDROM hasonló felépítés, kivéve azt, hogy nincs színréteg, és aranyréteg helyett alumíniumréteg van

Csakhogy az újra és újra írás egy új problémát hozott el. A régebbi Orange Book minden CD-ROM-ot egyszeri VTOC (Volume Table Of Contents ~ állomány táblázat tartalma) ­kal látott el a lemez elején. Ez a séma nem mködött az újra és újra írásnál (azaz a multitrack-nál). Az Orange Book írói ezt úgy oldották meg, hogy mindegyik track-nak adtak saját VTOC-ot. A file-okat besorolták a VTOC-ba, beleértve az elz track néhány, v. az összes file-ját. Miután a CD-R-t betették a meghajtóba, az operációs rendszer átnézi az összes CD-ROM track-et, hogy lokalizálja a legtöbb szabad VTOC-ot, ez adja a lemez forgását. Emelet keres néhány file-t, de nem mindet az eltte lév track-bl az érvényes VTOC-ból, mert az lehetséges, hogy azt a látszatot kelti, hogy a file törölve van. A track-ek csoportosíthatók session-okba, ami multisession-os CD-ROM-hoz vezet. Az átlagos audio CD lejátszó nem tudja kezelni a multisession-os Cd-t, amióta elvárják a szimpla VTOC-ot a lemez kezdeténél. Minden track írható sima folyamatos rendszerben, megállás nélkül. Ennek a következménye, hogy a merevlemeznek, amelyikrl az adat áramlik, elég gyorsnak kell lennie ahhoz, hogy azt idben átadja. Ha a file másolás kiterjed az egész merevlemezre, akkor a keresési id a CD-R-re való adatfolyamot 'kiszáríthatja', és ez Buffer kiürülést okozhat. A Buffer kiürülésének következménye, hogy te hozzájutottál egy szép, fényes (de egy kissé drága) alátéthez az italodnak, v. egy 120mm-es aranyszín frisbee-hez. A CD-R software-k általában felkínálják azt az opciót, hogy összegyjti az összes bemen file-t egy szimpla, határos 650 Mb. CDROM-ot megszemélyesít helyen, és csak azután írja rá a CD-R-re. De ez az eljárástípus megkettzi az eredeti írási idt. Ehhez szükséges egy 650 Mb. szabad terület a merevlemezen, és...

***[86-89] A CD-R lehetvé teszi magánszemélyeknek és társaságoknak, hogy egyszeren másoljanak CD-ROM-okat és audio CD-ket, általában megsértve ezzel a kiadó szerzi jogait. Számos módszert dolgoztak ki, hogy az efféle kalózkodást megnehezítsék és hogy bonyolultabbá tegyék egy CD-ROM más szoftverrel történ olvasását. Ezen módszerek egyike az, hogy a fájlok méretét a CD-ROM-on több gigabyte-nak tüntetik fel, kudarcra ítélve ezzel minden olyan kisérletet, hogy a fájlokat másoljanak a CD-ROM-ról a winchesterre hagyományos másolószoftverekkel. A fájlok valódi méretét vagy a kiadó szoftverébe építik be, vagy szokatlan helyre írják a CD-ROM-on. Egy másik módszer szándékosan hibás ECC-t helyezni bizonyos szektorokba, azt várva, hogy a hagyományos másolószoftverek "kijavítják" a hibákat. A CD-ROM szoftvere ellenrzi az ECC-ket és ha azok helyesek, akkor nem hajlandó tovább futni. A sávok közötti távolság változtatása, valamint egyéb fizikai "hibák" alkalmazása ugyancsak számításba jöhet. 2.3.9 Újraírható CD-k (CD-RW) Bár az emberek már hozzászoktak az egyszer írható adatrögzítkhöz, mint pl. a papír vagy a film, igény van újraírható CD-ROM-ra is. Már létez technológia a CD-RW (CD-ReWritable, újraírható CD), amely ugyanakkora, mint a CD-R. A CD-RW-n azonban cianin vagy phtalocianin bevonat helyett ezüstbl, indiumból, antimonból és tellúrból álló ötvözetet alkalmaznak rögzítrétegként. Ennek az ötvözetnek két stabilis állapota van: egy kristályállapot és egy amorf állapot, amelyek különböz mértékben verik vissza a fényt. A CD-RW meghajtó lézerének három ersségi fokozata van. A legersebb fokozaton a lézer megolvasztja az ötvözetet, átalakítva azt kristályállapotúból a fényt gyengén visszaver amorf állapotúba, ezzel mélyedést jelölve. A középs fokozaton az ötvözet megolvad és visszanyeri természetes kristályszerkezetét, ezzel síma területet képezve. A legalacsonyabb ersségi fokozaton a lézer a felület állapotát vizsgálja (olvasáshoz), de nem változtat az anyag szerkezetén. A CD-RW azért nem váltotta még fel a CD-R-t, mert az üres CD-RW sokkal drágább az üres CD-R-nél. Ezenkívül a CD-R egyszeri írhatósága, letörölhetetlensége nagy elny a biztonsági mentéseknél. 2.3.10 DVD Az CD/CD-ROM szabvány alapjait 1980-ban fektették le. A technológia fejldött azóta, így nagyobb kapacitású optikai lemezek is gazdaságosan megvalósíthatók már és az igény is nagy rájuk. Hollywood nagyon szeretné az analóg videoszalagokat digitális lemezekre cserélni, hiszen ezek jobb minségek, olcsóbban elállíthatóak, tovább tartanak, kevesebb helyet foglalnak az üzletek polcain és nem kell ket visszatekerni. A szórakoztató-elektronikai társaságok is keresnek egy új szenzációs terméket, a szoftvergyártók pedig szeretnének termékeikhez multimédia-lehetségeket adni. A technológia és e három roppantul gazdag és rendkívül befolyásos iparág

igényének ilyen kombinációja vezetett a DVD-hez, amely eredetileg a Digital Video Disk (digitális video-lemez), most már a Digital Versatile Disk (digitális sokoldalúan felhasználható lemez) rövidítése. A DVD alapjaiban ugyanaz a konstrukció, mint a CD, 120 mm-es fröccsöntött polikarbonát lemez, amely lézer diódával megvilágított és fényérzékelvel olvasott mélyedéseket és síma felületeket tartalmaz. Az újdonságok: 1. Apróbb mélyedések (0,4 mikron a CD-k 0,8 mikronjához képest) 2. Srbb spirál (0,74 mikron a sávköz a CD-k 1,6 mikronjához képest) 3. Vörös lézer ( 0,65 mikronos hullámhossz a CD-k 0,78 mikronjához képest) Ezek a fejlesztések együttesen a tárolókapacitást hétszeresére növelik, 4,7 GB-ra. Az 1x DVD meghajtó 1,4 MB/s-on mködik (szemben a CD 150 KB/s-ával). Sajnos a bevásárlóközpontokban is alkalmazott vörös lézerre történ átállás azt jelenti, hogy a DVD meghajtóknak szükségük van egy másik lézerre vagy különleges átalakítóoptikára ,hogy a CD-ket is olvasni tudják, amelyre nem mindegyik képes. Ezenkívül a CD-R-ek és CD-RW-k DVD meghajtón történ olvasása nem biztos, hogy lehetséges. Elég-e 4,7 GB? Talán. Az MPEG-2 tömörít-eljárás (IS 13346-os szabvány) használatával egy 4,7 GB-os DVD-lemezre ráfér 133 perc teljes képernys film 720x480-as felbontásban a hozzá tartozó hanganyaggal nyolc nyelven, további 32 nyelven feliratozással. Mindazonáltal néhány alkalmazás, mint pl. multimédiás játékok,kézikönyvek még ennél is több helyet foglalhatnak, a filmipar szeretne több filmet egy lemezre feltenni, ezért négy formátumot határoztak meg: 1. Egyoldalas, egyréteg (4,7 GB) 2. Egyoldalas, kétréteg (8,5 GB) 3. Kétoldalas, egyréteg (9,4 GB) 4. Kétoldalas, kétréteg (17 GB) Miért ennyi formátum? Egy szóval: politika. A Philips és a Sony egyoldalas, egyréteg lemezeket akart, a Toshiba és a Time Warner ezzel szemben kétoldalas, egyréteg DVD-t szeretett volna. A Philips és a Sony szerint az emberek nem akarják a lemezeket fordítgatni egyik oldalról a másikra, a Toshiba és a Time Warner pedig nem hitt a kétréteg lemez megvalósíthatóságában. Kompromisszum született: mind a 4 kombinációt szabványosították, a piac fogja eldönteni, melyik lesz sikeres. A kétréteg lemeznek van egy visszaver réteg az alján, rajta egy félvisszaver réteggel. Attól függen, hogy hova van a lézer fókuszálva, ugrál az egyikrl a másikra. Az alsó rétegen kissé nagyobb mélyedéseket és síma felületeket kell képezni, ezért tárolókapacitása valamivel kisebb, mint a fels rétegé. A kétoldalas lemezek két 0,6 mm-es egyoldalas lemez összeragasztásával keletkeznek. Azért, hogy az összes változat ugyanolyan vastag legyen, az egyoldalas lemez is két 0,6 mm-es lemezbl áll, amelybl az egyik alkalmatlan adatok tárolására (lehet, hogy a jövben 133 percnyi hirdetést tesznek rá, hátha az emberek kiváncsiak

lesznek, mi van rajta). A kétoldalas, kétréteg lemez szerkezetét a 2-27-es ábra mutatja. Polikarbonát anyag 1 0,6 mm-es egyoldalas lemez Ragasztóanyag 0,6 mm-es egyoldalas lemez Polikarbonát anyag 2 2-27. ábra. Kétoldalas, kétréteg DVD lemez. A DVD-t egy 10 szórakoztató-elektronikai társaságot tömörít konzorcium hozta létre. A társaságok közül hét japán, szoros együttmködésben a nagy hollywoodi stúdiókkal (amelyek közül néhányat a konzorcium japán tagjai birtokolnak). A számítógépes és telekommunikációs ipar képviselit nem hívták meg a "piknikre", ami azt eredményezte, hogy kibérelt mozikban mutatták be a DVD képességeit. A DVD-lejátszó lehetséget ad például a film káros jeleneteinek valós idej kivágására (lehetséget adva a szülknek egy NC17-es osztályú film kisgyerekek számára is nézhetvé tételére) hatcsatornás hangminségre ad lehetséget, támogatja a Pan-and-Scan-t. A DVD-lejátszók újabban képesek eldönteni, hogyan vágják le a 3:2es szélesség/magasság arányú filmek bal és jobb szélét, hogy azok kitöltsék a használatos TV-készülékek képernyjét (amelyek szélesség/magasság aránya 4:3). Egy másik dolog, amire a számítógépipar nem gondolt, a nemzetközi inkompatibilitás az Amerikának és az Európának szánt lemezek között, a többi kontinens szabványairól nem is beszélve. A filmipar azért igényelte ezt a funkciót, mert az új filmeket mindig az USA-ban mutatják be elször és akkor szállítják Európába, amikor az USA-ban a videóváltozatot kiadják. Az ötlet az volt, hogy biztossá tegyék, hogy az európaiak ne vehessék meg az USA-ban kiadott videókat, ami csökkentené az európai mozik bevételét. Ha Hollywood kezében lenne a számítógépipar, talán 3,5 inches floppy-lemezek lennének az USA-ban és 9 cm-esek Európában. Ha a DVD sikert arat, megindulhat a DVD-R (írható DVD) és a DVD-RW (újraírható DVD) tömeggyártása rövid idn belül. A DVD sikere azonban nem garantált, hiszen a kábeltársaságoknak teljesen más tervük van a filmek továbbítására. A csata már el is kezddött. 2.4 INPUT/OUTPUT Ahogyan a fejezet elején is említettük, egy számítógépes rendszernek három f komponense van: a CPU, a elsdleges és másodlagos tárolók (memória, háttértárolók) Alumínium fényvisszaver Félvisszaver réteg Félvisszaver réteg Alumínium fényvisszaver

és az I/O(Input/Output) eszközök, mint pl. a nyomtatók, szkennerek és modemek. Eddig a CPU-t és a tárolókat vizsgáltuk. Most itt az ideje, hogy megvizsgáljuk az I/O eszközöket, és hogy ezek hogyan kapcsolódnak a rendszer többi részéhez. 2.4.1 Buszok (sínek) Fizikailag a legtöbb PC-nek és munkaállomásnak a 2-28-as ábrához hasonló a szerkezete. A szokásos elrendezés egy fémdoboz(ház) egy nagy méret nyomtatott áramkörrel az alján, amelyet alaplapnak hívnak. Az alaplapon van a CPU-lapka, néhány vájat (slot), melyekbe DIMM modulok illeszthetk és különböz segédlapkák. Ezenkívül tartalmaz egy buszt hosszában végigkarcolva és foglalatok (socket) amelyekbe kártyák illeszthetk. Elfordul, hogy két busz is van az alaplapon egy gyors (az újabb kártyáknak) és egy lassabb (a régebbi kártyák számára). SCSI vezérl Hangkártya

Modem

Ház Csatlakozó 2-28. ábra. A PC fizikai szerkezete Egy egyszer PC logikai szerkezetét mutatja a 2-29. ábra. Ezen egyetlen busz köti össze a CPU-t, a memóriát és az I/O eszközöket; a legtöbb rendszer legalább két busszal rendelkezik. Mindegyik I/O eszköz két részbl áll: az egyik, amelyik az elektronika nagy részét tartalmazza, a vezérl(controller), a másik ami magát az eszközt tartalmazza, pl. egy lemezmeghajtót. A vezérlt általában egy üres slotba dugott kártyán helyezik el, kivéve azokat, amelyek feltétlenül szükségesek (pl. billentyzet-vezérl), ezeket általában az alaplapon helyezik el. Bár a monitor is feltétlenül szükséges, mégis legtöbbször a videovezérlt bedugható kártyán helyezik el, hogy a felhasználó választhasson a különböz videokártyák között (van-e grafikus gyorsító benne, mennyi a memóriája, stb.).A vezérl a vezérelt eszközzel egy kábelen keresztül kapcsolódik, amelyet a ház hátulján lév csatlakozóba dugnak.

***[90-93]
SZÁMÍTÓGÉP FELÉPÍTÉSE

Monitor Cpu Memória Videó vezérl

Billentyzet Bill. vezérl

Lemezmeghajtó

Lemezvezérl

MerevLemez meghajtó Merevlemez vezérl

bus Egy egyszer PC logikai felépítése A vezérl feladata, hogy irányítsa a hozzá kapcsolt I/O eszközök elérését. Ha egy program például adatokat akar egy lemezrl, utasítást ad a lemezvezérlnek, ami keresési parancsokat ad a meghajtónak. Ha a megfelel track és sector megvan, a meghajtó egy bit sorozatot küld a vezérlnek. A vezérl feladata, hogy minden egység végén, ha az megtelt, megszakítsa a bit folyamot, és feltöltse az adatot a memóriába. Az egységek tipikusan egy vagy több szóból álnak. A vezérl, amelyik adatokat ír a memóriába vagy onnan olvas a CPU beavatkozása nélkül közvetlen memória hozzáférésnek hívjuk, vagy a közismertebb néven DMA. Mikor az átvitel befejezdött, a vezérl szabályos esetben megszakít, arra utasítja a CPU-t, hogy függessze fel az éppen futó programot és indítson el egy sajátos alkalmazást, a megszakítás kezelt, hogy ellenrizze a hibákat, és végrehajtson néhány szükséges alkalmazást, és értesítse az operációs rendszert, hogy az I/O mvelet befejezdött. Mikor a megszakítás kezel végzett, a CPU folytatja a megszakítás eltt félbehagyott programot. A bus-t nem csak az I/O vezérl használja, a CPU is elhoz utasításokat, adatokat. Mi történik, ha a CPU és egy I/O vezérl akarja használni a bus-t egyszerre? A válasz egy chip: bus arbiter (- bus "bíró"), amelyik eldönti, hogy ki következik elbb. Általában az I/O eszközök elsbbséget élveznek a CPU fölött, mert a lemezeket és más mozgó eszközöket nem lehet leállítani, és várakoztatni, mert ez adatvesztéshez vezethet. Ha egy I/O sincs munkában, a CPU rendelkezik az összes bus ciklussal, amikre hivatkozhat a memóriában. Ha néhány I/O eszköz fut, a bus dönti el, mikor melyik eszköznek kap hozzáférést. Ezt az eljárást hívják "cikluslopásnak", ami lelassítja a gépet. Ez a koncepció jól mködött az els PC-ken, mióta az összes alkatrész nagyjából egyensúlyban volt. Ahogy a CPU-k, memóriák, I/O eszközök felgyorsultak, a probléma felvetdött: a bus-nak ne legyen hosszú betöltési ideje. Egy zárt rendszerben, mint egy mérnöki munkaállomáson, a megoldás: tervezni kell egy új, gyorsabb bus-t az újabb modellekhez. Viszont senki sem szeretné Memória bus eldobni I/O eszközeit - ha azok mködnek ­ mikor a régi modellt újra cseréli. Az emberek gyakran fejlesztik a processzorukat, de szeretnék tovább használni nyomtatójukat, szkennerüket, modemüket az új rendszeren is. Vegyünk egy nagy gyárat, kiépít egy széles kör szolgáltatásokat nyújtó I/O eszköz parkot IBM PC bushoz, nem lesz érdekelt abban, hogy az egészet eldobja, és újra kezdje az egészet. Az IBM rájött erre, és megalkotta az utódot, a PS/2-t. A PS/2 egy új és gyorsabb bus-al rendelkezett, de sok gyár folytatta a régi bus-ok használatát, amit most már ISA (Ipari szabvány kiépítés) bus-nak hívtak. Sok lemez és I/O eszköz gyártó folytatta a régi bus használatát, ezért az IBM egy különös helyzetben találta magát, egyedül nem gyártott IBM kompatíbilis gépeket. Végül is ez arra kényszerítette, hogy visszatérjen az ISA bus-hoz. Mindemellett, a piac nyomására nem változott semmi, a régi bus tényleg lassú volt, szóval valaminek történnie kellett. Ebben a helyzetben más gyártók olyan gépeket fejlesztettek, amelyekben több bus volt, az egyik a régi ISA vagy az

EISA (bvített ISA). A legnépszerbb közülük a PCI (periférikus alkotóelem összekapcsoló) bus. Ezt az Intel tervezte, és meghatározta, hogy az összes szabadalmat tegyék nyilvánossá, hogy a többi céget buzdítsa az átvételre. SCSI bus SCSI szkenner Hang Kártya CPU cache SCSI lemez SCSI vezérl Nyomtató vezérl ISA híd PCI híd Videó vezérl F memória Hálózat vezérl Modem

PCI bus

A PCI bus-t sokféle konfigurációban lehet használni, egy tipikust lehet ISA busábrán. látni az Egy tipikus modern PC PCI és ISA bussal. meghatározott hangkártya ISA kapcsolaton A modem és a nagysebesség eszközök; SCSI Itt a CPU a memóriavezérlvel egy elre vezérl PCI eszköz keresztül beszél. A vezérl a memóriának és a PCI bus-nak közvetlenül üzen, tehát a túlzsúfolt CPU memória elkerüli a PCI bus-t. Ezért a gyors adatátviteli eszközök, mint a SCSI lemezek, közvetlenül a PCI bus-hoz tudnak csatlakozni. A PCI bus egy híd az ISA bus-hoz, hogy az ISA vezérlket, és eszközeiket továbbra is lehessen használni. Egy ilyen gép három vagy négy üres PCI bvíthelyet és ugyanennyi ISA bvíthelyet tartalmaz, hogy a vásárlók használhassák egyaránt az ISA I/O kártyákat (általában a lassabb eszközökhöz) és az új PCI I/O kártyákat (a gyorsabb eszközökhöz). Sok I/O eszköz áll ma az emberek rendelkezésére. A késbbiekben ezeket részletezzük. Terminálok A számítógép terminálok két f részbl állnak: a billentyzet és a monitor. A nagyszámítógépek világában ezek a részek gyakran egy eszközben vannak integrálva, és kábelen vagy telefonvonalon csatlakoznak a f géphez. A repültársaságoknál, a bankoknál és más nagyszámítógép orientált cégeknél ezek az eszközök széleskören elterjedtek. A PC-k világában a billentyzet és a monitor független eszközök. Akár így, akár úgy a technológia ugyanaz. Billentyzet Többféle billentyzet létezik. Az eredeti IBM Pc-nek olyan billentyzete van, amelyik csattan egyet a billenty lenyomása után. Napjainkban az olcsóbb billentyzetek a gomb lenyomása után csak mechanikusan érintkeznek. A jobbakban a billenty és az érintkez között van egy vékony gumiszer anyag. Minden billenty alatt van egy kis púp, ami behorpad a billenty lenyomásakor. Egy kis pötty a púp belsején zárja az áramkört a billenty lenyomásakor. Néhány billentyzetben minden gomb alatt van egy kis mágnes, ami keresztül megy egy tekercsen a lenyomáskor, így egy pici feszültség keletkezik, ami észlelhet. Mind a mechanikus mind az elektronikus használatban van. Ha egy PC-n lenyomunk egy gombot, egy megszakítás keletkezik, és a billentyzet megszakítás kezel beindul (ez egy kis program, amit tartalmaz az operációs rendszer). A megszakítás kezel kiolvassa a billentyzetvezérlben található hardvernyilvántartóból a lenyomott gomb számát (1tl 102-ig). Ha felengedjük a gombot egy második megszakító befejezi. Így ha a felhasználó lenyomja a SHIFT-et és utána az "m" bett, aztán felengedi az "m"-et és a SHIFT-et is, a rendszer tudni fogja, hogy egy nagy "M"-et szeretnénk kiírni kis "m" helyett. Több gombos kezelést magába foglalja a szoftver a Shift-el, Ctrl-el és az Alt-

al kapcsolatban (például a CTRL-ALT-DEL billentykombináció, ami újra indítja az összes IBM PC és azokkal kompatíbilis gépeket. CRT Monitorok A monitor egy doboz, amiben egy CRT (Katódsugár cs) és ennek az áramellátása van. A CRT tartalmaz egy ágyút, ami elektron sugarat tud kilni a cs végén lév foszforeszkáló képernyre (a színes monitorokban három elektron ágyú van, egy a piros, egy a zöld és egy a kék színnek). Vízszintesen a sugár kb. 50 sec. alatt megy végig, és így kijelöl minden vízszintes vonalat a képernyn. Ha végrehajtotta az egész képernyn, visszamegy a bal fels sarokba, hogy újra kezdje a pásztázást. Azt az eszközt, amelyik sorról sorra rajzolja ki a képet raszterpásztázó eszköznek hívják (pl. TV). Vízszintes pásztázás Elektron ágyú Rács Képerny Egy képpont Vákuum Függleges hajláslemezek (a) Függleges visszatérés Vízszintes visszatérés (b)

(a) A CRT keresztmetszete. (b) A CRT pásztázó sémája A vízszintes pásztázást egy lineárisan növekv feszültség vezérli, hogy a vízszintes hajláslemezek az elektron ágyú bal és jobb oldalára kerüljenek. A függleges mozgást egy sokkal lassabban növ feszültség irányítja, hogy a függleges hajláslemezek az ágyú alá és fölé kerüljenek. 400-1000 pásztázás után a feszültség a vízszintes és a függleges hajláslemezeket gyorsan egymásba fordítja, hogy visszakerüljön a sugár a bal fels sarokba. Egy teljes képernys képet szabályos esetben 30-60-szor frissít percenként. Bár mi úgy jellemeztük a CRT monitorokat, hogy elektronikus mezt használnak a képerny végigpásztázásához, de sok monitor mágneses mezt használ az elektromos helyett, legfképpen a high-end monitorok. Ahhoz, hogy a képernyn pontokból egy minta keletkezzen, a rács rajta van a CRT-n. Amikor pozitív feszültség éri a rácsot, az elektronok felgyorsulnak, és a sugár nekimegy a képernynek, hogy röviden felizzón. Ha a töltés negatív, a sugár nem éri el a rácsot, és az nem izzik fel. Így az alkalmazott feszültségtl függ, hogy milyen minta jelenik meg a képernyn. Ez a mechanizmus teszi lehetvé, hogy a bináris villamos jeleket átalakítsák sötét és világos pontokból álló képi jelekké.

***[94-97]

Kiss István, 94.o.-97.o. Lapos monitorok
A CRT monitorok túlsagosan terjedelmesek és nehezek a hordozható számítógépek használatához, így teljesen eltér technológia szükséges a hordozható számítógépek képernyihez. Az egyik legáltalánosabban használt technológia az LCD (Liquid Crystal Display : Kristályfolyadékos kijelz). Ez nagyon összetett, sok fajtája van és gyorsan változik, így ez a leírás szükségszeren rövid és leegyszerüsített lesz. Nyúlós, szerves molekulákból áll a kristályfolyadék, ami folyik, mint egy folyadék, de térbeli szerkezete is van, mint a kristálynak. Egy osztrák botanikus (Rheinitzer) fedezte ezt fel 1888-ban és elször az 1960-as években alkalmazták kijelzknél (pl.: zsebszámológépeknél, óráknál). Amikor az összes molekula egy vonalban azonos szögben áll, akkor a kristály optikai tulajdonságai a bejöv fény szögétl és sarkításától függnek. Egy elektromos mezt alkalmazva megváltoztatható a molekulák csoportosulása és ezen keresztül az optikai tulajdonságaik. A gyakorlatban ez azt jelenti, hogy a kristályfolyadékon keresztülragyogó fény kimeneti erssége elektronikusan szabályozható. Ezt a tulajdonságot használják ki a lapos monitorok felépítései. Egy LCD monitor képernyje két párhuzamos üveglapból áll, amik maguk között hangszigetelten tartalmazzák a kristályfolyadékot. Átlátszó elektródák vannak mindkét üveglaphoz hozzákapcsolva. A fény a hátsó üveglap mögül (természetesen vagy mesterségesen) hátulról világítja meg a képernyt. Az átlátszó elektródák mindkét üveglaphoz hozzákapcsolva elektromos mezt hoznak létre a kristályfolyadékban. A képerny különböz részei eltér feszültséget kapnak, hogy így szabályozzák a kép megjelenését. A képerny elejéhez és hátuljához polaroidok vannak ragasztva, mert a megjelenítés technikájához sarkított fény szükséges használni. Az általános felépítést mutatja a 2-32(a) ábra. Habár számos fajtáját használják az LCD monitoroknak, mi most egy különleges monitorfajtát, a Tn (Twisted Nematic) monitort vesszük példának. Ennél a monitornál a hátsó üveglapon vízszintes, míg az elüls üveglapon függleges apró barázdák találhatók, mint ahogy a 2-32(b) ábrán is látható. Az elektromos mez hiányában az LCD molekulák a rovátkák iránya szerint rendezdnek sorba. Mivel így az elüls és a hátsó rendezdés eltér 90 fokkal, ezért a molekulák (és ennek következtében a kristály szerkezete) megcsavarodik elrl hátra felé. A monitor hátsó felén vízszintes polaroid van. Ez csak vízszintesen sarkított fény enged át. A monitor elején függleges polaroid van. Ez csak függlegesen sarkított fényt enged át. Ha nem lenne folyadék az üveglapok között, akkor a hátsó polaroid által beeresztett vízszintesen sarkított fényt elzárná az elüls polaroid és így a képerny egységesen fekete lenne. Kristályfolyadék Hátsó üveglap Elüls üveglap Hátsó elektróda Elüls elektróda Hátsó polaroid Elüls polaroid

Fényforrás

sötétség fény

(a) (b) 2-32. ábra (a) Egy LCD képerny szerkezete. (b) A hátsó és az elüls üveglapon lév, egymásra merleges barázdák. Azonban az LCD molekulák csavart szerkezete vezeti a fényt és ahogyan az halad és forog rajtuk, vízszintesen jön ki. Ennek következtében és egy elktromos mez hiányában az LCD képerny egységesen világít. Az üveglap kiválasztott részein lév feszültség által a csavart szerkezet megsemmisülhet, így elzáródik a fény azokon a részeken. Két módszert használnak általában a feszültség létrehozására. A passzív mátrix display -nél ( ez az olcsóbb módszer) mindkét elektróda tartalmaz párhuzamos drótokat. Például a 640X480-as felbontásnál a hátsó elektróda 640 függleges, míg az elüls 480 vízszintes drótot tartalmaz. Azáltal, hogy áram kerül a függleges drótok egyikére és ezalatt egy lüktetésre az egyik vízszintesre is, a kiválasztott pixel (képpont) helyén megváltozik a feszültség, így elsötétül az egy pillanatra. Ismételgetve ezt a lüktetést a következ, majd az azt követ pixelle egy sötét scan line (átfutó sor) tehet ki, hasonlóan, ahogy egy CRT dolgozik. Rendes körülmények között a teljes képerny másodpercenként 60-szor tehet ki, így becsapva a szem azt látja, hogy egy mozdulatlan kép van a képernyn, szintén úgy, ahogy a CRT-knél. A másik, szintén széles körben használt módszer az aktív mátrix display. Ez meglehetsen költségessebb, de jobb képet nyújt, így ez a nyer terület. Ennél a módszernél ahelyett, hogy csak két irányban lennének merleges drótok, az egyik elektródán minden pixel helyén apró kapcsolók vannak. Ezek be- és kikapcsolásával tetszleges feszültségminta jöhet létre az egész képernyn, figyelembe véve egy tetszleges bit mintát. Így végül van egy leírásunk, hogy hogyan mködnek a fekete-fehér monitorok. A színes monitoroknál elég annyi, hogy általában hasonló alapelven mködnek, de azok részleteikben jóval bonyolultabbak. Minden pixel helyén optikai szrket használnak szétválasztani a fehér fényt a vörös, a zöld és a kék összetevjére, hogy azokat egymástól függetlenül lehessen megjeleníteni. Minden szín felépíthet ennek a három alapszínnek az egymásra vetítésével.

Alfanumerikus terminálok (character-map terminálok)
Általában a terminálok három fajtáját használjuk : alfanumerikus terminál, grafikus terminál és RS-232-C terminál. Ezek mindegyikét akármilyen billentyzettípusról lehet használni, de a számítógép velük való kommunikációs módjában és az output kezelésében különböznek. Mi most leírjuk mindegyik fajtát. Egy személyi számítógépnél két lehetség van, hogy meghatározzuk a képernyre kerül outputot : az alfanumerikus és a grafikus terminál segítségével. A 2-33. ábra azt mutatja, hogy az alfanumerikus terminál hogyan jeleníti meg az outputot a monitoron. (A billentyzet teljesen eltér módon van kezelve.) A video tábla két

részbl áll : egy nagy memóriából, amit videó memoriának (video memory) hívunk, és egy kevés elektronikából a bemen busznak és a videójelek generálására. Karakter CPU Main memory Attribútum Analóg videójel Videó tábla Video RAM Busz (sin) 2-33.ábra A terminál outputja a személyi számítógépen. A CPU átmásolja a karaktereket a megjelenítésükhöz a videó memoriába. Minden karakterhez tartozik egy attribútum byte (jelz byte), hogy az tartalmazza, hogy a karakter hogyan jelenjen meg. Az attribútomok tartalmazhatják a karakterek színét, fényersségét vagy akár, hogy villogjon a karakter és így tovább. Ezért egy 25X80 karakterbl álló kép 4000 byte-on tárolható a videómemóriában, 2000 byte-on a karakterek és 2000 byte-on az attribútomok. A legtöbb videótáblának ennél több memóriája van, hogy több képernyképet is tárolhasson. A videótábla feladata, hogy folyamatosan kiolvassa a karaktereket a videó RAM-ból és generálja a szükséges jeleket a monitorvezérlnek. Egyszerre egy teljes sornyi karaktert olvas be, így kiszámítható az egyedi jelek sora. Ez a jel egy magas frekvenciájú analóg jel, ami szabályozza az átfutó fényelektront, hogy hogían jelenítse meg a karaktereket a képernyn. Mivel a tábla kimenetelei videójelek, ezért a monitorban muszály lennie néhány mérórának a számítógépbl, hogy azok megakadályozzák az eltorzulást. Monitor

Grafikus terminálok (bit-map terminálok)
A grafikus terminél ötlete azért merült fel, hogy a képerny ne olyan legyen, mint egy 25X80-as karakterekbl álló tömb, hanem olyan legyen, mint egy kép alkotóelemeibl álló tömb, ezeket a képpontokat hívjuk pixelnek. Minden pixel bevagy kikapcsolt állapotban van. Ez az információ egy biten tárolható. A személyi számítógépek képernyjén lehet mindössze 640X480 pixel, de általánosabb a 800X600 vagy még több pixel. A mérnöki munkaállomások képernyi tipikusan 1280X960 pixelbl vagy még többl állnak. A terminálokat gyakrabban használják grafikusan, mint alfanumerikusan, és ezt grafikus terminálnak (bit-map terminálnak) hívjuk. Minden modern videótábla teljesen úgy mködik, mint az alfanumerikus vagy a grafikus terminál, egy szoftver irányítása alatt. Itt ugyanazt az általános ötletet használják, mint ami a 2-33.ábrán van, kivéve, hogy

a video RAM csak egy nagy bithalmaznak látszik. A kezel szoftver bármilyen mintázatot be tud állítani, ami csak kellhet és az azonnal meg is jelenik a képernyn. A karakterek megjelenítésénél a szoftver határozhatja meg, hogy pl. egy 9X14-es táglalapon ábrázol minden karaktert és kitölti a karakterhez szükséges biteket, hogy az megjelenjen. Ez a módszer megengedi a szoftvernek, hogy különböz betütípusokat készítsen és azokat betükészletté állítsa össze. Minden hardver meg tudja jeleníteni a bittömböt. Színes megjelenítés esetén minden pixel 8, 16 vagy 24 bitbl áll. Általában arra használják a grafikus terminálokat, hogy azok segítsék tárolni a különálló ablakok (windows) megjelenítését. Az ablak a képernynek azon területe, amit egy program használ. Több ablak lehetvé teszi, hogy különböz programok fussanak azonos idben és minden egyes megjelenítés eredménye független a többitl. Habár a grafikus terminálok nagyon rugalmassak, mégis van két nagy hátrányuk. Elször is tekintetes részre van szükségük a video RAM-ból. Napjainkban a legáltalánosabb méretek a 640X480 (VGA), 800X600 (SVGA), 1024X768 (XVGA) és az 1280X960. Észrevehetjük, hogy mindegyiknél megegyezik az oldalak aránya (szélesség : magasság) 4:3, hogy ez hasonló legyen az általánossan elterjedt tévé oldalainak arányaihoz. Ahhoz, hogy igazi színeket kapjunk, 8 bit szükséges mind a 3 alapvet színhez, azaz 3 byte kell pixelenként.Ennek következtében egy 1024X768-as monitorhoz 2,3 MB video RAM szükséges. A nagy igény miatt néhány számítógép megelégszik egy 8 bites szám használatával a színkövetelményhez. Ez a szám egy indexként van tárolva a hardvertáblában, amit színpalettának (color palette) hívnak, és ez 256 ilyen bejegyzést tartalmaz, amelyek mindegyike egy 24 bites RGB értéket tartalmaz. Ez a módszer, amit indexelt színnek (indexed color) hívunk, 2/3-ára csökkenti a video RAM beli igényt, de csak 256 színt engedélyez a képernyn egyszerre. Általában a képernyn minden ablaknak van saját színtérképe, de csak egy színpaletta van. Gyakran, amikor több ablak van egyszerre a képernyn, csak az aktuálisban van lehetség beállítani a színeket. A második hátránya a grafikus megjelenítésnek a megvalósítása. A programozók minden pixelt úgy változtathatnak egyszerre mindkét helyen és idben, ahogy akarják. Igaz, hogy a monitorra kimásolhatóak az adatok a video RAM-ból annélkül, hogy keresztülhaladnának a f rendszerbuszon, de az adatok bekerüléséhez a video RAM-ba a f rendszerbusz szükséges. Egy egész képernys, teljesen színes multimédiás film megjelenítéséhez a képernyn, egy 1024X768-as felbontásban a videó RAM-ba 2,3 MB adatot kell bemásolni filmkockánként. Egy mozgó videófilmnek legalább 25 filmkocka kell másodpercenként, így a teljes adatmozgás 57,6 MB/sec. Ez a teher jóval nagyobb, mint amennyit az (E)ISA busz tud kezelni, így az IBM PC-ken magas teljesítmény videókártyákra, PCI kártyákra van szükség, és még ekkor is nagy kiegyezés kell. A teljesítményprobléma összekapcsolható a képerny gördülésével. Az egyik lehetség, hogy minden bitet másolunk a szoftverben, de ez oriási terhet tesz a CPUra.

***[98-101] Nem meglep módon sok videokártyát azért építettek speciális hardverrel, hogy másolás helyett a bázisregiszterek megváltoztatásával lehessen mozgatni a képerny részeit. 2.2.4 RS-232-C terminálok Sok cég számítógépeket készít, és sokan terminálokat (különösen szerverekhez). Ahhoz, hogy (majdnem) minden terminált (majdnem) minden számítógéphez lehessen használni, az EIA (Elektronikai Ipar Szövetség) egy egységes számítógép terminál interfészt (amit RS 232-C-nek hívnak) fejlesztett ki. Bármely terminál amelyik támogatja az RS-232-C interfészt, össze lehet kapcsolni bármely számítógéppel, ami ugyancsak támogatja ezt az interfészt. Az RS-232-C termináloknak 25 ts csatlakozójuk van. Az RS-232-C szabvány elírja a csatlakozók mechanikai méreteit és alakját, a feszültség szintet és a csatornákon lév jelek jelentését. Ha a számítógép és a terminál távol vannak egymástól, akkor jut fontos szerephez, mert ez az egyetlen praktikus megoldás összekapcsolni ket, a telefonhálózaton kívül. Sajnos a telefonhálózat nem alkalmas azon jelek átvitelére, amelyeket az RS-232-C szabvány elír, modemnek (modulátor-demodulátor) nevezik azt az eszközt, amit a számítógép és a telefon, vagy a terminál és a telefon közé helyeznek, hogy az elvégezze a jelek átalakítását. Mi a modemrl késbb fogunk tanulni. A 2-34 ábrán látható a számítógép, a modemek és a terminál elhelyezkedése, ha telefonhálózatot használnak. Ha a terminál annyira közel van a számítógéphez, hogy össze lehet kábellel kötni, akkor modemeket nem használnak, hanem inkább RS-232C csatlakozókat és kábeleket, ilyenkor nincsen szükség a modem ellenrz tire. Ahhoz, hogy kommunikálni tudjon, a számítógép és a terminál is tartalmaz egy csipet, amit UART-nak neveznek (Univerzális Asszinkron Vev és Továbbító), ez logikailag eléri a buszt. Ahhoz, hogy megjelenítsen egy karaktert, a számítógép beolvassa a karaktert a fmemóriából és az UART-nak küldi át, ami ezután továbbítja az RS-232C kábelnek bitenként. Gyakorlatban az UART egy párhuzamos-soros átalakító, mivel egy egész karaktert (1 bájt) kap egyszerre és egyszerre egy bitet ad ki rendszeres ütemben. Ezen kívül hozzácsatol Egy start és egy stop bitet egy karakterhez azért, hogy a karakter kezdetét és végét behatárolja (110 bps-enként két stop bitet hozzácsatol). A terminálokon egy másik UART kapja a biteket, és felépíti az egész karaktert, amelyet aztán kivetít a képernyre. A terminál billentyzetérl bemen adat párhuzamos-soros átalakításon megy keresztül a terminálban és aztán az UART újra összegyjti ezeket a számítógépnek. Az RS-232-C szabvány meghatároz több mint 25 jelet, de a gyakorlatban csak egy párat használnak, és azoknak a legtöbb részét el lehet hagyni, amikor a terminált közvetlenül a számítógéphez kötik modemek nélkül. A második és harmadik t azért van, hogy továbbítsa és fogadja az adatokat. Mindegyik t egy irányú bitsorozatot kezel, amikor a terminál és a számítógép be van kapcsolva akkor a számítógép megersítést ad (Data terminal ready). Amikor a terminál és számítógép adatokat akar küldeni, megersíti az adatfogadásra kérés (Request to Send) jellel. Ha a modem megadja az engedélyt, megersíti ezt a küldésre készen áll (Clear to Send) jellel. Más tket különböz státusz, tesztel és idzít funkciókra használnak.

2.3.4 Egér Ahogy az id telik az emberek egyre kevesebb szakértelemmel is használják a számítógépeket. Az ENIAC generáció számítógépeit csak azok használták, akik építették azokat. Az ötvenes években a számítógépeket csak magas képzettség hivatásos programozók használták. Mostanában a számítógépeket széles körben használják azok az emberek is, akiknek el kell végezni valami munkát, és akik nem tudnak vagy nem is akarnak sokat tudni arról, hogy hogyan mködik a számítógép és hogyan van programozva. Régen a legtöbb számítógépnek volt parancsvonal menürendszere, amelybe a felhasználók begépelték a parancsokat. Mivel azok az emberek, akik nem voltak számítógép specialisták gyakran a parancsvonal menürendszert úgy érezték, hogy nem volt felhasználóbarát, vagy még ennél is sokkal rosszabbra gondoltak, sok számítógép gyártó kifejlesztett egérrel kezelhet menürendszert (pl.: Macintosh és Windows). Ahhoz ezt a módszert használhassuk szükség, van olyan rendszerre ami ezt megjeleníti a képernyn. Az egérrel történik a felhasználók számára a legegyszerbb módon. Az egér egy kis manyag doboz és a billentyzet mellett helyezkedik el. Amikor az egérpadon mozgatják egy kis mutató a képernyn mozog és lehetvé teszi a felhasználónak, hogy képernyn megjelenített szövegekre klikeljen. Az egérnek egy, kett vagy három gombja van és ezzekel a felhasználó a menübl tud választani. Sok vita folyt azon, hogy hány gomb legyen az egéren. Naiv felhasználók az egy gombost részesítik elnyben (mivel nehéz rossz gombot nyomni rajta), de a tapasztaltabbak szeretik a több gombos megoldást, hogy több mveletet lehessen az egérrel elvégezni. Három fajta egeret készítettek: mechanikus, optikai és opto-mechanikus egeret. Az els egereknek két görgje van amelyikek kilógtak az egér alján, és a tengelyei derékszöget zártak be. Amikor az egeret a ftengelyével párhuzamosan mozgatták akkor az els görg mozgott, amikor a ftengelyre merlegesen akkor a másik mozgott. Mindkét görg mozgatott egy potmétert. Az ellenállás változás megmérésével lehetséges volt azt kiszámolni mennyit forogtak el a görgk, és így tudták mennyit mozdítottak el az egéren. Az utóbbi években ezt az egérfajtát átalakították olyanra, hogy egy golyó van a görgk helyett (Lásd 2-35). Az egerek második fajtája az optikai egér ilyen van nekem is. Ennek se golyója se görgje nincs. Ehelyett LED (fényt kibocsátó dióda) van benne és egy fényérzékel. Az optikai egeret egy speciális manyag padon használják, amely négyzetrácsot tartalmaz, amelyen srn vannak vonalak. Ahogy az egér mozog a négyzetrács felett a fotóérzékel érzékeli a vonalakat úgy hogy érzékeli a fénynyalábokat amik a padról visszaverdnek. Az egérben lév elektronika kiszámítja az elmozdulásnak nagyságát a padon. A harmadik az optomechanikus. Hasonlóan az újabb mechanikus egerekhez ebben is egy golyó van amely két tengelyt forgat, amelyek merlegesek egymásra. A tengelyekre két tárcsa van ersítve amiken olyan lyukak vannak, amiken a fény átjuthat. Amikor az egér mozog, akkor a tengelyek forognak, és a fény átjut az érzékelbe, ha a tárcsán egy lyuk kerül a LED és az érzékel közé. Az érzékelt impulzusok száma egyenesen arányos a mozgás mennyiségével. Habár az egeret sokféleképpen lehet üzemeltetni, egy közkedvelt módszer az, hogy az egérrel három bájtos adatsorozatokat küldetnek a számítógéphez minden alkalommal, amikor az egér egy bizonyos minimális távolságot mozdul (pl.: 0,01 ''), amit néha

mickey-nek neveznek. Rendszerint ezek a bájtok soros vonalon bitenként érkeznek. Az els bájt tartalmaz egy egész számot, mely megmutatja mennyit mozdult az egér az x tengelyen 100 ms alatt. A második bájt ugyanezt az információt adja az y koordinátáról. A harmadik bájt tartalmazza az egér gombjainak aktuális állapotát. Néha két bájtot használnak minden koordináta meghatározására. A számítógép alacsony szint szoftvere fogadja ezeket az adatokat, és átalakítja a relatív mozdulatokat, amelyeket az egér küld egy abszolút pozícióból. Ezután egy nyilat kijelez a képernyn abban a pozícióban, amely megegyezik az egér helyzetével. Amikor a nyíl a megfelel menüpontra mutat, a felhasználó klikkel egyet az egérrel és a számítógép ez után meg tudja állapítani, hogy melyik menüpont lett választva abból. 2.4.4 Nyomtatók Ha készítünk egy dokumentumot, vagy letöltünk a www-rl egy oldalt, azt gyakran ki akarjuk nyomtatni, így minden számítógépet fel lehet szerelni nyomtatóval. Ebben a részben le fogjuk írni a monokróm és színes nyomtatók néhány fajtáját. Monokróm nyomtatók A leggyakoribb a mátrixnyomtató , melyben egy nyomtatófej, amely 7 és 24 között elektromágnesen aktivizálható tt tartalmaz, jár minden vízszintes nyomtatási vonalon. A legegyszerbb nyomtatóknak hét tjük van, és 80 5x7 méret karaktert tud egy sorba kinyomtatni. A nyomtatási vonalban 7 sor és 5x80=400 pont van. Minden pontról el lehet dönteni, hogy kinyomtassa vagy ne. A 2-36(a) ábra egy "A" bet nyomtatott képét illusztrálja 5x7 mátrixban. Két féleképpen lehet a nyomtatási minséget javítani: több t felhasználásával vagy kör átfedéssel. A 2-36(b) ábra mutatja a "A" képét 24 ts nyomtatóval, amely átfedési pontokat is tartalmaz. A megnövelt minség lassabb nyomtatási sebességgel jár. A legtöbb mátrixnyomtató többféle módon mködhet, különböz módokat kínálva, hogy a minség vagy a sebesség a fontos. A mátrixnyomtatók olcsóak (fleg az átlagfelhasználónak), megbízhatóak, de lassúak, hangosak és kicsi a felbontásuk. Három f felhasználói módszer van... Ábrák: 2-34. Szignálok: -GND -Átvitel -Vétel -Átvitelkérés -Adatküldésre kész -Adatelérés rendben -Közös visszatérés -Viv felderít -Adat terminál készen áll

***[102-105] Egyrészt gyakran használják nagy elnyomtatott rlapok nyomtatásához. Másrészt jól lehet vele nymtatni kisebb papirokra, úgymin a pénztárgépszalagok, bankjegy automata, vagz hitelkartya tranzakciós cédulája, vagy repülgépen az étkezési jegyek. Harmadrészt, nyomtatható többrészes folytonos rlap indigóval együtt. Általában ez a legolcsóbb technológia. Otthoni alacsony költség nzomtatásban a tintasugaras nymtató a kedvelt. A mozgatható nyomtatófej, amely egy tintapatront tart vízszintesen mozog a papír fölött, miközben a tintát kifújja a kis fúvókákón. Minden fúvókában egy kis csepp tintát elektromos áramall melegítenek a forráspontig, amíg a tintacsepp ki nem tör. A tintacsepp így a fúvókán át a papírra kerül. Ezután a fúvókát lehtik és ay így keletkez vákum egy újab tintacseppet szippant be. A nyomtató sebességét az adja meg, hogy milyen gyorsen lehet egy melegítés - htés ciklust megismételni. A tintasugaras nyomtatók felbontása általában 300 és 720 dpi (dot per inch) között van, de vannak 1440 dpi-s nyomtatók is. Elnye, hogy olcsó, csendes és jó minségben nyomtat, viszont lassú, drága tintapatront használ és tintával eláztatott papírt adnak ki. Talan a legizgalmasabb fejlesztes a nyomtatasban azota, hogy Guttenberg Janos feltalalta a konyvnyomtatast a XIX. szazadban, a lezernyomtato. Ez az eszkoz kombinalja a jo minosegu kepet, a rugalmassagot, jo sebesseget es egy elfogadhato arat. Mindez egy onallo periferia. A lezernyomtatok szinte ugyanolyan technikaval dolgoznak, mint a fenymasologepek. Valojaban sok ceg keszit olyan eszkozt ami masol is es nyomtat is (es neha meg faxol is). A mukodest nagyvonalakban a 2-37. abra mutatja. A nyomtato szive egy forgo precizios dob. Ez minden oldalkezdesi ciklusnal feltoltodik 1000 volttal es fenyerzekeny anyaggal vonodik be. Ezutan egy lezernyalab pasztazza vegig a dobot hosszaban (hasonloan az elektronsugarhoz a TV-keszulekekben). A vizszintes elmozdulast egy forgathato nyolcoldalu tukorrel oldottak meg. A fenysugar vilagos es sotet pontokbol allo mintat alkot. Az a pont amit a fenysogar er elveszti az elektromos tolteset. Egy sor pont festese utan a dob fordul egy kicsit, igy a kovetkezo sor lesz festheto. Egyszer csak az elso sor eleri a tonert, egy elektromossagra erzekeny fekete port tartalmazo tartalyt. Azok a pontok amelyek meg nem vesztettek el toltesuket, magukhoz vonzzak a tonert, igy egy lathato sor keletkezik. Kicsivel kesobb a toner boritotta dob ranyomodik a papirra, atnyomva a fekete port. Ezutan a papir futott gorgokon halad keresztul, hogy a toner folyamatosan raolvadjon a papirra. Ha a dob teljesen korbefordult, elvesziti elektromos tolteset, megtisztul a maradek tonertol, es keszen all a kovetkezo oldal nyomtatasara. Ezek a muveletek bonyolult kombinacioi a fizikanak, kemianak, mechanikai tervezesnek, optikai tervezesnek, es igy nehez is beszelni rola. Azonban szamos elado kinal elkeszult szerkezeteket, un. nyomtato-motorokat. A lezernyomtatokat gyarto cegek a nyomtatomotorokat a sajat elktronikajukkal, es szoftverrukkel kombinaljak, es igy kesitik el sajat nyomtatojukat. Az elktronika tartalmaz egy processzort, es tobb megabyte memoriat, hogy tarolni tudjon egy teljes oldalt bitterkepesen es a beepitett es a letoltheto fontkeszleteket. A legtobb nyomtato elfogadja a nyomtatasi parancsot, ami csak annyit mond, hogy nyomtasson egy oldalt (ellentetben azokkal a nyomtatokkal amik a fo CPU altal elkeszitett bitterkepet nyomtatjak). Ezek a parancsok kulonbozo nyelveken adhatok ki, mint peldaul a PCL (HP) vagy a PostScript (Adobe).

A lezernyomtatok felbontasa 600 dpi vagy nagyobb, es jo minosegu fekete-feher kepet lehet vele nyomtatni, de ez bonyolultabb mint elso ranezesre tunik. Vegyunk peldaul egy fenykepet amit 600 dpi-vel scanneltunk be es 600 dpi-vel nyomtatunk ki. A beszkennelt kep 600x600 pixelt tartalmaz inchenkent es egy szurkesegi arnyalatot 0-tol (feher) 255-ig (fekete). A nyomtatonk is 600 dpi-s, de minden egyes pixel vagy feher, vagy fekete. Szurket nem tud nyomtatni. A szokasos megoldas a szurke arnyalatok hasznalatara a halftoning (felarnyalt) eljaras, olyan mint a reklamposzterek. A kepet 6x6 pixelbol allo cellakra bontjak. Minden cella 0 es 36 kozott tartalmaz fekete pixeleket. A szem sotetebbnek erzekel egy cellat, ha tobb benne a fekete pont. A szurke ertekek 0 es 255 kozott lehetnek melyek 37 zonat alkotnak. 0-tol 6-ig a 0. zona, 7-tol 13-ig az 1. zona es igy tovabb (lathato, hogy a 36. zona kisebb mint a tobbi, mert 256 nem osztheto 37-tel maradek nelkul). Ha a szurke erteke megegyezik a 0. zonaval, akkor a papiron a cella helye ures marad (2.-38.a,). Az 1. zona erteke 1 fekete pixel. A 2. zona erteke 2 fekete pixel, es igy tovabb (2.-38.c,-f,). Termeszetesen egy 600 dpi-vel szkennelt kep felarnyaltjanak effektiv felbontasa csokken 100 cella/inch-re (halftone screen frequency), hagyomaros mertekegysege az lpi (lines per inch). Szines nyomtatok Szines kep ketfelekeppen allithato elo: additiv fennyel, es szubtraktiv fennyel. Az additiv szinkeveressel keszult kepek (olyan mint a CRT monitorok kepe) a harom elsodleges additiv szin (voros, zold, kek) linearis szuperpoziciojabol epulnek fel. A szubtraktiv szinkeveressel keszult kepek (mint a szines fotok egy magazinban) bizonyos hullamhosszu fenyt elnyelnek a maradekot visszaverik. Ezek a harom elsodleges szubtraktiv szin, a cyan (turkiz) (minden voroset elnyel), a sarga (minden keket elnyel) es a magenta (lila) (minden zoldet elnyel) linearis szuperpoziciojabol epul fel. Elmeletileg minden szin eloallithato a turkiz, sarga, es lila szinekbol. Gyakorlatban viszont nehez ezeket a szineket egyenletesen elkeverni ugy, hogy minden fenyt elnyeljen, es tiszta fekete szint adjon. Emiatt majdnem minden nyomtato negyfele tintat hasznal: turkiz, sarga, lila, es fekete. Az ilyen rendszeru nyomtatokat CYMK nyomtatoknak hivjuk. (Cyan Yellow Magenta blacK.) Ezzel ellentetben a monitorok az additiv szinkeverest hasznaljak, es RGB rendszeruek. (Red Green Blue.) Azt a szinmennyiseget amit egy display vagy printer kepes eloallitani szinmelysegnek nevezzuk. Nincs olyan eszkoz aminek a szinmelysege megegyezne a valos vilageval. Eddig a legjobb, hogy minden szinnek 256 intenzitasa van, de ez meg csak 16,777,216 szin. A technologia hianyossaga, hogy lecsokken az osses szin szama, es a fennmardo szineket nem mindig lehet egyenletesen kitolteni. Raadasul nem csak fenytannal, hanem a retina mukodesevel is foglalkozni kell. A fenti obszervaciok konzekvenciaja, hogy kepernyon jol kinezo kep konvertalasa egy vele megegyezo nyomtatott formava, kozel sem egyszeru. A problemak tobbek kozott: 1. A szines monitorok additiv szinkeverest hasznalnak, mig a szines nyomtatok szubtraktiv szinkeverest 2. A CRT monitorok 256 intenzitast hasznalnak szinenkent, a szines nyomtatok felarnyaltak 3. A monitoroknak sotet hattere van, mig a papirnak vilagos 4. Az RGB es a CYMK szinmelysegek kulonbozoek

Egy valosagos keppel megegyezo kep nyomtatasahoz szukseges: eszkoz kalibralas, kifinomult szoftver es jelentos szaktudas a felhasznalo reszerol. Otfele technologiat hasznalnak a szines nyomtatashoz a mindennapokban. Mindegyik a CMYK rendszeren alapszik. Ilyenek a szines tintasugaras nyomtatok. Ezek ugy mukodnek, mint a monokrom tintasugaras nyomtatok, de negy tintapatronnal egyszerre. (CMYK) Grafikailag jo eredmenyt adnak es a koltseguk is elfogadhato. (A nyomtato olcso, de a patron nem.) A legjobb minoseg erdekeben specialis tintara es papirra van szukseg. Ketfele tinta letezik. A festek alapu tinta szines elkevert festeket tartalmaz, ami egy folyadektartalyban van. Fenyes szine van es konnyen folyik. A fo problemaja, hogy fakulnak a szinek, ha ultraibulya sugar eri oket, mint amilyen a napfenyben van. A szinezoanyag alapu festek a szinezoanyag reszecskeit tartalmazza, amit egy folyadektartalyban tarolnak es onnan a papirra illan, hatrahagyva a szinezoanyagot. Eyek nem vesztik el a szinuket, de nem is olyan fenyesek, mint a festek alapu tintak es a szinezoanyag reszecskei hajlamosak eltomiteni a fuvokakat, amit igy rendszeresen takaritani kell. Fenykepek nyomtatasahoz festett, vagy fenyes papirra van szukseg. Ezek a papirok specialisan tervezettek, hogy a festekcseppeket megtartsak es ne follyon szet. Egy lepessel a tintasugaras nyomtatok felett van a homogen-tintas nyomtato. Ezek negy specialis viaszbol keszult teglabol allnak, amiket aztan egy tartalyba olvasztanak. Az ilyen nyomtatok inditasa akar tiz percbe is beletelhet, amig a teglakat megolvasztja. A forro tinta ezutan a papirra kerul, ahol megszilardul es raolvad a papirra mikozben ket kemeny gorgo kozott halad at. A harmadik fajtaja a szines nyomtatoknak a szines lezernyomtato. Ugy mukodik mint a monokrom testvere, kiveve azt, hogy szetvalasztja a CMYK kepeket, es negy kulonbozo tonert hasznal.

***[106-109] Oravecz Anikó T106-109 4 bittel a nyomtatónak 55 MB-ra van szüksége csak a bit-térképhez, nem számítva a memóriát a bels processzorokhoz, fontokhoz stb. Ez az igény teszi a színes lézernyomtatókat drágává, de a nyomtatás gyors, a minség jó és a képek stabilok maradnak. A negyedik típusa a színes nyomtatóknak a wax (viasz) nyomtató. Széles szalagja van a négy szín waxnak, ami fel van osztva lap méret kötegekre. Ft elemek ezrei olvasztják a viaszt, amint a papír alámozdul. A viasz ráolvad a papírra pixelek formájában használva a CMYK rendszert. A wax nyomtatók a legfbb színes nyomtató technológiát jelentették, mígnem más fajták el nem mozdították errl a helyrl, amelyeknek olcsóbb a fogyasztása. Az ötödik fajtája a színes nyomtatóknak a festék szublimációs nyomtató. Habár ennek vannak Freud-i vonásai, a szublimáció a tudományos neve egy szilárd anyag gázzá alakulásának a folyékony állapot kimaradásával. A száraz jég (fagyasztott carbon dioxid) egy jól ismert anyag, ami szublimál. Egy ilyen nyomtatóban egy "hordozó" tartalmazza a CMYK festékeket, ami kihagyja a meleg nyomtató fejet, ami a programozható ft elemeket tartalmazza. A festékek azonnal elpárolognak és a speciális papír felszívja azt. Minden ft elem 256 különböz hfokot képes létrehozni. Minél magasabb a hmérséklet annál több a festék ami felszívódik, és annál intenzívebb a szín. Eltér minden más színes nyomtatótól, majdnem folyamatos szín létrehozása lehetséges minden pixellel, így nem szükséges a félárnyékolás. A kis snapshot (pillanatfelvétel) nyomtatók gyakran használják a festékszublimáló eljárást, hogy létrehozzanak egy valóságosabb fotó-képet speciális (és drága) papíron.

2.4.5. Modemek
Az elmúlt évek számítógép-használatának növekedésével általános hogy egy számítógépnek szükséges kommunikálni egy másikkal. Pl. sok embernek van otthon személyi számítógépe, amit arra használ, hogy kommunikáljon a munkahelyi számítógéppel, egy Internet Szolgáltatón keresztül vagy egy házibank rendszerrel. Mindezek az alkalmazások a telefont használják a kommunikációs kapcsolat megvalósításához. Bár egy sima telefonvonal nem alkalmas számítógépes jelek továbbítására, ami 0 Volt esetén 0-t, 3-tól 5 Voltig 1-et jelent, mint az a Fig. 2-39 (a) ábrán látszik. A kétszint jelek tekintélyes eltorzítást tesznek lehetvé mikor egy hang-továbbító telefonvonalon továbbítunk, ezért továbbítási hibákhoz vezet. Mindemellett egy tisztán szinusz görbe jel 1000 és 2000 Hz frekvencia között - amit carriernek (hordozónak) hívnak - relatíve kevesebb torzítással továbbítható, és ez a tény kihasznált, mint az alapja a legtöbb telekommunikációs rendszernek. Amiért a szinusz hullám lüktetése teljesen szabályos, egy tiszta szinusz hullám semmilyen információt sem továbbít. Azonban megváltoztatva az amplitúdót (kilengést), a rezgésszámot vagy a fázist egyesek és nullások sorának továbbítása lesz lehetséges, mint ez a Fig. 2-39. ábrán látható. Ezt a fejlesztést modulációnak hívják. Az amplitúdó modulációban (ld. Fig 2-39. ( b )) két különböz feszültségi szint használatos 0-ra és 1-re. Hallgatva a digitális adatátvitelt egy nagyon kis adatsebességnél ers hang hallható 1-nél és nincs hang 0-nál. A frekvencia modulációban (ld. Fig 2-39 ( c )) a feszültségi szint állandó, azonban a frekvencia más 1-nél és 0-nál. Aki egy frekvencia modulált digitális adatátvitelt

hallgat, két hangot hall 0-nak illetve 1-nek megfelelt. A frekvencia modulációra gyakran mint frekvenciaváltóra utalnak. Egy egyszer fázis modulációban (ld. Fig 2-39 ( d )) az amplitúdó és a frekvencia nem változik, azonban a fázishordozó 180°-kal elfordul amikor 0-ról 1-re vagy 1-rl 0-ra vált az adat. A kifinomultabb fázis modulált rendszerekben minden oszthatatlan idköz kezdetén a hordozó fázisa hirtelen vált 45, 135, 225 vagy 315°-ot idközönként 2 bitet megengedve. Ezt dibit fáziskódolásnak hívják. Pl. egy 45°-os fázisváltás 00-t jelenthet, egy 135°-os 01-et, és így tovább. Más tervek is léteznek idközönként 3 vagy több bit továbbítására idközönként. Az idközök száma (a lehetséges jelváltások száma másodpercenként) a "baud" mérték. 2 vagy több bittel idintervallumonként a bit arány meghaladja a "baud" mértékét. Sok ember összetéveszti ezt a két idtartamot. Ha a továbbított adat 8 bites karakterek sorozatát tartalmazza, kívánatos lenne egy 8 bit szimultán (azonos idbeli) továbbítására képes kapcsolat - ami 8 pár vezeték. Amiért a hang-továbbítású telefonvonalak csak egy csatornáról gondoskodnak a biteket sorban kell küldeni, egyiket a másik után (vagy kettes csoportokban ha dibit kódolót használunk). Az eszköz, amely egy számítógéptl karaktereket fogad kétszint jelek formájában, egy bitet egyszerre, és továbbítja a biteket egyes vagy kettes csoportokban amplitúdó, frekvencia vagy fázis modulált formában, a modem. Minden karakter elejének és végének jelzésére egy 8 bites karakter egy megelz kezdet bittel és egy azt követ stop bittel külddik el, 10 bitet készítve mindbl. A továbbító modem sajátos biteket küld egy karakteren belül szabályosan osztott idközönként. Pl. 9600 baud magába foglal egy jelváltozást minden 104 µsec-ban. Egy másik modem a fogadás végén átalakította a megváltoztatott hordozót bináris számmá. Amiért a bitek a fogadóra szabályosan osztott idközönként érkeznek egyszer a fogadó modem megállapította a kezdetét a karakternek, és az órája mondta meg, mikor próbálja olvasni a vonalakon érkez biteket. A modern modemek 28800 bit/sec és 57600 bit/sec közötti adatgyorsasággal mködnek. Ezek különböz technikákat használnak több bit küldésére baud-onként, modulálva az amplitúdót, a frekvenciát és a fázist. Majdnem mind ezek közül full duplex (teljes dupla), ami azt jelenti, hogy mindkét irányban tud továbbítani egy idben (különböz frekvenciákat használva). A modemeket vagy továbbító vonalakat, amik csak egy irányban tudnak egyszerre továbbítani (mint egy "egysávos" vasút, amely kezeli az észak felé tartó, illetve a dél felé tartó vonatokat, de nem ugyanabban az idben) half duplexnek (fél dupla) hívják. Azok a vonalak, melyek csak egy irányba továbbítanak simplexnek (egyszeres) hívják. Figure 2-39. A 01001011000100 bináris szám továbbítása telefonvonalon keresztül bitrl bitre. ( a ) Kétszint jel. ( b ) Amplitúdó moduláció. ( c ) Frekvencia moduláció. ( d ) Fázis moduláció.

ISDN
A korai 1980-as években az Európai PTTs (Posta, Telefon és Telegráf Adminisztrációk) feltaláltak egy szabványt a digitális telefonokhoz, amit ISDN-nek (Integrált Szolgáltatások Digitális Hálózata) neveznek. Ezt arra tervezték, hogy lehetvé tegye a nyugdíjasoknak, hogy olyan riasztójuk legyen a házukban, amely egy központi megfigyel/vészjelz rendszerhez kapcsolódik és sok más érdekes, addig nem létez alkalmazást. És akkor hirtelen megjelent a World Wide Web és az emberek nagyobb sávszélesség digitális Internetelérést követeltek. Bingo. Az ISDN azonnal felfedezte "gyilkos" alkalmazását (bár tervezi hibáján kívül). Híressé vált

ugyanúgy az Egyesült Államokban mint máshol. Mikor egy telco (ipari zsargon a telefonos társaságokra) ügyfél elfizet az ISDN-re, a telco lecseréli a régi analóg vonalat egy digitálisra. (Valójában a vonalat magát nem cserélik ki, csak a berendezést mindkét végén.) Az új vonal két független digitális csatornát tartalmaz mindkettn 64000 bit/sec-mal, és még egy jeladó csatornával 16000 bit/sec-mal. A berendezés a 3 csatornát kombinálja egy egyszer 144000 bit/sec-os digitális csatornává. Az üzletelésre egy 30 csatornás ISDN vonal érhet el. Nem csak az ISDN gyorsabb az analóg csatornánál, de ez lehetvé teszi, hogy általánosan nem több mint 1 sec alatt kapcsolat létesüljön, nem hosszabbat kívánva meg egy analóg modemtl, és az sokkal megbízhatóbb (kevesebb hibával) mint az analóg vonalak. Választéka van még az extra tulajdonságoknak és opcióknak is, amelyek nem mindig érhetk el analóg vonalakkal. Egy ISDN kapcsolat felépítése látható a Fig 2-40-es ábrán. Amit a hordozó biztosít egy digitális bit cs, ami csak mozgatja a biteket. Amit a bitek jelentenek, fenn van a küldn és a fogadón. Az interface az ügyfél berendezése és a hordozó berendezése között az NT1 készülék T interface-szel az egyik oldalon és U-val a másikon. Az U.S.-ban az ügyfeleknek meg kell vásárolni a saját NT1 készüléküket. A legtöbb európai országban ezt kölcsönözni kell a hordozótól.

2.4.6. Karakter kódok
Minden számítógépnek van egy karakter-beállítása, amit használ. Minimumként ez a beállítás a 26 nagybett, a 26 kisbett, a számokat 0-tól 9-ig és a speciális szimbólumok beállításait - mint szóköz, pont, mínuszjel, vessz - tartalmazza. Ezen karakterek számítógépbe helyezéséhez mind egy számmal van jelölve: pl. a=1, b=2,...,z=26, +=27, ­ =28. A karakterek feltérképezését egész számokra karakter kódnak hívják. Alapvet, hogy a kommunikáló számítógépek ugyanazt a kódot használják, vagy máskülönben nem lennének képesek megérteni egymást. Ebbl az okból standardokat fejlesztettek ki. Lejjebb tanulmányozni fogunk kettt a legfontosabbak közül.

ASCII
Az egyik legszélesebb körben használt kód az ASCII (American Standard Code for Information Interchange). Minden ASCII karakter 7 bites, 128 karaktert engedve meg. Fig 2-41 mutatja az ASCII kódot. A kódok 0-tól 1F-ig (16-os számrendszer) karaktervezérlk és nem nyomtatottak. Sokat az ASCII vezérl karakterek közül adat továbbításra terveztek. Pl.: egy üzenet állhat egy SOH (Start of Header) karakter, egy fejes, egy STX (Start of Text), a szöveg maga, ETX (End of Text)

***[110-113] 110-113old. A gyakorlatban azonban az üzenetek formátuma telefonon és a hálózatokon küldve teljesen más. Itt az ASCII átvitel karaktereket nem sokat használják. Az ASCII nyomtató karakterek egyértelmek. Magukban foglalják a nagy és kis betket, a számjegyeket, az írásjeleket és néhány matematikai szimbólumot.
2.4. UNICODE

A számítógépipar az USA-ban fejldött ki, ez határozta meg az ASCII karakter táblát. Az ASCII az angol nyelvnek megfelel, de más nyelveknek kevésbé. A franciához ékezetek kellenek (pl.:systéme); a némethez diakritikus jelek (pl.: für) és így tovább. Néhány európai nyelvben vannak olyan betk melyek az ASCII-ben nem találhatók meg, mint például a német ß. Vannak nyelvek amelyeknek abc-je teljesen más (pl.: orosz, arab), és vannak nyelvek amelyeknek egyáltalán nincs abc-je (pl.: kínai). Ahogy a számítógép az egész földön kezdett elterjedni, a szoftver árusok termékeiket olyan országokban is el akarják adni, ahol a használók nem beszélnek angolul, ezért egy más karakter táblára volt szükség. Az els kísérlet az ASCII kibvítésére az IS 646 volt, amely újabb 128 karaktert adott az ASCII-hez, 8-bites kóddá alakítva Latin-1 néven. A hozzáadott karakterek fleg latin betk voltak ékezetekkel és diakritikus jelekkel. A következ próbálkozás az IS 8859 volt, ami bevezette a kód lap fogalmát, ami nem más mint 256 karakteres készlet bizonyos nyelvek vagy nyelvcsoportok részére. Az IS 8859-1 a Latin-1. IS 8859-2 a latin alapú szláv nyelvekkel foglalkozik (pl.: cseh, lengyel, magyar). AZ IS 8859-3 már olyan karaktereket is tartalmaz, amelyeket többek között a török, a máltai, az eszperantó és a galíciai nyelv használ. A probléma a kódlap beállításával az, hogy a szoftvernek számon kell tartania, hogy melyik lapot használja, ezenkívül lehetetlen keverni a nyelveket a lapokon keresztül, valamint a táblázatok egyáltalán nem fedik a japán és kínai nyelvet. A számítógép gyártók egy csoportja elhatározta, hogy megoldják a problémát azzal, hogy konzorciumot hoznak létre egy új rendszer megformálásához UNICODE néven és ezt terjesztik nemzetközi szabványként (IS 10646). Az UNICODE-ot támogatja néhány programozási nyelv (pl.: Java), néhány operációs rendszer (pl.: Windows NT) és más alkalmazások. Úgy tnik, hogy egyre elfogadottabb lesz, ahogy a számítógépipar globálissá válik. Az UNICODE alapötlete, hogy minden karakterhez és szimbólumhoz egyedi állandó 16-bites értéket rendel, melyet kódpontnak hívnak. Nincsenek több bájtos karakterek és nem használhatunk menekülési szekvenciákat. Mivel minden szimbólum 16.bites, így a szoftver írás sokkal egyszerbb. A 16-bites szimbólumokkal az UNICODE-nak 65,536 kódpontja van. A világnyelvek együttesen körülbelül 200,000 szimbólumot használnak, és mivel a kódpont kevés, ezért a kiosztását nagyon körültekinten kell elvégezni. A kódpontok közel felét már kiosztották. Az konzorcium figyeli a javaslatokat, hogy feldolgozza a többit. Hogy felgyorsítsák az UNICODE elterjeszteset, a konzorcium okosan a Latin1-et használta a 0-tól 255-ig terjed kódpontokhoz, megkönnyítve ezzel az ASCII-rl az UNICODE-ra való átállást. Hogy ne veszítsenek kódpontot, minden diakritikus jelnek meg van a saját kódpontja, és a szoftver dolga, hogy azt a szomszédos jellel összekapcsolva egy új

karaktert alkosson. A kódpont teret blokkokra osztják, melyek mindegyike 16 kódpontot tartalmaz. Az UNICODE f abc-i egymást követ blokkokban helyezkednek el. Néhány példa ( és a kódpontok számának megállapítása) a latin (336), a görög (114), a cirill (256), az örmény (96), a héber (112), a devanagari (128), a gurmukhi (128), az oriya (128), a telugu (128) és a kannada (128). Jegyezzük meg, hogy mindegyik ezek közül a nyelvek közül több kódpontot határozott meg, mint ahány betje van. Ez a választás részben azért történt, mert néhány nyelvben mindegyik betnek több alakja van. Például az angolban minden betnek két alakja létezik: kis bet és nagy bet. Néhány nyelvben három vagy több alak van, valószínleg attól függen, hogy a szó elején, közepén vagy végén van. Ráadásul ezek az abc-k mellé még kódpontokat határoznak meg diakritikus jeleknek (112), írásjeleknek (112), alsó és fels indexnek (48), pénznem szimbólumoknak (48), matematikai szimbólumoknak (256), geometriai formáknak (96) és dingbatoknak (192). Ezek után jönnek a szükséges szimbólumok a kínaihoz, japánhoz és koreaihoz. Elször 1024 fonetikus szimbólum (pl. katakana és bopomofo) és utána a kínaiban és japánban használt egybefoglalt Han ideogrammák (20992) és a koreai Hangul szótagok (11156). Hogy a használók különleges karaktereket használjanak különleges szándékokra, 6400 kódpontot határoztak meg helyi használatra. Amíg az UNICODE nemzetköziséggel kapcsolatos problémákat old meg, nem oldja meg (próbálja megoldani) a világ összes problémáját. Például míg a latin abc sorban van, a Han ideogrammák nincsenek abc sorrendben, ennek egy következménye, hogy egy angol program meg tudja vizsgálni a "macska" és "kutya" szót és sorrend szerint csoportosítani egyszeren az els betjük UNICODE értékének összehasonlításával, de egy japán programnak küls táblázatra van szüksége, hogy rájöjjön a két szimbólum közül melyik van elbb a szótárban. Egy másik vitapont, hogy minden pillanatban új szavak bukkannak fel. 50 évvel ezeltt senki se beszélt appletekrl, kibertérrl, gigabájtról, lézerrl, modemrl vagy videokazettáról. Az angolban az új szavak hozzáadása nem követel új kódpontokat, de a japán igen. Ráadásul az új mszaki szavak legalább 20,000 új (fleg kínai) személy és hely nevet igényelnek. A vakok szerint Braille-írásnak (vakírásnak) is lennie kellene benne, és mindenféle speciális érdekldés csoportok azt akarják, amit megértenek, mint jogos kódpontjukat. Az UNICODE konzorcium átnézi és dönt minden új javaslatról. Az UNICODE ugyanazokat a kódpontokat használja azokhoz a karakterekhez amelyek majdnem ugyanúgy néznek ki, de más jelentésük van vagy japánul és kínaiul egy kicsit másképp írják (mint ahogy az angol szófeldolgozók a "blue" szót ugyanúgy betzik, mint a "blew"-t, mivel a kiejtésük azonos). Néhányan ezt a kevés kódpont miatti optimalizálásnak tartják, mások Angol-szász imperializmusnak (és még azt gondolják, hogy 16-bites értéket rendelni egy karakterhez nem politika volt?). Hogy súlyosbítsuk a bajokat a teljes japán szótárban 50000 kanji van (a nevek kivételével), és csak 20992 lehetséges kódpont a Han ideogrammákhoz. Választani kell, és nem minden japán véli úgy, hogy a komputer cégek konzorciuma, mégha közülük páran japánok, az ideális fórum ezekhez a döntésekhez. 2.5. Összefoglalás A komputerrendszerek 3 típusú komponensbl állnak: processzorból,

memóriából és I/O készülékekbl. A processzor feladata, hogy egyszerre egy utasítást vegyen a memóriából, dekódolja és végrehajtsa azt. A szállító- dekódoló- végrehajtó kör algoritmusként is leírható, st néha egy alacsonyabb fokon irányító szoftver tolmács fejleszti ki. Hogy sebességet nyerjen, néhány komputernek egynél több vezetéke van, vagy szuperskalár tervezés többfunkciós egységekkel, melyek párhuzamosan mködnek. A többprocesszoros rendszerek egyre gyakoribbak. Párhuzamos komputerekben sorprocesszorok vannak beépítve, amelyben ugyanazt a mködést ugyanabban az idben végrehajtják. Multiprocesszor, melynél több CPU osztozik egy közös memórián. Multikomputer, ahol több komputernek megvan a saját memóriája, de üzenetek küldésével kommunikálnak. A memóriát elsdlegesként vagy másodlagosként kategorizálhatjuk. Az elsdleges memóriát a pillanatnyi program mködésére használjuk. Az elérési ideje rövid, maximum néhány 10 nanoszekundum és független a cím hozzáférhetségétl. A cache ezt az idt még jobban lecsökkenti. Néhány memória hibajavító kódokkal van ellátva, hogy a megbízhatóságot növeljék. A másodlagos memóriáknak azonban sokkal hosszabb az elérési ideje (milliszekundum vagy több) és az olvasott vagy írt adatok helyétl függ. Mágnesszalag, mágneslemez és optikai lemez a leggyakoribb másodlagos memóriák. A mágneslemezek sok variációban léteznek, beleértve a floppy lemezt, a winchestert, az IDE és SCSI lemezt, valamint a RAID-t is. Optikai lemezek a CD-ROM a CD-R és DVD. I/O eszközöket az információ átvitelére használják. Egy vagy több buszon csatlakozik a processzor(ok)hoz és a memóriához. Például a terminálok, egerek, nyomtatók és modemek. A legtöbb I/O eszköz az ASCII kódkészletet használja, vár az UNICODE elfogadása, ahogy a komputeripar globálissá válik. Feladatok 1. Vegyük a gép mködését a 2.2 kép alapján. Tegyük fel, hogy az ALU regiszterbe a betöltés 5 nanoszekundumig tart, az ALU 10 nanoszekundumig fut, majd az eredmény tárolása 5 nanoszekundumot vesz igénybe. Mennyi a legnagyobb MIPS, amit ez a gép elérhet csvezeték nélkül? 2. Mi a szándéka a Sec. 2.1.2-es listán a 2. Lépésnek? Mi történne, ha kihagynánk ezt a lépést? 3. Az 1-es számítógép minden utasítást 10 nanoszekundum alatt végez el. A 2-es számítógépnek mind 5 nanoszekundumig tart. Biztosan állíthatjuk, hogy a 2-es számítógép gyorsabb? Fejtsd ki!

***[114-117] 4. Tegyük fel, hogy egy egy-chipes számítógépet tervezel beágyazott rendszerekhez. A chip tartalmazza saját memóriáját, és a CPU-val egy sebességgel mködik, elérési büntetés nélkül. Vizsgáld meg a 2.1.4-es alfejezetben megvitatott elveket, és magyarázd meg, vajon miért ilyen fontosak még mindig (feltételezve, hogy a magas teljesítmény még mindig követelmény). 5. Lehetséges lenne a 2-8(b) ábrán szerepl processzor gyorsítása? Ha igen, mi az els megoldandó probléma? 6. Néhány számítás magasan szekvenciált - ezeknél minden lépés függ az t megelztl. Ezekhez a számításokhoz egy array, vagy egy pipeline processzor lenne megfelelbb? Miért? 7. Hogy versenyezni tudjanak az újonnan felfedezett nyomtatási eljárással, egy középkori kolostor eldöntötte, hogy kézzel írott, papírborítású könyvek tömegtermeléséhez kezd nagyszámú írnok egyidej alkalmazásával. Mikor az apát felolvassa a készül könyv els szavát, az összes írnok leírja ezt. Ez a folyamat addig folytatódik, míg a teljes könyvet fel nem olvasták és le nem másolták. A 2.1.6-os alfejezetben tárgyalt párhuzamos feldolgozó rendszerek közül melyik hasonlít leginkább erre a módszerre? 8. Ahogy lefelé haladunk a szövegben megtárgyalt ötszint memória-hierarchiában, az elérési id növekszik. Készíts ésszer becslést az elérési id arányáról optikai lemez és regiszter memória között. Tételezzük fel, hogy a lemez már csatlakoztatva van. 9. Számold ki az emberi szem által használt adatmennyiséget a következ információk alapján. A látómez körülbelül 1 millió (10^6) elemet (képkockát) tartalmaz. Mindegyik képkockát le lehet egyszersíteni a három elsdleges szín kombinációjára, mindegyik színt 64 árnyalattal számítva. Az idbeli felbontás 100 msec. 10. Az él szervezetek genetikai információi a DNS molekulákban vannak kódolva. A DNS molekula a négy alapvet nukleotida lineáris szekvenciája: az A-é, a C-é, a G-é és a T-é. Az emberi génstruktúra körülbelül 3 milliárd (3*10^9) nukleotidát tartalmaz körülbelül 100,000 gén formájában. Mennyi információt tárol az emberi génstruktúra (bitekben)? Mekkora az információkapacitása egy átlagos génnek (bitekben)? 11. A következ memóriák közül melyek lehetségesek? Melyek észszerek? Miért? a. 10 bites cím, 1024 cella, 8 bites cellaméret b. 10 bites cím, 1024 cella, 12 bites cellaméret c. 9 bites cím, 1024 cella, 10 bites cellaméret d. 11 bites cím, 1024 cella, 10 bites cellaméret e. 10 bites cím, 10 cella, 1024 bites cellaméret f. 1024 bites cím, 10 cella, 10 bites cellaméret 12. A szociológusok három lehetséges választ ismernek egy tipikus

közvéleménykutatási kérdésre, mint az "Ön hisz a fogtündérekben?" -név szerint: igen, nem és tartózkodom. Ennek tudatában a Szociomagnetikai Számítástechnikai Társaság eldöntötte, hogy épít egy olyan számítógépet, ami képes feldolgozni ezeket az adatokat. A számítógépnek trináris memóriája volt - azaz, minden byte (tryte) 8 tritet tartalmazott, ahol minden trit a 0, 1, 2 értékeket veheti fel. Mennyi trit szükséges egy 6 bites szám tárolásához? Adj egy kifejezést arra, hogy n bit tárolására mennyi tritre van szükség! 13. Egy számítógép fel lehet szerelve 268,435,456 byte-nyi memóriával. A gyártók miért ilyen sajátos számokat választottak, a könnyen megjegyezhet számok helyett, mint pl: 250,000,000? 14. Találj ki egy páros paritású Hamming kódot a 0-tól 9-ig való számokra! 15. Találj ki egy olyan kódot a 0-tól 9-ig való számokhoz, aminek Hammingtávolsága 2! 16. Hamming kódban néhány bitet "elpazarlunk", abban az értelemben, hogy ellenrzésre használjuk információtárolás helyett. Egy 2^n-1 hosszú (adat+ellenrzés) üzenet hány százaléka ilyen "elpazarolt" bit? Becsüld meg ennek a kifejezésnek az értékét, az n 3-tól 10-ig tartó intervallumán! 17. A telefonvonalak átviteli hibái gyakrabban fordulnak el halmozottan (egymást követ bitek eltorzulnak), mint egyesével. Mivel az alap Hamming kód karakterenként csak egy hibát képes kijavítani, használhatatlan, ha egy adott zavarás n db egymás utánni bitet torzít el. Találj ki ASCII karakterek vonalon való továbbításának egy olyan módszerét, ahol a zavarások eltorzíthatnak 100 egymást követ bitet. Feltételezve, hogy a minimális távolságkét zaj között 1000 karakter. Ötlet: Gondolkodj el figyelmesen a bitátvitel sorrendjérl. 18. Mennyi ideig tart elolvasni egy 800 cilinderes lemezt? Minden cilinder öt sávot tartalmaz, és minden sáv 32 szektort. Elször is, az olvasás a 0. sáv 0. szektorából indul, ezután az 1. sáv 0. szektorából, és így tovább. A forgási id 20 msec, és a pozícionálás szomszédos cilinderek között 10 msec-ig, legrosszabb esetben 50 msecig tart. Egy cilinder sávjai között a váltás azonnali. 19. A 2-19-es ábrán látható lemez 64 sávot/szektort tartalmaz, fordulatszáma 7200 fordulat/perc. Mennyi a lemez elviselhet átviteli aránya egy sávon keresztül? 20. Egy számítógépnek 25 nsec ciklusidej busza van, ami alatt ír, vagy olvas egy 32 bites szót a memóriából. A számítógépnek van egy Ultra-SCSI lemeze, ami a buszt használja, és 40 MByte/sec sebességgel fut. A CPU normálisan 25 nsec id alatt szállít és hajt végre egy utasítást. Mennyire lassítja le ez a lemez a CPU-t? 21. Képzeld el, hogy egy operációs rendszer lemezkezel részét írod. A lemezt, logikusan, blokkok sorozataként ábrázolod, a belül lév 0-tól, a kivül lév maximumig. Ahogy egy file elkészül, meg kell határoznod az üres szektorokat. Ezt megteheted belülrl kifelé, vagy kívülrl befelé. Számít valamit, melyik stratégiát választod? Indokold válaszod!

22. Az LBA címzés 24 bitet használ egy szektor megcímzésére. Mekkora az a legnagyobb lemez, amit ezzel még kezelni lehet? 23. A 3-as szint RAID az egybites hibákat képes egy paritás meghajtó használatával javítani. Mi az értelme a 2-es szint RAID-nek? Mindezek után, ez csak egy hibát bír kijavítani és több meghajtót használ erre. 24. Mennyi a pontos adatkapacitása (byte-okban) egy szabványos, 74 percnyi adatot tartalmazó 2-es módú CD-ROM-nak? 25. Egy CD-R beégetéséhez a lézernek nagyon gyorsan kell ki-be pulzálnia. Amikor 4x-es sebességgel fut 1-es módban, mekkora az impulzusok hossza nanoszekundumokban? 26. Ahhoz, hogy elhelyezzünk egy 133 perces videót egy egyoldalas, egyréteg DVD-n, egy tisztességes tömörítési mennyiség szükséges. Számold ki a szükséges tömörítési arányt! Feltételezve, hogy 3,5 GB hely szabad a videó sávnak, a képfelbontás 720x480 pixel 24 bit színnel, és a képlejátszás 30 képkocka/másodperc. 27. Az átviteli arány a CPU és társított memóriája között nagyságrendekkel nagyobb, mint a mechanikus I/O átviteli arány. Hogyan okozhat ez az egyensúlytalanság hatékonytalanságot? Hogyan lehet ezt enyhíteni? 28. Egy bit-térkép terminál felbontása 1024x768. A képernyt egy perc alatt 75-ször rajzolja újra. Mennyi az impulzus egy képpontra átszámítva? 29. Egy gyártó olyan színes, bit-térkép terminált hirdet, ami 2^24 különböz színt képes megjeleníteni. Ennek ellenére a hardware csak egy byte-ot használ minden pixelhez. Hogyan lehetséges ez? 30. Egy bizonyos karakterkészletben egy monokróm lézer nyomtató 50, 80 karakteres, sort tud nyomtatni oldalanként. Egy átlagos karakter egy 2mm x 2mm-es dobozt foglal el, aminek körülbelöl 25%-a festék. A többi üres. A festékréteg 25 micron vastag. A nyomtató festékpatronja 25cm x 8cm x 2cm. Hány oldal kinyomtatására elegend egy festékpatron? 31. Ha egy páros paritású ASCII szöveg aszinkron átvitele 2880 karakter/sec egy 28,800 bps-es modemen keresztül. A kapott bitek hány százaléka tartalmaz adatot (a hallottakkal ellentétben)? 32. A Hi-Fi Modem Társaság elkészített egy új frekvencia-modulációs modemet, ami 16 frekvenciát használ 2 helyett. Minden perc n egyenl idintervallumra van felosztva, mindegyik a 16 hang egyikét tartalmazza. Szinkron átvitelt használva hány bit/sec ennek a modemnek az átviteli sebessége? 33. Becsüld meg, hány karaktert, beleértve a szóközt is, tartalmaz egy tipikus számítástechnikai szakkönyv! Hány bit szükséges egy ilyen könyv lekódolásához ASCII-ben, ellenrzéssel? Mennyi CD-ROM szükséges egy 10,000 könyvbl álló

számítástechnikai szakszótár tárolásához? Mennyi duplaoldalú, duplaréteg DVD szükséges ugyanezen könyvtár tárolásához? 34. Dekódold a következ bináris ASCII szövegeket: 1001001, 0100000, 1001100, 1001111, 1010110, 1000101, 0100000, 1011001, 1001111, 1010101, 0101110. 35. Írj eljárást hamming(ascii, kódolt) néven, ami az ascii alacsony helyiérték 7 bitjét egy 11 bites egész kódolt-ban tárolt kódszóba kódolja. 36. Írj függvényt távolság(kód, n, k) néven, ami kap egy kód nev tömböt, ami n db k bites karakterbl áll, bemenetként, és a karakterhalmaz távolságával tér vissza kimenetként.

3
A digitális logika szintje
Az 1-2-es ábra hierarchiájának legalján találhatjuk a digitális logika szintjét, a számítógép igazi hardverét. Ebben a fejezetben több szempontból is megvizsgáljuk a digitális logikát, mint az elkövetkezend fejezetek megértésének alapkövét. Ez a tárgy a számítástudomány és az elektromszerészet határán helyezkedik el, de önmagában is érthet, így nem szükséges megértéséhez semmiféle elzetes hardver, vagy mérnöki tapasztalat. Az alapelemek, melyekbl a digitális számítógépek felépülnek meglehetsen egyszerek. Tanulmányainkat ezek az alapelemek , és az analizálásukra használt speciális, kétváltozós algebra (Boolean algebra) megismerésével kezdjük. Ezután megvizsgálunk néhány alapvet áramkört, amit kapuk egyszer kombinációiból kaphatunk, beleértve az aritmetikai áramköröket is. A következ téma az, hogyan használhatunk kapukat információ tárolására, azaz, a memóriák felépítése. Ezután a CPU-hoz érünk, különösen az egychipes CPU-k kapcsolódásaihoz a memóriával, és a perifériákkal. A fejezet végén számos példa található az iparból.

3.1 Kapuk és Boolean algebra
Digitális áramköröket néhány primitiv elem számtalan kombinációjából készíthetünk. A következ alfejezetben leírjuk ezeket a primitív elemeket, megmutatjuk, hogyan lehet ket kombinálni, és bevezetünk egy hatásos matematikai teknikát, amivel a viselkedésüket lehet vizsgálni.

***[118-121] Hidasi László h938426@stud.u-szeged.hu 3.1.1 Kapuk A digitális áramkörben csak két logikai érték létezik. Tipikusan a 0 és 1 volt közötti jel fejez ki egy értéket (pl. a kettes számrendszerbeli 0-t), és a 2 és 5 volt közötti jel egy másikat (pl. a kettes számrendszerbeli 1-et). Az e két intervallumon kívül es feszültségek nem megengedettek. Kis elektronikus eszközök, kapuk számítják e kétérték jelek különböz függvényeit. Ezek a kapuk alkotják azt a hardver bázist, amelyre az összes digitális számítógép épül. A kapuk bels mködési részletei nem tartoznak a könyv anyagához, mert az eszközök szintjéhez tartoznak, amely a 0. szint alatt van. Mindazonáltal most eltérünk a tárgytól, hogy egy pillantást vessünk az alapötletre, ami nem bonyolult. Az összes modern digitális logika végül is azon a tényen alapszik, hogy egy tranzisztor úgy is mködhet, mint egy nagyon gyors kettes számrendszerbeli kapcsoló. A 3-1(a) ábrán egy kétpólusú tranzisztor (a kör) egy egyszer áramkörbe beágyazva látható. Ennek a tranzisztornak három kapcsolata van a külvilággal: a bemenet, az alap, és a feszültség-levezet. Amikor a bemeneti feszültség, Vbe egy bizonyos kritikus érték alá csökken, a tranzisztor kikapcsol, és végtelen ellenállásként kezd viselkedni. Ez azt okozza, hogy az áramkör kimeneti feszültsége, Vki egy Vcc -hez közeli értéket vesz fel, egy kívülrl beállított feszültséget, ami tipikusan +5 volt ilyen típusú tranzisztornál. Amikor Vbe átlépi a kritikus értéket a tranzisztor bekapcsol és drótként kezd el mködni, mire Vki földelt lesz (megállapodás szerint 0 volt). 3-1-es ábra. (a) Egy tranzisztorfordító (b) Egy NAND kapu (c) Egy NOR kapu A fontos dolog akkor történik, amikor Vbe alacsony, Vki magas, és fordítva. Ez az áramkör tehát egy fordító, a logikai 0-t logikai 1-é, a logikai 1-et logikai 0-vá alakítja. Az ellenállásra (a szaggatott vonal) azért van szükség, hogy korlátozza a tranzisztor áramfelvételét, így nem fog kiégni. A szükséges id arra, hogy az egyik állásból a másikba kapcsoljon, általában néhány nanoszekundum. A 3-1 (b) ábrán két tranzisztor van sorba kapcsolva. Ha V1 és V2 is magas, mindkét tranzisztor vezetni fogja az elektromosságot, és Vki alacsony lesz. Ha valamelyik bemenet alacsony, a megfelel tranzisztor kikapcsol, és a kimenet magas lesz. Más szóval Vki akkor és csak akkor lesz alacsony, ha V1 és V2 is magas. A 3-1 (c) ábrán a két tranzisztor nem sorba, hanem párhuzamosan van összekapcsolva. Ennél az állásnál ha valamelyik bemenet magas, a megfelel tranzisztor bekapcsol és a kimenet földelt lesz. Ha mindkét bemenet alacsony, a kimenet magas marad. Ez a három áramkör, vagy a velük egyenértékek a legegyszerbb áramkörök. A nevük NOT, NAND és NOR kapuk, egyenként. A NOT kapukat fordítóknak is gyakran hívják, a két formát váltakozva fogjuk használni. Ha alkalmazzuk azt a megállapodást, miszerint "magas" (Vcc volt) a logikai 1, és "alacsony" (földelt) a logikai 0, akkor kifejezhetjük a kimeneti értéket a bemeneti értékek függvényeként. A jelek, amelyeket e három áramkör ábrázolására használnak az áramkörök mködés

közbeni magatartásával , a 3-2 (a)-(c) ábrákon láthatóak. Ezeken az ábrákon A és B a bemenet és X a kimenet. Minden sor a kimenetet határozza meg a bemenetek különböz kombinációi esetén. 3-2-es ábra Az öt alapkapu jele és mködése Ha a 3-1 (b) kimeneti jelét egy fordítókörön vezetjük át, egy újabb áramkört kapunk, ami a NAND kapu pontos ellentéte - mégpedig egy áramkör, melynek kimenete akkor és csak akkor 1, ha mindkét bemenet 1. Ennek az áramkörnek neve AND (és) kapu, a jele és a mködési leírása a 3-2 (d) ábrán látható. Hasonlóan a NOR kapu is csatlakoztatható egy fordítóhoz, ezzel egy olyan áramkört kapunk, amelynek kimenete 1, ha valamelyik vagy mindkét bemenet 1, de 0, ha mindkét bemenet 0. A jele és a mködési leírása ennek az áramkörnek, amelynek neve OR (vagy) kapu a 3-2 (e) ábrán látható. A kis körök, amelyek a fordító, a NAND és a NOR kapu részeként láthatóak az ábrákon, a fordítóbuborékok. Más szövegekben is használják ket a fordított jel jelölésére. A 3-2 ábrán látható öt kapu a digitális logika szintjének legfontosabb építeleme. A megelzkbl világos, hogy a NAND és a NOR kapukhoz két-két tranzisztor szükséges, míg az AND és OR kapukhoz három-három. Emiatt sok számítógép NAND és NOR kapukon alapszik az ismertebb AND és OR kapuk helyett. (A gyakorlatban a kapuk egy kissé máshogy mködnek, de a NAND és NOR kapuk még mindig egyszerbbek, mint az AND és OR kapuk.) Futólagosan érdemes megemlíteni, hogy a kapuknak lehet kettnél több bemenetük. Általában egy kapunak, például egy NAND kapunak korlátlan számú bemenete lehet, de a gyakorlatban a nyolcnál több bemenet szokatlan. Bár a kapuk felépítése az eszközök szintjéhez tartozik, meg szeretnénk említeni a gyártási technológiák nagy családjait, mert sokat utalnak rájuk. A két nagy technológia a kétpólusú és a MOS (Metal Oxide Semiconductor, vas-oxid félvezet). A két nagy kétpólusú típus a TTL (Transistor-Transistor Logic, tranzisztor-tranzisztor logika), amely évekig volt a digitális elektronika "igáslova" és ECL (Emitter-Coupled Logic), melyet akkor használnak, amikor nagy sebesség mködésre van szükség. A MOS kapuk lassabbak, mint a TTL és az ELC, de sokkal kevesebb áramot igényelnek, és sokkal kisebb helyet foglalnak, tehát sokat egymás mellé lehet helyezni bellük szorosan. A MOS több variációban létezik, ezek a PMOS, NMOS és CMOS. Bár a MOS tranzisztorok másképpen épülnek fel, mint a kétpólusú tranzisztorok, az a képességük, hogy elektronikus kapcsolóként mködjenek, azonos. A legtöbb modern CPU és memória a CMOS technológiát alkalmazza, amely +3,3 volton mködik. Ez minden, amit mondani fogunk az eszközök szintjérl. Azok az olvasók, akik tanulmányozni szeretnék ezt a szintet, nézzék meg a 9. fejezetben ajánlott olvasmányokat.
3.1.2 Boole algebra

A kapuk kombinációjából felépített áramkörök leírására egy új típusú algebrára van szükség, egy olyanra, amelyben a változók és a függvények csak a 0 és 1 értékeket vehetik fel. Az ilyen algebra neve Boole algebra, amit a feltalálójáról, George Boole (1815-1864) angol matematikusról neveztek el. Az igazat megvallva, valójában a Boole algebra egy speciális típusára utalunk, a kapcsoló algebrára, de a "Boole

algebra" kifejezés olyan széles körökben jelentett "kapcsoló algebrát", hogy nem teszünk a kett között különbséget. Ahogy vannak függvények a "rendes" (azaz középiskolai) algebrában, úgy vannak függvények a Boole algebrában. A Boole függvénynek egy vagy több bemeneti változója van, és a kapott eredmény csak e változók értékeitl függ. Egy egyszer függvény, f meghatározható úgy, hogy azt mondjuk, hogy ha f(A) akkor 1, ha A 0, és f(A) akkor 0, ha A 1. Ez a függvény a NOT (nem) függvény a 3-2 (a) ábrán. Mivel egy n változós Boole függvény bemeneti értékeinek csak 2n lehetséges kombinációja van, a függvény teljesen leírható egy 2n soros táblázattal, amelyben minden sorban a függvény értéke található a bemeneti értékek különböz kombinációja esetén. Az ilyen táblázat az igazságtáblázat. A 3-2-es ábra táblázatai mind példák igazságtáblázatokra. Ha megállapodunk abban, hogy az igazságtáblázat sorait mindig növekv sorrendben írjuk ki (kettes számrendszerben), akkor két változóra a sorrend 00, 01, 10 és 11, a függvény teljesen leírható a 2n bites kettes számrendszerbeli számmal, amit úgy kapunk, hogy az igazságtáblázat eredményoszlopát függlegesen olvassuk. Így NAND 1110, NOR 1000, AND 0001 és OR 0111 lesz. Nyilvánvalóan csak 16 Boole függvény létezik 2 változóval, megfelelen a 16 lehetséges 4-bites eredménysornak. Ezzel ellentétben a rendes algebrának végtelen számú függvénye van két változóval, amelyek közül egyiket sem lehet leírni egy táblázattal, ami tartalmazza a kimeneteket az összes lehetséges bemenetre, mert minden változó végtelen számú értékeket vehet fel. A 3-3 (a) ábra egy háromváltozós Boole függvény: M = f(A,B,C) igazságtáblázatát mutatja. Ez a függvény egy többségi logikai függvény, ami azt jelenti, hogy ha a bemenetek között a 0 van többségben, akkor az értéke 0, ha az 1, akkor a függvény értéke 1. Bár bármely Boole függvény teljesen meghatározható az igazságtáblázatával, de ahogy a változók száma emelkedik, a jelölési mód egyre jobban fárasztóbb lesz. Ehelyett egy másik jelölést szoktak használni. 3-3-as ábra (a) A többségi függvény igazságtáblázata három változóval (b) Egy áramkör (a)-ra Hogy lássuk, hogy ez a másik jelölés hogy történik, meg kell jegyezni, hogy egy Boole függvény megadható úgy, hogy megmondjuk, hogy a bemeneti változók mely értékeire lesz a kimenet 1. A 3-3 (a) ábra függvényében a bemeneti változók négyféle kombinációjára lesz M értéke 1.

***[122-125]
122. A DIGITÁLIS LOGIKA SZINTJE 3. FEJEZET

A 3-3(a) ábrán látható függvény, M, értéke n esetben lesz 1. Az egyezmények szerint, egy vonalat húzunk a bemen változó fölé, ha az negálva szerepel. E vonal hiánya azt jelenti, hogy a változó negálatlan. Továbbá a szorzást vagy a pontot fogjuk használni a Logikai AND függvény jelölésére, és a + fogja jelölni a Logikai OR függvényt. Így, például: AB C értéke 1, ha A=1 és B=0 és C=1. AB +BC értéke szintén 1, mikor (A=1 és B=0) vagy (B=1 és C=0). A 3-3(a) ábra négy oszlopa 1 bites kimeneteket ad meg: A BC, AB C, ABC és ABC. A függvény, M, igaz (azaz 1) ha valamelyik összetevje igaz; így leírhatjuk

_

_

_

M=ABC+ABC+ABC+ABC

ez egy rövidebb módja az igazságtábla megadásának. Egy n változós függvény leírható
2 n változós `szorzat' összegeként. Ez a formula különösen fontos, mint ahogy azt majd hamarosan látni fogjuk, mert ez oda vezet, hogy a függvényt az alapvet kapuk segítségével valósítjuk meg. Egy fontos dolog különbséget tenni az absztrakt Logikai függvény és az elektronikus áramkör megvalósítása között. A Logikai függvények változókból állnak, mint például A,B és C, és Logikai operátorokból, mint például AND, OR és NOT. Egy Logikai függvény megadható az igazságtáblájával, vagy megadható így is _ _ F=ABC+ABC Egy Logikai függvény megvalósítható egy elektromos áramkör segítségével (gyakran többféleképpen) felhasználva a bemeneti, kimeneti változókra és a kapukra, mint például AND, OR és NOT, vonatkozó jelöléseket. Általában a Logikai operátorokra az AND, OR és NOT jelölési módszert fogjuk használni, és a kapuk megadására pedig ezt a jelölést: AND, OR és NOT, bár ez gyakran félreérthet. 3.1.3 A Logikai függvények megvalósítása
n

Ahogy az elbb már említettük egy logikai függvény formalizálása 2n db szorzat összegeként is megvalósítható. Ha példaképpen megnézzük a 3-3 ábrát, akkor láthatjuk, hogy ez a megoldás tökéletes. A 3-3(a) ábrán a bemenetek A, B és C a bal oldal fell érkeznek, és a függvény kimenetei, pedig a jobb oldalra érkeznek. Mivel a bemeneti változók komplemenseire (negáltjaira) van szükségünk, ezért leágaztatjuk, és átvezetjük az 1-sel, 2-sel és 3-sal jelölt invertálókon. Megfigyelve az ábrát a bejöv ágakból hat darab függleges vonalat húzunk, melyek közül három darab a bemen változókhoz, és a három másik vonal a komplemensükhöz kapcsolódik. Ezek a vonalak gondoskodnak a megfelel forrásról az ket követ kapuk számára. Például az 5-ös kapu, a 6-os és a 7-es kapuk mindegyike az A-t használja bemenetként. Egy aktuális áramkörben ezek a kapuk A-hoz vannak kapcsolva, anélkül hogy közbens függleges vezetéket használnánk. Az áramkör négy AND kaput tartalmaz, egyet az összes taghoz rendelünk, mely kiegyenlíti M-et (azaz az igazságtábla minden sorában van egy bit, és ezen bitek oszlopa adja az eredményt). Minden AND kapu egy sort számít ki az igazságtáblól. Végül, az összes tag össze van kötve egy OR kapuval, és így együtt fogják megadni a végs eredményt. A 3-3(b) ábrán látható áramkör egy olyan egyezmény alapján van szemléltetve, melyet az egész könyvben használni fogunk: mikor két vonal keresztezi egymást,

akkor azok nincsenek összekapcsolva, ha csak nincs egy pont a találkozásuknál. Például, a kapu kimeneténél hat függleges vonal, három helyen keresztezi egymást, de csak a C-hez kapcsolódnak. De óvatosnak kell lenni, hiszen néhány szerz másfajta szokást használ. Hogy letisztázzuk egy áramkör megvalósítását Logikai függvényekkel, vegyük a 3-3 ábrát példaképpen:
1.

2. 3. 4. 5.
OR

Leírjuk a függvény igazságtáblázatát A összes bemen változónak generáljuk a negáltját Minden taghoz egy AND kaput kaput kapcsolunk, aminek az eredményoszlopában 1 van Összekötjük az AND kapukat a megfelel inputokkal Az összes AND kapu outputját összekötjük egy OR kapuban

Bár megmutattuk, hogy bármely Logikai függvény megvalósítható NOT, AND és kapukkal, gyakran egyszerbb az áramköröket csak egy típusú kapuval megvalósítani. Szerencsére egyszer átalakítani az elz algoritmus alkotta áramköröket a tiszta NAND vagy NOR formára. Egy ilyen átalakításhoz csak arra van szükségünk, hogy egy egyszer kaputípus használatával megvalósítsuk a NOT-ot, ANDet és OR-t. A 3-4 ábra fels sora mutatja, hogy lehet ezt a hármat csak NAND kapukkal megvalósítani, az alsó sor azt mutatja, hogy lehet megvalósítani csak NOR kapukkal. (Ez így megvalósítható, de vannak más utak is.) Az egyik út a Logikai függvény megvalósításához csak NAND vagy NOR kapukkal, azaz hogy elször kövessük ezt a fenti eljárást, amit a NOT, AND és OR kapukkal építhetünk fel. Ezután cseréljük a többemenet kapukat ekvivalens áramkörökre kétbement kapukat használva. Pl.: A+B+C+D-t úgy is számíthatjuk, hogy (A+B)+(C+D) , kétbemenet OR kapukat használva végül a NOT, AND és OR kapuk a 3-4-es ábra áramköreire cserélendk ki. Bár ez az eljárás nem vezet optimális áramkörökhöz a kapuk minimális száma tekintetében, de megmutatja, hogy a megoldás mindig lehetséges. A NAND és a NOR kapuk is teljesek. Bármely Logikai függvény kiszámítható bármelyik használatával. Egyik másik kapu sem képes erre, ami egy másik ok arra, hogy miért részesítik ket elnyben az áramkörök építésekor. 3.1.4 Áramköri ekvivalencia Az áramkörtervezk gyakran próbálják csökkenteni a kapuk számát a termékeikben, hogy csökkentsék az alkatrészek számát, nyomtatott áramkör területét, áramfogyasztást, stb. Hogy egy áramkör bopnyolultságát csökkentse a terveznek találnia kell egy másik áramkört, amely ugyanazt a 3-4-es ábra. A NOT (a), AND (b) és az OR (c) megvalósítása csak NAND és NOR kapukkal. függvényt számolja, mint az eredeti, de kevesebb kapuval (vagy esetleg egyszerbb kapukkal pl.: kétbemenet kapuk négybemenet kapuk helyett). Az ekvivalens áramkörök keresése a Logikai algebra hasznos eszköze lehet. Egy példaként, hogy hogyan használhatjuk a logikai algebrát, tekintsük AB+AC áramkörét és igazságtáblázatát, amelyek 3-5(a)-s ábrán láthatók. Bár még nem beszéltünk róla, a rendes algebra sok szabálya áll a logikai algebrára is. Ebben az esetben AB+AC átalakítható A(B+C)-vé a disztributivitást felhasználva. A 3-5(b)-s ábra mutatja A(B+C) áramkörét és igazságtáblázatát. Mivel a két függvény akkor és csak akkor ekvivalens, ha ugyanaz a kimenetük az összes lehetséges bemenetre, így könny látni a 3-5-ös ábra igazságtáblázataiból, hogy A(B+C) ekvivalens AB+ACvel. Az ekvivalencia miatt 3-5(b) ábra áramköre tisztán jobb, mint a 3-5(a) ábráé, mert kevesebb kaput tartalmaz. Általában az áramkörtervez egy logikai függvénnyel kezdi, s alkalmazza rá a logikai algebra törvényeit, hogy egyszerbbet, vele ekvivalenset találjon. A végs függvénybl felépíthet az áramkör.

Ezen szemlélet használatához szükségünk van néhány azonosságra a Logikai algebrából. A 3-6-os ábra a legfontosabbat mutatja. Érdemes megemlíteni, hogy minden egyes szabálynak két formája van, 3-5 ábra. Két ekvivalens függvény. AB+AC (a), A(B+C) (b) amelyek ellentétesek egymással. Az AND és az OR, valamint a 0 és az 1 átváltásánál mindkét forma elállítható a másikból. Minden szabály könnyen kipróbálható azáltal, hogy felépítjük az igazságtáblázatát. A DeMorgan szabályt kivéve az abszorpciós szabályok és disztributív szabály és formájára az eredmények meglehetsen intuitívek. A DeMorgan szabály több, mint két változóval megnövelhet, ____ _ _ _ pl.: ABC = A + B + C A DeMorgan szabálya egy alternatív jelölést ajánl. A 3-7(a) ábrán az AND forma tagasással van ábrázolva, az input és az output számára egyaránt. Így egy OR kapu felcserélt inputokkal megegyezik a NAND-beliekkel. A 3-7(b) árbától kezdve (DeMorgan szabály ketts formája) világos, hogy a NOR kapu írható úgy, mint az AND kapu, felcserélhet inputokkal. A DeMorgan szabály mindkét formájának tagadásával elérünk a 3-7(c) és (d) ábráig, melyek az AND és a NOR kapuk ekvivalens ábrázolási módját mutatják. Léteznek még analóg szimbólumok a DeMorgan szabály összetett variális formáira. Ha a 3-7 ábra azonosságait és az analógiákat többemenet kapukra használjuk, könny konvertálni az igazságtáblázat szorzatok összegének ábrázolási módjait a tiszta NAND és NOR formához. Pl.: megfontolva a 3-8(a) ábra XOR funkcióját. Az állandó szorzatok összegének körforgását a 3-8(b) ábra mutatja.

***[126-129] Fordította: Bánki Judit V. mat.-I. progmat. 1 Azért, hogy NAND formára jussunk, az ÉS kapu kimenetét a VAGY kapu bemenetével összeköt vonalat egy inverziót jelent köröcskével kell megrajzolnunk, ahogy a 3-8(c) ábra mutatja. Végül, a 3-7(a) 2 ábra felhasználásával a 3-8(d) 3 ábrát kapjuk. Az A és B változók az A és B váltzókból kaphatók egy NAND vagy NOR kapu felhsználásával, ha a NAND vagy NOR kapu mindkét bemenetére az A-t vagy a B-t kötjük. Megjegyezzük, hogy az invertáló karikák mozgathatók a vonalak mentén, például az els kapu kimenetérl a második kapu bemenetére (3-8(d) ábra). Az áramkörök ekvivalenciájával kapcsolatban utolsó esetként egy érdekességet mutatunk meg, mégpedig azt, hogy ugyanaz a fizikai áramköri kapu más-más logikai függvényt valósít meg attól függen, hogy milyen konvenciót használunk. A 3-9(a) 4 ábrán egy meghatározott kapu (F) kimeneteit láthatjuk különböz bemeneti kombinációkra. Mind a bemenet, mind a kimenet voltban van megadva. Ha elfogadjuk azt a konvenciót, hogy a 0 volt a logikai nullát jelenti és a 3.3 volt vagy az 5 volt a logikai egy, melyet pozitív logikának neveznek, akkor a 39(b) ábrán látható igazságtáblázatot kapjuk, ami az AND függvény igazságtáblázata. Ha azonban negatív logikát alkalmazunk, amiben a 0 volt a logikai egy és a 3.3 vagy az 5 volt a logikai nulla, akkor a 3-9(c) ábrán látható igazságtáblázatot kapjuk, ami az OR függvény. Látható, hogy a logikai értékek és a feszültség szintek közötti megfeleltetés választása nagyon fontos. A továbbiakban, ha másként nem definiáljuk, pozitív logikát használunk, tehát a "logikai egy", az "igaz" és a "magas" szinonímák, hasonlóan a "logikai nulla", a "hamis" és az "alacsony" szintén ugyanazt jelentik.

3.2 Egyszer digitális logikai áramkörök
Az elz fejezetben láttuk, hogyan valósíthatók meg az igazságtáblázatok és más egyszer kapcsolások különálló kapuk felhasználásával. A gyakorlatban csak néhány kapcsolást építenek egyéni kapukból, habár korábban ez volt az elfogadott. Napjainkban, a legtöbb gyártott áramköri lapka egy modul, ami számos elemi kaput tartalmaz. A következ fejezetben közelebbrl is megvizsgáljuk ezeket a modulokat és látni fogjuk, hogy hogyan építhetk fel egyéni kapukból és hogyan használhatók.

3.2.1 Integrált áramörök
Kapukat egyenként nem gyártanak és a kereskedelemben sem kaphatók, hanem csak az ezekból felépített modulokat Integrált Áramköröket, gyakran IC-ket vagy chipeket lehet kapni. Az IC egy négyzet alakú pici szilícium lapocska, kb. 5 mm × 5 mm, amelyen számos kapu található. A kis IC-k általában 5-15 mm széles és 2050 mm hosszú téglalap alakú manyag vagy kerámia tokozással kaphatók. A hosszabb oldalakkal párhuzamosan kb. 5 mm hosszú lábak vannak, amelyek segítségével az IC-k foglalatba dughatók vagy NYÁK-ra forraszthatók. Minden láb valamelyik kapu kimenetére vagy bemenetére csatlakozik vagy a tápfeszültséghez
1 2

3-6 ábra: A Bool-algebra néhány azonossága 3-7 ábra: Alternatív szimbólumok néhány kapunál 3 3-8 ábra: (a) A XOR igazságtáblája (b)-(d) Ezek az áramkörök valósítják meg 4 3-9 ábra: (a) Egy eszköz karakterisztikája. (b) Pozitív logika. (c) Negatív logika.

vagy a földhöz. Azokat a tokokat, amelyeken a lábak két sorban helyezkednek el és belül található az IC, a technikában "Dual Inline Packages"-eknek vagy DIP-eknek nevezik, de mindenki csak chipeknek hívja ket, elmosva a különbséget a szilícium lapka és a tokozás között. A leggyakrabban használt tokok 14, 16, 18, 20, 22, 24, 28, 40, 64, 68 lábbal rendelkeznek. Nagy chipek esetén a négyzet alapú tokozás a szokásos, a lábak a négyzet mind a négy oldalán, st gyakran még a tok alsó részén is megtalálhatók. A chipek osztályokba sorolhatók a bennük lév kapuk száma alapján, amint ez lejjebb megtalálható. Ez az osztályozási forma nyilvánvalóan nagyon éles, de néha hasznos. SSI (alacsony mérték integráció) : 1-10 kapu MSI (közepes mérték integráció) : 10 -100 kapu LSI (nagy mérték integráció) : 100 - 100000 kapu VLSI (nagyon nagy mérték integráció) : 100000 kapunál több Ezeknek az osztályoknak különböz jellemzik vannak és a felhasználásaik is különbözk: Egy SSI chip tipikusan kett vagy hat független kaput tartalmaz, amelyek mindegyike egyenként használható, az elz fejezetben leírt módon. A 3-10-es ábrán 5 egy közönséges SSI chip sematikus rajza látható, amely négy NAND kaput tartalmaz. Ezen kapuk mindegyike két bemenettel és egy kimenettel rendelekezik, tehát összesen 12 láb szükséges a 4 kapunak. Ezen felül a chip-et el kell látni tápfeszültséggel (Vcc) valamint a föld (GND) is szükséges, amelyek el vannak osztva a kapuk számára. A tokozáson a legtöbb esetben egy bemarás található az 1-es láb közelében a lábkiosztás azonosításának megkönnyítése érdekében. A felesleges bonyolultság elkerülése érdekében az áramköri rajzokon a tápfeszültség, a föld és a felesleges kapuk nincsenek feltüntetve. A legtöbb ehhez hasonló chip néhány cent/db áron kapható. Minden SSI chip számos kaput tartalmaz és a lábak száma akár 20 is lehet. A 70-es években a számítógépeket számtalan SSI chip-bl építették, de napjainkban a teljes CPU és a memória bizonyos részeit (cache) egyetlen szilícium lapkára marják rá. A mi vizsgálatainknak megfelel, ha minden kaput ideálisnak tekintunk, tehát feltesszük, hogy a kimenet azonnal megjelenik, amint a bemenet rendelkezésre áll. A valóságban a chip-eknek véges kapu késleltetésük van, amelybe a jelterjedés sebességét és a kapcsolás idejét is beleértjük. A tipikus kapcsolási id : 1-10 ns. A technika jelenlegi szintjén kb. 10 millió tranzisztor helyezhet el egy chipen. Mivel minden áramkör felépíthet NAND kapukból, azt gondolhatnánk, hogy a gyártó teljesen általános célú chipet is gyárthat, ami mondjuk 5 millió NAND kaput tartalmaz. Sajnos egy ilyen chip 15000002 lábat igényelne. Mivel a standard lábtávolság 0.1 inch, ezért egy ilyen chip kb. 18 km hosszú lenne, ami negatívan befolyásolja a piacképességet. Világos, hogy a fejldés egyetlen lehetséges útja olyan áramkörök készítése, melyeknél a kapu/láb arány magasabb. A következ fejezetben MSI chipeket fogunk tanulmányozni, amelyek több kaput tartalmaznak és segítségükkel a gyakorlatban szükséges bonyolultabb logikai függvények is megvalósíthatók kevesebb küls csatlakozó segítségével.

3.2.2 Kombinációs Hálózatok
Számos digitális elektronikai alkalmazás esetén olyan áramkörre van szükség, amely számos bemenetet és kimenetet tartalmaz, valamint a pillanatnyi bemenetek egyértelmen meghatározzák az aktuális kimenetet. Ezeket az áramköröket
5

3-10 ábra: Egy SSI chip 4 kaput tartalmaz

kombinációs hálozatoknak nevezik. Nem minden áramkör rendelekezik ezzel a tulajdonsággal. Például olyan áramkörök, amelyek memória elemeket is tartalmaznak olyan kimenetet is adhatnak, ami a bemeneti változókon kívül a memória tartalmátol is függ.

***[130-133] 130-133 Eg igazságtáblát implementáló áramkör, mint az a 3-3(a) ábrán is látható, egy tipikus példája a kombinációs áramköröknek. Ebben a részben megvizsgálunk néhány gyakran használt kombinációs áramkört. Multiplexerek A digitális logika szintjén a multiplexer egy áramkör 2n adatinputtal, egy adatoutputtal és n kontrollinputtal, mely kiválasztja az egyik adatinputot. A kiválasztott adatinputot "elkapuzza" (odairányítja) az outputhoz. A 3-11-es ábra 6 egy sematikus diagramja egy 8-inputú multiplexernek. A három kontrollsor, A, B és C, kódol egy 3 bites számot, mely meghatározza, hogy a 8 inputsor melyikét kapuzza el a VAGY kapuba és így az outputhoz. Nem számít, hogy milyen érték van a kontrollsoron, az ÉS kapuk közül 7 mindig 0-t fog kiadni; a másik vagy 0-t vagy 1-et ad a kiválasztott inputsor értékétl függen. Minden ÉS kaput a kontrollinputok egy különböz kombinációja tesz lehetvé. A multiplexer áramkört a 3-11-es ábra mutatja. Amikor áramot és földet adnak hozzá, egy 14 lábú tokba tokozható. A multiplexert használva a 3-3(a) ábra funkcióinak többségét implementálhatjuk, amint azt a 3-12(b) ábra 7 mutatja. A, B és C minden kombinációjára az adatinputsorok egyikét kiválasztjuk. Mindegyik inputot odavezetik vagy aVcc-be (logikai 1) vagy a földbe (logikai 0). Az inputok odairányításának algoritmusa egyszer: Di input ugyanaz, mint az igazságtáblázatban az i-edik sorban található érték. A 3-3(a) ábrán a 0., 1., 2. és 4. sorok 0-k, így hozzájuk tartozó inputokat leföldeli; a maradék sorok értéke 1, így ezeket a logikai 1-be vezeti el. Ilyen módon bármilyen 3-változós igazságtáblázat implementálható a 3-12(a) ábra chipjét használva. Már láttuk, hogyan használhatunk egy multiplexer chipet arra, hogy kiválasszunk számos input közül egyet és hogyan implementál egy igazságtáblát. Ezen kívül alkalmazható még arra is, hogy párhuzamos adatokat konvertáljon sorossá. 8 bit adatot téve az inputsorokra és aztán a kontrollsorokat sorozatosan 000-ról 111-re (bináris) léptetve a 8 bit az outputsorra helyezdik sorozatokban. A párhuzamosból sorossá konvertálás egy tipikus használata pl. egy billentyzetben van, ahol minden billenty impliciten definiál egy 7 vagy 8 bites számot, melyet sorosan ki kell vezetni egy telefonvonalon át. A multiplexer inverze egy demultiplexer, mely egyetlen inputjelét a 2n output egyikéhez vezeti, az n kontrollsor értékeitl függen. Ha a kontrollsorokon a bináris érték k, a k output kerül kiválasztásra. Dekóderek Második példaként most egy olyan áramkört nézünk meg, amely egy n-bites számot vesz inputként és ezt arra használja, hogy kiválassza (azaz 1-re állítsa) a 2n outputsorok pontosan egyikét. Egy ilyen áramkört dekódernek nevezünk; n=3 esetre

6 7

Egy 8-inputú multiplexer áramkör (a) Egy MSI multiplexer. (b) Ugyanaz a multiplexer átalakítva a funkciók elvégzésére.

a 3-13-as ábrán 8 látható. Hogy lássuk, hogy egy dekóder mikor lehet hasznos, képzeljünk el egy 8 chipbl álló memóriát, melynek mindegyike 1 MB-ot tartalmaz. Az 1-es chip a 0-t az 1 MB-hoz irányítja, a 2-es chip az 1 MB-ot 2 MB-ra, és így tovább. Amikor egy irányítás megjelenik a memóriában, akkor a magas 3 biteket használja fel a 8 chip egyikének kiválasztására. A 3-13-as ábra áramkörét használva ez a 3 bit a 3 input, A, B és C. Az inputoktól függen a D0, D1, D2, D3, D4, D5, D6, D7 outputsorok pontosan egyike 1, a többi 0. Minden egyes outputsor a 8 memóriachip egyikét hozza mködésbe. Mivel csak egy outputsor van 1-re állítva, csak egy chip kerül mködésbe. A 3-13-as ábrán látható áramkör operációja egyszer. Minden ÉS kapunak 3 inputja van, melyból az els vagy A vagy "A felülvonás" 9, a második vagy B vagy B, és a harmadik vagy C vagy C. Minden kaput inputok más kombinációja léptet életbe: D0-t A, B, C, D1-et A, B, C, és így tovább. Komparátorok Egy másik hasznos áramkör a komparátor, mely két inputszót hasonlít össze. A 3-14-es ábra egyszer komparátora két inputot használ, A-t és B-t, mindkett 4 bit hosszúságú, és 1-et ad, ha ezek egyenlek és 0-t, ha nem egyenlek. Az áramkör a KIZÁRÓ VAGY (XOR) kapura épül, mely egy 0-t ad ki, ha az inputok egyenlek és 1-et, ha nem egyenlek. Ha a két inputszó egyenl, mind a négy KIZÁRÓ VAGY kapunak 0-t kell kiadnia. Ez a négy jel aztán összeVAGYolható; ha az eredmény 0, akkor az inputszavak egyenlek, különben nem. Példánkban egy NEM (NOR) kaput használtuk utolsó lépésként, hogy megfordítsuk a tesztet: az 1 jelenti az egyenlséget, a 0 a nem egyenlséget. Programmed Logic Array Korábban már láttuk, hogy véletlenszer funkciók (igazságtáblák) megkonstruálhatók ÉS kapuk számításaival és aztán ezen eredmények összeVAGYolásával. Egy nagyon általános chip az eredmények összesítésének képzésére a Programmable Logic Array vagy PLA, melynek egy kis példája látható a 3-15-ös ábrán. Ennek a chipnek 12 változós inputsorai vannak. Minden input komplementere belsleg generálódik, összesen 24 inputot idézve el. Az áramkör szíve egy 50 ÉS kapuból álló tömb, mely mindegyikének a 24 inputjel bármely részhalmaza lehet potenciálisan inputja. Hogy melyik inputjel melyik ÉS kapuhoz jut el, azt egy, a használó által megadott, 24x50 bites mátrix határozza meg. Az 50 ÉS kapuhoz tartó minden inputsor tartalmaz egy biztosítékot. Amikor a gyárból szállítják, akkor mind az 1200 biztosíték érintetlen. A mátrix beprogramozásához a használó kiégeti a kiválasztott biztosítékokat úgy, hogy a chipekbe magasfeszültséget vezet. Az áramkör output része hat VAGY kaput tartalmaz, melyek mindegyikének van legfeljebb 50 inputja az ÉS kapuk 50 outputjára válaszképpen. Itt ismét a felhasználó által megadott (50x6-os) mátrix határozza meg, hogy a potenciális kapcsolatok melyike létezzen. A chipnek van 12 inputlába, 6 outputlába, áram és földje, azaz összesen 20 db. Példaképpen, hogy a PLA-t hogyan lehet használni, vizsgáljuk meg újra a 38 9

Egy 3-ból 8-as dekóder áramkör továbbiakban A

3(b) ábrájának áramkörét. ennek van 3 inputja, négy ÉS kapuja, egy VAGY kapuja és három invertálója. Ha már megvannak a megfelel bels kapcsolatok, PLA ugyanezt a funkciót látja el 12 inputjából hármat, 50 ÉS kapujából négyet, 6 VAGY kapujából egyet használva. (A négy kapunak ABC-t, ABC-t, ABC-t és ABC-t kell kiszámítania; a VAGY kapu ezt a négy eredmény fogja fel inputként.) Valójában ugyanezt a PLA-t átalakíthatnánk, hogy egy hasonló összetettség négy funkció összegét szimultán mdon számitsa ki. Ezeknél az egyszer funkcióknál az inputváltozók száma a korlátozó tényez; bonyolultabbaknál az ÉS vagy VAGY kapuk. Bár a fent leírt mezprogramozható PLA-kat még mindig használják, sok alkalmazásnál inkább a vásárló által készített PLA-kat részesítik elnyben. Ezeket a (nagybani) vásárló tervezi és a gyár állítja el a vásárló kérésére. Ezek a PLA-k olcsóbbak, mint a mezprogramozhatók. Most összehasonlíthatjuk a három különböz módot, melyekr eddig tárgyaltunk a 3-3(a) igazságtáblázat implementálásáról. SSI összetevket használva négy chipre van szükségünk. Alternatív módon elég egy MSI multiplexer chip, amint az a 3-12(b) ábrán látható. Végül egy PLA chip negyedét is használhatunk.

***[134-137] 134-Kertész Attila A DIGITÁLIS LOGIKA SZINTJE KIZÁRÓ VAGY kapu

3-14. ábra Egy egyszer 4-bites összehasonlító (comparator). Az egyszer áramköröknél az olcsóbb SSI és MSI lapkák elnyösebbek lehetnek. 3.2.3 Aritmetikai áramkörök Ideje, hogy a fentebb tárgyalt általános-célú MSI áramkörökrl tovább menjünk a kombinált MSI áramkörökre, melyeket aritmetikai mveleteknél használunk. Az egyszer 8-bites léptetvel (shifter) kezdünk, majd megnézzük, hogy milyen az összeadók (adder) felépítése, és végül az aritmetikai logikai egységeket vizsgáljuk, amik központi szerepet játszanak minden számítógépben.

Léptetk (shifters)
Az els aritmetikai MSI áramkörünk egy nyolc-bemenet és nyolc-kimenet léptet (lásd 3-16.ábra). A bemenet 8 bitje a D0,...,D7-es vonalakon helyezkedik el. A kimenet, aminek épp a bemenet adja át 1 bitjét, az S0,..., S7-es vonalakon van. Az irányító vonal, a C, határozza meg a léptetés irányát: 0-át balra és 1-et jobbra. Hogy lássuk, hogy hogyan mködik az áramkör, figyeljük meg az ÉS kapuk (AND gates) párokat az összes bitre, kivéve a végs kapukat. Ha C = 1-el, a párok közül a jobb oldali bekapcsolódik, továbbítva a megfelel bemeneti bitet a kimenethez. Amiért a jobboldali ÉS kapu a tle jobbra es VAGY kapu (OR gate) bemenetéhez van kötve, jobb léptetést hajt végre. Ha C = 0, az ÉS kapuk bal oldala lép mködésbe, és hajtja végre a bal léptetést.

135 ALAPVET DIGITÁLIS LOGIKAI ÁRAMKÖRÖK
Ha ez a biztosíték kiég, B nem bemenet az 1-es ÉS kapuba.

12 x 2 = 24 bemeneti jeladás.

24 bemeneti vonal.

Ha ez a biztosíték kiég, az 1-es ÉS kapu 6 kimenet nem bemenet, az 5-ös VAGY kapuba.

50 bemeneti vonal

3-15. ábra. 12-bemenetes, 6-kimenetes programozott logikai tömb. A kis négyzetek biztosítékokat jelölnek, melyek kiéghetnek, hogy meghatározzák a kiszámítandó feladatot. A biztosítékok két mátrixot határoznak meg: a felst az ÉS kapuk számára, az alsót VAGY kapuknak. Összeadók (adders) Egy számítógép, mely nem tud egész számokat összeadni, majdnem elképzelhetetlen. Következésképpen egy összeadást végrehajtó hardver áramkör minden CPU nélkülözhetetlen része. Az 1-bites egészek összeadásának igazság tábláját a 3-17 (a). ábra szemlélteti. Két kimenet létezik: a bemenetek összege, A és B, és a következ helyre (bal felé) átviv. A számítást végz áramkör összeadó bitjét és átviv bitjét is a 3-17 (b) ábrán szemléltetjük. Ezt az egyszer áramkört általában fél-összeadónak (half adder) hívják.

136 A DIGITÁLIS LOGIKA SZINTJE

3-16. ábra. 1-bites bal-/jobboldali léptet. KIZÁRÓ VAGY kapu összeg

átvitel 3-17. ábra. (a) Az 1-bites összeadás igazságtáblája. (b) Egy fél-összeadó áramköre. Bár a fél-összeadó megfelel két több-bites bemeneti kódszó jobb oldali bitjeinek összeadására, nem fogja elvégezni azokra a bitekre, melyek a kódszó közepén állnak, mert nem kezeli a jobb oldalról történ átvitelt. Helyette a 3-18. Ábrán szerepl teljes összeadóra (full adder) van szükségünk a mvelet elvégzéséhez. Miután megszemléltük az áramkört, észrevehetjük, hogy a teljes összeadó két félösszeadóból áll. Az összeadás kimeneti vonala 1-est ad, ha az A, B és a bevitel páratlan száma 1. A kivitel 1, ha A és B is 1 (bal bemenet a VAGY kapuba) vagy pontosan az egyikük ad 1-et és a beviteli bit szintén 1. A két fél-összeadó együtt állítja el a bitek összeadását és átvitelét.

137 ALAPVET DIGITÁLIS LOGIKAI ÁRAMKÖRÖK bevitel összeg

kivitel 3-18. ábra (a) A teljes összeadó igazságtáblája. (b) Egy teljes összeadó áramköre.
Ha mondjuk, két 16-bites kódszóra kellene összeadót készíteni, csak meg kellene ismételni a 3-18 (b) ábrán szerepl áramkört 16-szor. A kiviteli bitet a bal oldali szomszédja beviteli bitjeként használnánk. Jobbról a legszéls bit bevitele a 0-hoz van kötve. Ezt a féle összeadót átvitel továbbterjeszt összeadónak (ripple carry adder) nevezzük, mert a legrosszabb esetben, ha 1-et adunk az 111...111 ­hez (kettes számrendszerben) az összeadás nem fejezdik be addig, amíg az átvitel el nem jut a jobb szélstl a bal széls bitig. Azok az összeadók, melyek nem rendelkeznek ilyen várakoztatással, és ennél fogva gyorsabbak, szintén léteznek és általában elnyösebbek.

Egy egyszer példaként a gyorsabb összeadóra, bontsunk szét egy 32-bites összeadót egy alsó és egy fels 16-bites félre. Amikor elkezddik az összeadás, a fels összeadó még nem tudja elkezdeni munkáját, mert nem tudja a bevitelt a 16szori összeadáshoz. Azonban fontoljuk meg ezt a módosítást. A sima fels fél helyett adjunk az összeadónak két fels felet párhuzamosan kapcsolva úgy, hogy megduplázzuk a fels fél hardverét. Így az áramkör három 16-bites összeadóból áll: egy alsó félbl és két felsbl, U0 és U1, melyek párhuzamosan futnak. A 0 az U0-ba töltdik be mint átvitel; az 1 az U1-be ugyancsak átvitelként. Így mindkettejük egy idben indul az alsó féllel, de csak az egyikük ad helyes eredményt. 16-szori összeadás után tudni fogjuk, hogy mi a bevitel a fels félbe, így ki tudjuk választani a helyes fels félt a két létez válaszból. Ez a trükk lecsökkenti az összeadási idt két tényezvel. Az ilyen összeadót átvitel kiválasztó összeadónak (carry select adder) hívjuk. Ez a trükk alkalmazható arra, hogy mindkét 16-bites összeadóból 8-biteseket hozzunk létre, és

így tovább.

***[138-141] Aritmetikai és Logikai egység A legtöbb számítógépben van az És és Vagy mvelet végrehajtására illetve két gépi jel összeadására szolgáló egyszer áramkör. Az ilyen áramkörök jellegzetessége, hogy n-bitnyi gépi jel kezelésére n db azonos áramkör szolgál a különálló bitek kezelé-sére. A 3-19-es ábra egy egyszer példa az ilyen áramkörökre amelyeket Aritmetikai és Logikai Egység-nek röviden ALU-nak hívnak. Négy mvelet bármelyikét ki tudja számolni ­ A és B, A vagy B, negáció B, A+B ­ attól függen, hogy a mveletválasztási input vonal két változója melyik mvelet kódját tartalmazza binárisan. Így lehet 00, 01, 10, 11. Az itt említett A+B, A és B számtani összegét jelenti, nem a logikai Ést. Az ábrán lév ALU bal alsó részén található a 2-bites decoder, amely a két vezérjelbl állítja el a négy mvelet kódját. Az F0 és F1 értékektl függen a decodolás végén a négy vonalon futó négy mvelet közül csak egy lesz engedélyezve.

E vonal beállításai lehetvé teszik, hogy a kijelölt mvelet outputja egyenesen a végs VAGY kapuig menjen. A bal fels sarokban lév logikai egység végzi az A és B, A vagy B, és negáció B mveleteket, de a decoderbl kifutó vonalaktól (enable lines) függen ezen eredmények közül legfeljebb egy juthat a végs Vagy kapuhoz. Mivel a decoder outputjai közül csak egy értéke lesz 1, ezért a négy And kapu közül csak ettl az egytl függ a VAGY kapu értéke. A másik három output értéke 0 lesz, függetlenül az A és B-tl. Ahhoz, hogy A-t és B-t logikai és számtani mveletek inputjaiként használhassuk, lehetségünk van negáció ENA vagy negáció ENB segítségével valamelyiket a kett közül 0-vá változtatni. Lehetség van arra is, hogy megkapjuk A-t INVA beiktatásával. (INVA, ENA, ENB használatáról a 4. Fejezetben beszélünk) Általában ENA és ENB értéke 1 INVA pedig 0. Ebben az esetben A és B értéke változás nélkül kerül a logikai egységbe. A jobb alsó sarok feladata: számolja A és B összegét és kezeli a be- és kimen információt, mivel számos áramkörben ezek valószínleg össze lesznek vonva, hogy végrehajthassák a teljes szavas mveleteket. A 3-19. ábrán látható áramkört "bit szeletek" ­nek (bit slices) hívják. Ez lehetvé teszi, hogy a számítógéptervezk akármilyen szélesség ALU-t építhessenek. A 3-20. ábra a 8-bit felépítés ALU-t mutatja 8 1-bites ALU részbl összerakva. Az INC jel csak külön hozzáadott mvelet esetén hasznos. Mködése: Az eredményhez pl.: ad 1-et. Ezzel kiszámíthatóak olyan összegek, mint A+1 vagy A+B+1.

Órajel Sok áramkörben az utasítások rendje critikusan eltér. Néhol egy utasításnak meg kell elznie egy másikat, néhol két utasítás egyszerre történik. Ezért, hogy a tervezk végrehajthassák a szükséges ütemezést, sok digitális áramkörben használnak órajelet. Az órajel itt egy áramkör, amely olyan impulzusokat sorát bocsájtja ki, amik pontos idközönként követik egymást. Két egymást követ impulzus megfelel végei közti idtartamotaz órajel ciklusidejének hívjuk. Az impulzus frekvenciája az órajelciklusok 1000 ns ­ 2 ns ­ig terjed idtartamától függen általában 1 ­ 500 MHz között van.

A nagyobb pontosság elérése miatt az órajel frekvenciáját rendszerint kristályoszcillátor-ral vezérlik. A számítógépben több utasítás is végrehajtásra kerülhet egyetlen órajel ciklus alatt. Ha ezeket az utasításokat megfelel sorrendben kell végrehajtani, akkor az órajelciklust alciklusokra kell felbontani. Az alciklusokban nem az alapórajel fog ütemezni, hanem kitaláltak erre egy jobb megoldást. A fórajelvonalat elágaztatják és a mellékágba építenek egy késleltetáramkört, amely egy másoglagos órajelet generál. Ez az órajel ugyanolyan, mint a fórajel csak a fázisait eltolta a késleltetáramkör. (3-21/a) ábra. A 3-21/b ábra az ütemezés diagram, amely négy idpillanatot állít el négy különálló utasításnak. Az idpillanatok: C1 emelkedése C1 esése C2 emelkedése C2 esése A különböz utasítások különböz véghez való kötésével végrehajtható lesz a szükséges ütemezésbeli egyeztetés. Ha négynél több órapillanatra van szükség egy órajelcikluson belül, több másodlagos vonalat kell elágaztatni a fvonalból különböz mérték késleltetkkel. Néhány áramkörben az idintervallumokat szívesebben alkalmazzák, mint a különálló idpillanatokat. Pl.: egy utasítás nemcsak C1 emelkedésekor kerülhet végrehajtásra, hanem bármikor amikor C1 fönn van. Egy másik utasítás pedig akkor kerül végrehajtás-ra ha C2 van fönn.

Ha két intevallumnál többre van szükség, akkor több órajelvonalat kell létrehozni vagy a két órajel magas tartományát átfedhetjük egymáson. Így a késbbiekben négy interval-lumot különböztetünk: negáció C1 és negáció C2, negáció C1 és C2, C1 és negáció C2, C1 és C2. Ebben az esetben az órajelek szimmetrikusak, ugyanannyi idt tölt a magas tartományban mint az alacsonyban. (3-21/b) Aszimmetrikus impulzus elállítása az alapórajelet összeadjuk (ÉS mvelettel) abelle származó késleltetett órajellel. (3-21/c) Memória A számítógépek nélkülözhetetlen része a memória. Eddigi ismereteink szerint nem létezhet számítógép memória nélkül. A számítógép a memóriában tárolja az adatokat és a végrahajtásra kerül utasításokat. A következ részben a memóriarendszer alapvet részeit fogjuk vizsgálni a kapuktól elindulva, hogy lássuk miként mködnek és hogy lehet ket kombinálni, hogy terjedelmesebb memóriákat állítsunk el. Egybites memória létrehozásához egy áramkörre ami "emlékszik" az elz input értékre. Az ilyen áramköröket két NOR kapuból állítjuk el. (3-22/a) Analóg áramköröket NAND kapukból is felépíthetünk. Ezekrl nem beszélünk többet mivel teljesen megegyeznek a NOR kapuval. A 3-22/a ábrán látható áramkört "SR tároló"-nak (latch) hívjuk. Két bemenete van: S: értéket ad a tárolónak (setting) R: törli a tárolót (resetting vagy cleaning). Két kimenete van Q és negáció Q amelyek ­ késbb látni fogjuk ­ kiegészítk. Eltéren a konbinált áramköröktl a tároló kimenetei nem függnek a bemenetektl.

***[142-145] Nem érkezett meg. Vántus András:h938820

***[146-149] A flip-flopok maguk 3-27(d)-tipusúak, de a flip-flopban lev inverziós buborékokat a 11-es thöz kötött inverter eltörli, igy a flip-flopok emelked átmenetbe töltdnek. Mind a 8 törl szignál sorosan kapcsolt, igy amikor az egyes t 0 értéket kap, az összes flip-flop 0-ás állapotba kerül. Ha csodálkoznál mért van a 11-es t invertálva a bemenetnél és minden egyes CK szignálnál újra, lehet hogy egy bemeneti jel nem kap elég áramot, hogy mind a 8 flip-flopot vezérelje; a bemeneti invereter valójában ersítként funkcionál. Míg a 3-28(b) ábrán az óra és a tisztító vonalak sorba kötésének az egyik oka a tk számának csökkentése, ebben a konfigurációban a chip másképp van használva 8 össze nem függ flip-flopról (v.-ból). Egy egyszer 8 bites regiszterként funkcionál. Így 2 ilyen chip párhuzamosan használva egy 16 bites regisztert alkotnak úgy, hogy az 1-es és a 11-es tket össze kell kapcsolni. A 4-es fejezetben részletesen foglalkozunk a regiszterekkel és használatukkal. 3.3.4 Memóriaszervezés Bár mostanra a 3-24-es ábra szimpla 1 bites memóriájától eljutottunk a 3-28(b) ábra 8 bites memóriájáig, nagy memóriák készítéséhez egy másfajta szerkezet szükségeltetik, egy olyan amelyben különálló szavakat meg lehet cimezni. A 3-29-es ábra egy olyan széles körben használt szerkezetet mutat be, ami megfelel ennek a kritériumnak. Ez a példa egy olyan példát illusztrál, aminek 4db 3 bites szava van. Minden mvelet egy teljes 3 bites szót ír vagy olvas. Mig a teljes 12 bites kapacitás alig több, mint a 8-as flip -flopunknál, kevesebb tt igényel és még fontosabb, hogy könny kibviteni ezt a dizájnt nagy memóriákká. Bár els látásra a 3-29-es ábra memóriája komplikáltnak tnhet, valójában egész egyszer a hagyományos struktúrájának köszönheten. 8 bemeneti és 3 kimeneti sora van.3 bemen adat:I0,I1 és I2; 2 a címzéshez: A0 és A1;és 3 az ellenrzéshez: CSChip Select, RD tesz különbséget írás és olvasás között és OEOutput Enable.A 3 kimenet az adatoknak van: D0, D1 és D2. Elméletileg ez a memória 14 tvel megvalósítható, beleértve az áramellátást és a földelést , szemben a 8-as flip-flop 20-as tigényével. Ennek a memória chipnek a kiválogatásához ,a küls logikának a CS-t magasra, az RD-t olvasáshoz magasra (logikai 1) és íráshoz alacsonyra (logikai 0) kell állítani. A 2 címsort úgy kell beállitani, hogy megmutassák a 4db 3-bites szó közül melyiket kell olvasni vagy irni. Olvasási mveletnél az adatbemeneti sorok nincsenek használva, de a kiválasztott szó az adatkimeneti sorokra van helyezve. Írás mveletnél az adatbemeneti sorokon lev bitek betöltdnek a kiválasztott memória szóba; az adatkimeneti sorok nincsenek használva.

Most nézzük meg közelebbrl, hogy mködik a 3-29-es ábra. A memória baloldalán lev 4 szókiválasztó ÉS kapu egy dekódert alkot. Az input inverterek úgy vannak elhelyezve, hogy mindegyik kapu különböz címen érhet el( output magas állásban).---------------------------------Mindegyik kapu vezérel egy szókiválasztó sort, tetejétl az aljáig, a 0, 1, 2 és 3-as szavakhoz. Amikor a chip ki lett választva iásra, a CS*RD jelölés függleges vonal magas lesz, elérve a 4 írókapu közül egyet, attól függen hogy melyik szókiválasztó sor magas. Az írókapu kimenete vezérli az összes CK jelet a kiválasztott szóhoz, betöltve a bemen adatokat a flip-flopokba a szóhoz .Az írás csak akkor valósul meg, ha a CS magas az RD alacsony és még akkor is csak az A0 és A1 által kiválasztott szó lesz írva, a többi szó nem változik. Az olvasás hasonlit az íráshoz. A cim megfejtés pontosan ugyanaz mint az írásnál. De most a CS*RD sor alacsony, igy az összes írókapu munkaképtelen és egyik flipflop sem módosult. Ehelyett, a kiválasztott szókiválasztó sor eléri a kiválasztott szó Q-bitjeihez csatolt ÉS kapukat. Így a kiválasztott szó outputolja az adatait a kép alján lév 4 bemenetes OR kapukba, mig a másik 3 szó outputol 0-kat. Következésképpen, az OR kapuk kimenete azonos a kiválasztott szóban tárolt értékkel. A 3 nem kiválasztott szó nem mködik közre a kimenetnél. Bár tudtunk konstruálni egy áramkört, amelyben a 3 OR kapu éppen betáplálódott a 3 kimenadat sorba, ez a folyamat néha okozott problémát. Különösen, megmutattuk adatbeviv sorok és az adatkiviv sorok különbségét, de az aktuális memóriákban ugyanazok a sorok használódnak. Ha az OR kapukat hozzákötöttük volna az adatkiviv sorokhoz, a chip megpróbálná kivinni az adatot, azaz mindegyik sorhoz egy adott értéket kényszerítene így interferálva a bemen adattal. Ez okból kívánatos, hogy legyen módunk az OR kapukat az adat kiviv sorokhoz csatlakoztatni olvasáskor, de teljesen szétkapcsolni ket íráskor. Amire szükségünk van, egy elektronikus kapcsoló, ami létre tudja hozni vagy megszakítani a kapcsolatot néhány nanoszekundum alatt. Szerencsére ilyen kapcsolók léteznek. A 3-30(a) ábra mutatja a jelképet, amit úgy hívnak neminvertáló puffer. Ennek van adatbemenete, adatkimenete és ellenrz bemenete. Amikor a control bemenet magas, a buffer mködése olyan, mint egy vezeték, ahogyan azt mutatja a 3-30(b) ábra is. Amikor a control bemenet alacsony, a buffer mködése olyan mint egy nyitott áramkör, ahogy azt a 3-30(c) ábra mutatja; olyan mintha vki elválasztotta volna az adatkimenetet egy drótvágóval az áramkör többi részétl. De ellentétben a drótvágós hasonlattal , a kapcsolatot utólag helyre lehet állítani néhány nanoszekundum alatt a controljel ismételt magasra állításával. 3-30(d) ábra bemutat egy invertáló buffert, amelyik úgy viselkedik mint egy normál inverter, amikor a control magas, és kikapcsolja a kimenetet az áramkörbl, amikor a control alacsony. Mindkét fajtája a buffereknek 3 állású szerkezet, mert tud outputolni 0-át,1-et vagy egyiket sem a fentiek közül ( nyitott áramkör). A bufferek ersítik is a jeleket, így sok bemen adatot tudnak egyszerre vezérelni.

Néha használják ket áramkörökben emiatt, még ha a kapcsoló tulajdonságaikra nincs is szükség. Visszatérve a memória áramkörökhöz, mostanra tisztának kéne lennie, hogy mire való az adatkimeneti soron lev három nem-invertáló buffer. Amikor CS, RD és OE mind magas, a kimeneti feljogosító jel szintén magas, felhatalmazva a buffert és kirakva egy szót a kimeneti vonalakra. ----------------------------------------------------------------------------------3-27-es ábra.----D zárak és flip-flopok. 3-28-as ábra.(a)----Páros D flip-flop. (b)----Nyolcas flip-flop. 3-29-es ábra.----Logikai diagram a 4*3-as memóriához. Mindegyik sor egy a 4db 3 bites szavak közül. Az olvasás vagy írás mvelet mindig egy teljes szót olvas vagy ír.

***[150-153] Ciceri Klári 150-153 H938360

,a kimeneti feljogosító jel szintén magas, felhatalmazva a buffert és kirakni egy szót a kimeneti vonalra. Amikor egy a CS, RD vagy OE közül alacsony, akkor az adatkimenetek kikapcsolódnak az áramkör maradék részébl. 3.3.5.Memória chipek Jó dolog a 3-29. ábrán látható memóriával kapcsolatban, hogy könnyen lehet bvíteni nagyobb méretekre. Ahogyan lerajzoltuk, a memória 4 X 3-as, azaz 4 szóból áll , szavanként mindegyik 3 bit. Ahhoz,hogy kibvitsük 4 X 8-ra, 5 oszlopnyi, oszloponként 4 billenkört és 5 bemeneti és kimeneti vonalat kell hozzáadni.Ahhoz hogy a 4 X 3-tól eljussunk a 8 X 3-ig, 4 sort kell hozzáadnunk, soronként 3 billenkörrel, és természetesen egy A2 címvonalat. Ezzel a fajta felépítéssel a szavak száma a memóriában kett kell hogy legyen a maximális kihasználtság érdekében, de a bitek száma bármennyi lehet. A memóriachipek ideális alkalmazási területe az integrált áramkör technológiának, mert ez jól illeszkedik azokhoz a chipekhez, melyeknek a bels felépitése egy ismétld 2 dimenziós modell. Amint a technológia fejldik,a bitek száma amit egy memóriachipre lehet tenni folyamatosan növekszik, tipikusan 18 hónaponta a duplájára (Moore törvénye). A nagyobb chipek nem mindig szorítják háttérbe az elavult kisebbeket, köszönheten a különböz kapacitás-, sebesség-, er,ár- és csatlakozási kényelembeli értékcsökkenésnek. Általában a legnagyobb chipek amellyek most kaphatóak névértékükön felül kaphatóak, és bitenkénti áruk sokkal nagyobb mint a kisebbeké. Bármilyen adott memóriamérethez többféleképpen szervezhetjük meg a chipet. A 3-31-es ábra egy 4Mbit-es chip két lehetséges elrendezését mutatja be: 512K X 8 és 4096K X 1. (Elrebocsátva, hogy a chipméreteket általában inkább bitben számolják, mint byte-ban,így mi itt felrúgjuk a konvenciókat ) A 3-31(a) ábrán 19 címvonal szükséges, hogy meg lehessen címezni egyikét a 2 ^19 byte-nak, és 8 adatvonal, hogy betöltsük, vagy eltároljuk a kiválasztott byte-ot. A hangsúly itt a terminológián van. Néhány érintkezn a magasfeszültség idéz el egy akciót (cselekvést). Néhányon pedig az alacsony idézi el. Hogy elkerüljük a zürzavart, mi következetesen inkább az fogjuk mondani hogy, egy jel állitás ( mint azt mondjuk hogy magas vagy alacsony), ami azt jelenti, hogy elidéz egy akciót (cselekvést). Így egyes érintkezknél az állítás azt fogja jelenteni, hogy magasfeszültségen van, néhányon pedig azt, hogy alacsonyon. Azok az érintkezk, amik alacsonyra vannak állítva jelneveket kapnak ,amelyek magukban foglalnak egy fels vonalat. Így egy jel, aminek a neve CS, magasra van állítva, de aminek CS', az alacsonyra van állítva. Az állítás ellentéte a tagadás (negálás). Amikor semmi különös nem történik az érintkezk negálva vannak. Most térjünk vissza a memóriachipünkhöz. Amióta a számítógép alaphelyzetben több memóriachipet használ, kell egy jel ami kiválasztja az éppen szükséges chipet,

és csak az válaszol, a többi nem. A CS' (Chip Selecr=chip választó) jel ezt a célt szolgálja. Arra használjuk, hogy aktiválja a chipet. Ugyanakkor szükség van egy módra, hogy megkülönböztessük az írásokat az olvasásoktól. A WE' jel (Write Enable=írás engedélyezés) arra szolgál, hogy megjelölje, hogy az adatot írni kell és nem olvasni. Végül az OE' (Outpu Enable=kimenet engedélyezve) jel azért van, hogy vezesse a kimeneti jeleket. Amikor negálva van, a chip kimenete le van kötve a körrl. A 3-31(b) ábrán egy másik címzési sémát használtak. Belsleg, ez a chip úgy van megszervezve, mint egy 2048 X 2048-as mátrix 1 bites cellákkal, ami 4 Mbit-et ad. Ahhoz, hogy megcímezzük a chipet elször egy sort kell kiválasztani, tehát betesszük a 11-bites számát a címérintkezkre. Ezután a RAS' (Row Andress Strobe=sor cím.......) jel jön. Ezután az oszlopszámot raljuk a címérintkezkbe és jön a CAS' (oszlop cím.....). A chip úgy válaszol, hogy vagy elfogad egy adatbitet, vagy kiad egyet. A ngy memóriachipek gyakran n X n -es mátrixból vannak felépitve, amiknek a címzése sorokkal és oszlopokkal történik. Ez az elrendezés lecsökkenti az érintkezk számát, de lassabbá teszi a chip címzését, mert két címzési ciklus kell: egy a soroknak, egy pedig az oszlopoknak. Hogy visszanyerjük az így elvesztett sebesség egy részét, néhány memóriachipnek egy sorcím után több oszlopcímet is lehet adni, hogy az egy sorban lév egymás utáni bitekhez hamarabb hozzáférjen. Évekkel ezeltt a legnagyobb memóriachipek általában a 3-31(b)-ábrán látható módon voltak megszervezve. Ahogy a memória szavak 8 bitrl 32-re és még nagyobbra nttek, az 1 bit széles memóriachipek kényelmetlenné kezdtek válni. Ahhoz hogy egy 32 bites memóriát építsünk, 32 db 4096K X 1-es chip szükséges párhuzamosan. Ez a 32 chip minimum 16Mb kapacitással rendelkezik, holott 512 X 8-as chipeket használva csak 4 chip kell párhuzamosan, ezzel 2Mb memóriákat is lehet építeni. Hogy elkerüljék a 32 chipet memóriánként, a legtöbb chipgyártónak vannak 1,4,8 és 16 bit széles chipcsaládjai. 3.3.6 RAM-ok és ROM-ok

Az eddig tanulmányozott memóriák mind írhatók és olvashatók voltak. Az ilyen memóriákat RAM-oknak (Random Acces Memory=Véletlen Hozzáférés Memória) hívjuk, ami egy rossz elnevezés, mert minden memória véletlen hozzáférés, de már annyira megszokottá vált ez a kifejezés,hogy most már nem változtatnak rajta. A RAM-nak két fajtája van:a statikus és a dinamikus. A statikus RAM-ok (SRAM) belsleg hasonló áramköröket használnak, mint a mi alap D-billenkörünk. Ezeknek a memóriáknak az a tulajdonságuk, hogy a tartalmuk addig tárolódik, ameddig be vannak kapcsolva. A statikus RAM-ok nagyon gyorsak. A tipikus elérési idejük néhány ns (nanosecundum). Emiatt a statikus RAM-ok népszerúek 2. szint cache memóriaként. A dinamikus RAM-ok (DRAM), ezzel ellentétben nem használnak billenköröket. Ehelyett a dinamikus RAM egy cellasor, minden cellában egy tranzisztorral és egy kicsi tárolóval. A tárolókat fel lehet tölteni, vagy ki lehet "sütni", ezzel megengedve a 0 és 1 tárolását. Az elektromos töltés azon tulajdonsága miatt, hogy 'elszáll', a dinamikus RAM-okat néhány miliszekundumonként frissiteni (ujratölteni) kekk, hogy megvédjük a benne tárolt adatokat. Amiért a külsú áramköröknek vigyázniuk kell az az, hogy a frissítésre a dinamikus RAM-ok sokkal komplexebb csatlakozási

felülettel rendelkeznek, mint a satikus RAM-ok, de ezt a hátrányát a nagyobb kapacitásával ellensúlyozza. Amióta a dinamikus RAM-oknak csak egy tranzisztor és egy tároló kell bitenként (ellenben a legjobb statikus RAM-ok 6 tranzisztorával), a dinamikus RAMok súrúsége nagyon nagy. Emiatt a központi memóriák majdnem mindig dinamikus RAM-okból vannak megépítve..Habár ennek a nagy kapacitásnak megvan az ára: a dinamikus RAM-ok lassúak (több 10 ns). Így a statikus RAM-ú cache, és a dinamikus RAM-ú központi memória próbálja ötvözni a két memóriafajta jó tulajdonságait. Sokféle dinamikus RAM chip létezik..A legrégibb fajta amit még ma is használnak az FPM (Fast Page Mode=Gyors Lapozási Mód) DRAM. Belsleg bitek mátrixaként van megszervezve, és úgy mködik, hogy a hardwaretl kér egy sorcímet, majd végigmegy az oszlopcímeken, ahogyan azt leírtuk a RAS' és CAS' jeleknél a 3.31(b) ábránál. Az FPM DRAM-ot fokozatosan fölváltotta az EDO (Extended Data Output=Kiterjesztett Adatkimenet)DRAM, ami megengedi a második memóriahivatkozás elkezdését mieltt még az elz befejezdött volna. Ez az egyszer adatcsatornázás nem tesz gyorsabbá egy egyedüli memóriahivatkozást, de növeli a memória sávszélességét, ami több szót jelent másodpercenként. Mind az FPM mind az EDO chipek aszinkronúak, ami azt jelenti, hogy a cím és az adatvonal nem egy órajel alatt megy. Ezzel szemben az SDRAM (Synchronous DRAM) hibridje a statikus és a dinamikus RAM-nak,és egy órajel alatt végzi mindkét múveletet. Gyakran használják nagy cachekben, és a jövben a központi memória kiemelt technológiája lesz. A RAM nem az egyetlen memóriachip fajta. Sok alkalmazásban , például játékokban, gépekben, és autókban a program és az adatok egy része meg kell hogy maradjon kikapcsolás után is. Ráadásul ha egyszer beépítik, sem az adatot sem a programot nem lehet megváltoztatni soha többet. Ezek a követelmények vezettek a ROM(Read Only Memory=Csak Olvasható Memória) kifejlesztéséhez, ami nem változtatható, vagy törölhet szándékosan vagy máshogy. Az adat a ROM-ba a gyártás során kerül, lényegében megvilágitva egy fotóérzékeny anyagot egy mintán keresztül, ami tartalmazza a kívánt bitmintát, és aztán ezt bevési a felületbe. Az egyedüli mód,hogy megváltoztassunk egy programot a ROM-ban az, hogy ha kicseréljük az egész chipet. A ROM-ok sokkal olcsóbbak mint a RAM-ok amikor nagy mennyiségben rendeli ket, hogy fedezzék a maszk elállítási költségeit. Ezzel szemben nem rugalmasak, mert a gyártás után nem lehet ket megváltoztatni, és hetekbe telhet amíg egy megrendelt új chip megérkezik. Hogy a cégeknek könnyebbé tegyék a ROM-alapú termékek fejlesztését, kitalálták a PROM-ot.(Programmable ROM=Programozható ROM) A PROM ugyanolyan mint a ROM, azzal a különbséggel, hogy egyszer írható, megspórólva ezzal a rendelés és a szállítás közötti idt. Sok PROM-nak van egy tömbnyi kicsi biztosíték a belsejében. Egy meghatározott biztosítékot ki lehet égetni úgy, hogy megadjuk a sorát és az oszlopát, aztán magasfeszültséget adunk egyik speciális érintkezjére. E vonalban a következ találmány az EPROM (Erasable PROM=Törölhet PROM) volt, amit nem csak írni, de törölni is lehetett. Amikor egy kvartz ablak egy EPROM-ban 15 percig ers ultraviola sugárzásnak van kitéve, minden bit értéke 1 lesz. Hogyha sok változtatás várható tervezett idszak alatt, az EPROM-ok messzemenen gazdaságosabbak mint a PROM-ok, mert újra fel lehet használni ket. Az EPROM-ok általában ugyanolyan szervezettségek mint a statikus RAM-ok.

Például a 4Mbit-es 27C040 EPROM a 3.31(a) ábrán látható elrendezést alkalmazza, ami tipikus statikus RAM elrendezés. Az EPROM-nál még fejlettebb az EEPROM , amit impulzusokkal lehet törölni ahelyett, hogy be kelljen tenni egy speciális kamrába, és ultraviola sugárzásnak kelljen kitenni. Ráadásul az EEPROM-ot helyben lehet programozni, míg az EPROM-ot csak egy külön erre kifejlesztett EPROM-programozó készülékben lehet.A dolog másik oldalán az áll, hogy nagyobb EEPROM-ok tipikusan csak 1/64 nagyságúak, mint a hagyományos EPROM-ok, és fele olyan gyorsak.Az EEPROMok nem vehetik fel a versenyt a DRAM-okkal, vagy az SRAM-okkal, mert azoknál 10-szer lassabbak, és 100-szor kisebbek, és sokkal többe kerülnek. Csak azokban a szituációkban használják ket amikor a feszültség nélküli tároló tulajdonságuk elengedhetetlen. A legújabb fajtája az EEPROM-nak az úgynevezett fénzmemória. Nem hasonló az EPROM-hoz, amely ultraviola sugárral megvilágítva törölhet, és az EEprom-hoz, amely

3.30 ábra (a) Egy nem invertáló buffer. (b) Az (a) következménye, ha a kontrol magas. (c) Az (a) következménye, ha a kontrol mély. (d) Egy invertáló buffer. rajzon: adat be adat ki kontrol (ellenrzés, irányítás) 3.31 ábra Két megvalósításí útja a 4Mbit-es memória chipnek. rajzon: 512K X 8 memória chip (4 Mbit) 4096K X 1 memóri chip (4 Mbit)

***[154-157]
Kádas Antal I.KPM fordítás 154-157. oldal Az EEPROM-hoz hasonlóan, a flash memória törölhet anélkül, hogy eltávolítanánk az áramkörbl. Különböz gyártók állítanak el kis nyomtatott áramkör-kártyákat 10 MB flash memóriával, hogy "filmként" használják képek tárolására digitális kamerákban és még sok egyéb célra. Manapság a flash memóriát a lemezek kiváltására is használhatjuk, amely nagy elrelépés lenne, alapul véve a 100nanosecundumos elérési idt. A f tervezési probléma jelenleg, hogy kb. 10,000 törlés után elhasználódnak, míg a lemezek évekig tartanak, az újraírások számától függetlenül. A különböz fajta memóriák áttekintése a 3-32. ábrán található. Kategória Törlés Byte módosítási Áramellátás Tipikus Típus lehetség megsznésével használat elveszti az adatokat SRAM Olvasható/írható Elektromosan Igen Igen Másodszint cache DRAM Olvasható/írható Elektromosan Igen Igen F memória ROM Csak olvasható Nem lehetséges Nem Nem Nagy méret felhsználás PROM Csak olvasható Nem lehetséges Nem Nem Kis mért készülékek EPROM Fként olvasható UV fény Nem Nem Készülék protoípusok EEPROM Fként olvasható Elektromosan Igen Nem Készülék protoípusok Flash Olvasható/írható Elektromosan Nem Nem Film digitális kamerákba 3.32 ábra

3.4 CPU LAPKÁK ÉS BUSZOK
Felvértezve információkkal az SSI, MSI és memória chippekrl, elkezdhetjük az egészet összerakni, hogy áttekintsük a komplett rendszert. Ebben a fejezetben, elször megnézzük a CPU-k néhány általános tulajdonságát a digitális logika szintjérl nézve, beleértve a lábak kimeneteit (azt, hogy melyik jel a különböz lábakon mit jelent) is. Amióta a CPU-k annyira összeforrtak a busz felépítésével amit használnak, mi is közlünk bemutatót a buszok felépítésérl ebben a szekcióban. A következ fejezetekben részletes példákkal szolgálunk a CPU-kra és az általuk használt buszokra.

3.4.1 CPU LAPKÁK
Minden modern CPU-t egyetlen chip tartalmaz. Ez teszi az egymásra hatását a legtöbb rendszerrel jól definiálttá. Minden egyes CPU rendelkezik lábakkal, amelyeken keresztül végzi a teljes kommunikációját a külvilággal. Néhány láb kivezeti a jeleket a CPU-ból; mások jeleket fogadnak a külvilágból; néhány mindkettre képes. Az összes láb funkciójának megértése közben, megtanulhatjuk, hogyan mködik együtt a CPU a memóriával és az I/O eszközökkel a digitális logika szintjén. --------------------új oldal A CPU-n található lábakat három típusra oszthatjuk: cím, adat és vezérlés. Ezek a lábak hasonló lábakhoz vannak kötve a memórián és az I/O eszközökön párhuzamos kábelek segítségével, melyet busznak hívunk. Egy utasítás végrehajtásához a CPU elször a az utasítás memóriacímét elküldi a címlábra. Ekkor igénybe vesz egy vagy több vezérl lábat, hogy informálja a memóriát, hogy az olvasni akar (pld.) egy szót. A memória válaszol a kért szónak a CPU adat lábaira való küldésével és küld egy jelet, hogy végzett a feladattal. Amikor a CPU látja ezt a jelet, akkor fogadja a szót és végrehajtja az utasítást. Az utasítás igényelheti adatok írását, olvasását, ebben az esetben a teljes feladatot megismételjük minden további szóra. Lejjebb rátérünk az írás-olvasás részletes ismertetésére. A legfontosabb megérteni, hogy a CPU jeleket állít el a lábaira és fogad a lábain, így kommunikál a memóriával és az I/O eszközökkel. Semmilyen más kommunikáció nem lehetséges. A két f paraméter, amely meghatározza a CPU teljesítményét, az a címlábak száma és az adatlábak száma. Egy chip m címlábbal 2^m memória helyet tud megcímezni. Az m általános értéke 16, 20, 32 és 64. Hasonlóan, egy chip n adatlábbal n bites szavakat tud írni, olvasni egy egyszeri mveletben. Az n általános értéke lehet 8, 16 ,

32, 36 vagy 64. Egy CPU-nak 8 adatlábbal négy mvelet idejét veszi igénybe egy 32 bites szó olvasása, míg egy másik 32 adatlábbal ezt a mveletet egy mvelet ideje alatt végzi el. Tehát a 32 adatlábbal rendelkez chip sokkal gyorsabb, de természetesen még mindig sokkal drágább. Az adat és cím lábakon kívül, minden egyes CPU-nak van néhány vezérllába is. A vezérl lábak szabályozzák az adatok folyását és idzítését a CPU felé és a CPU-ból és van néhány más felhasználásuk is. Minden CPU-nak van lába a tápellátáshoz (általában +3,3V vagy +5V), földelés, és egy az órajelnek (egy négyzetes hullám), de a többi láb chiprl-chipre igen különböz lehet. Mindamellett a vezérllábak nagyjából a következ f kategóriákba sorolhatóak: 1. Busz vezérlés 2. Megszakítások 3. Busz döntés 4. Társprocesszor jelzés 5. Státusz 6. Egyéb vezérlés Lejjebb röviden ismertetjük az összes kategóriát. Ha rátérünk a Pentium II, UltraSPARC II és a picoJava II chippekre a késbbiekben, akkor több reóészletet fogunk közölni. Az általános CPU chippek a 3-33 ábrán látható jelcsoportokat használják. A busz vezérl lábak többnyire kimenetek a CPU-tól a busz felé (ezért bemenetek a memóriának és az I/O chippeknek), melyek közlik, hogy a CPU írni vagy olvasni akarja a memóriát vagy bármi mást akar csinálni. -------------új oldal {3-33 ábra Egy általános CPU lábkimeneteinek logikai vázlata. A nyilak jelzik a bemen jeleket és a kimen jeleket. A rövid átlós vonalak jelzik, hogy többszörös lábakat használnak. Egy meghatározott CPU-n egy szám adja meg, hogy hányat.} {Az ábra szövegei: Középen: Tipikus Mikroprocesszor; A nyilak magyarázatai az óra járásával ellentétes irányban: Címzés, Adat, Busz vezérlés, Megszakítások, Az órajel szimbóluma, A feszültség 5V, Az elektromos föld jele, Egyéb vezérlés, Státusz, Társprocesszor, Busz döntés} A megszakítás-lábak bemenetek I/O eszközöktl a CPU-ba. A legtöbb rendszerben a CPU utasíthatja az I/O eszközt, hogy elkezdjenek egy mveletet, majd kikapcsoljon és csináljon valami hasznosat, mialatt a lassú I/O eszköz a munkáját végzi. Ha az I/O eszköz elkészült, az I/O vezérl chip elállít egy jelet valamelyik lábon, hogy eljuttasson egy megszakítási kérelmet a CPU-hoz és leellenrzi az I/O eszközt, pld. megnézi, hogy történt-e I/O hiba. Néhány CPU-n van egy kimeneti láb, melyre küld egy jelet, hogy tudomásul vette a megszakítást. A busz döntés vezérlési lábakra a buszon zajló forgalom szabályzásához van szükség, hogy meggátoljuk, hogy két eszköz egyszerre használja a buszt. Döntési célokból, a CPU eszköznek számít. Néhány CPU-t úgy terveztek, hogy együtt tudjanak mködni társprocesszorokkal, úgy mint lebegpontos egységekkel, de néha grafikus vagy egyéb chippekkel is. Hogy megkönnyítsék a kommunikációt a CPU és a társprocesszor között, speciális lábakkal látták el, hogy különböz kéréseket tudjon elállítani és átadni. Ezeken a jeleken kívül, van még számos egyéb láb, mellyel néhány CPU rendelkezik. Néhány ezk közül státusz információkat szolgáltat vagy fogad, mások hasznosak a számítógép újraindításához, és ismét mások azért vannak, hogy biztosítsák a kompatibilitást a régebbi I/O chippekkel.

3.4.2 Számítógép buszok
A busz egy közönséges elektronikus út összetett eszközök között. A buszokat a funkcióik alapján lehet kategorizálni. Ezeket lehet használni a CPU-n belül, hogy adatokat szállítson az ALU-tól és az ALUhoz, vagy a CPU-n kívül, hogy a memóriához vagy különböz I/O eszközökhöz kössük ket. Mindkét típusú busznak megvannak a saját követelményei és tulajdonságai. -------------------új oldal Ebben a fejezetben és a következkben a CPU-t a memóriával és az I/O eszközökkel összeköt buszra koncentrálunk. A következ fejezetben a CPU-ban lév buszokat fogjuk közelebbrl megvizsgálni. A korai személyi számítógépekben volt egy egyedüli küls busz, vagy rendszerbusz. Ez 50-100 párhuzamos az alaplapra mart rézkábelbl állt, szabályos távolságokban elhelyezett csatlakozókkal, a memória és az I/O kártyák elhelyezéséhez. A modern személyi számítógépek általában rendelkeznek speciális-célú busszal a CPU és a memória és (legalább) egy másik busszal az I/O eszközökhöz. Egy minimális rendszer, egy memória busszal és egy I/O busszal a 3-34. ábrán látható. {3-34. Ábra Egy számítógép többcélú buszokkal.} {Az ábra feliratai: CPU chip a CPU chipen belüli feliratok: Regiszterek, Buszok, ALU, Chippen lév busz további feliratok, szintén balról jobbra: fels sor: Busz vezérl, Memória busz, Memória alsó sor: I/O busz legalsó sor: Lemez, Modem, Printer}

A szakirodalomban a buszokat néha "kövér" nyilakkal jelölik, mint ezen az ábrán. A kövér nyíl és a sima vonal egy átlós vonallal megkülönböztetése és a mellette lév bitek megszámlálása igen aprólékos munka. Ha az összes bit azonos típusú, mondjuk mind cím bit vagy mind adatbit, akkor a rövid átlós vonal az általánosan használt. Ha a cím, adat és vezérlési vonalak összegabalyodtak, akkor a kövér nyilak az általánosak. Míg a CPU tervezi szabadok, hogy bármilyen típusú buszt használjanak a chippen belül, addig, hogy lehetvé tegyék egy harmadik társaság által gyártott kártya csatlakoztatását a rendszerbuszhoz, jól definiált szabályok vonatkoznak arra, hogy hogyan mködnek a buszok, és hogy hogyan kell minden hozzákapcsolt eszköznek engedelmeskednie. Ezeket a szabályokat hívják busz protokolloknak. Emellett, létezni kell mechanikai és elektromos specifikációknak, hogy más társaságok kártyái illeszkedjenek a kártya tartójába és rendelkeznie kell csatlakozókkal, melyek illeszkednek az alaplapon lévhöz mind mechanikailag, mind feszültségben, idzítésben stb. A számítástechnikai világban igen sok busz elterjedt. Egy kevés a jobban ismertek közül, jelenlegiek és "történelmiek", (példákkal) az Omnibus (PDP-8), Unibus (PDP-11), Multibus (8086), IBM PC busz (PC/XT), ISA busz (PC/AT), EISA busz (80386), Microchanel (PS/2). PCI busz (sok PC), SCSI busz (sok PC, és munkaállomás), Nubus (Macintosh), Universal Serial Bus (modern PC-k), FireWire (fogyasztói elektronika), VME busz (fizikai laborfelszerelések), és

***[158-161] Nem érkezett meg. Szilágyi Tamás:h938285

***[162-165] 3.-37. ábra (a) Olvasás idzítés egy szinkronizált állomáson. (b) Néhány kritikus id A Tad és Tds konstrukciók kombinációja azt jelenti, hogy a legrosszabb esetben a memóriának csak 62.5-11-5=46.5 nmp-e lesz attól kezdve, hogy a cím megjelenik addig, amíg el nem kell állítani az adatot. Mivel 40 nmp elég még a legrosszabb esetben is, egy 40 nmp-es memória mindig tud válaszolni T3 alatt. Egy 50 nmp-es memóriának viszont, be kellene illesztenie egy mp helyzetvárakozást, és T4 alatt válaszolnia. Az idzítési változatok messze biztosítják azt, hogy a cím legalább 6 nmp-cel azeltt össze legyen állítva, hogy az MREQ érvényesülne. Ez az id akkor válhat fontossá, ha az MREQvezeti a chip-szelekciót a memória chipen, mivel néhány memóriaegységhez szükséges lehet egy chip-szelekciót megelz cím összeállítási id. Nyilvánvalóan a rendszerterveznek így nem kellene kiválasztania egy memóriachipet, ami 10 nmp-es összeállítási idt igényel. A Tm és Trl konstrukció azt jelenti, hogy az MREQ és RD érvényesülni fog a T1 id csökkenésétl számított 8 nmp-en belül. Legrosszabb esetben a memóriachipnek csak 25+25-8-5=37 nmp-e lesz az MREQ és RD érvényesülése után, hogy eljuttassa adatait az állomásra. Ez a konstrukció ráadásul 40 nmp intervallum igény, miután a cím tartós. A Tmh és Trh megmondják, meddig tart MREQ és RD tagadása azután, hogy a cím belép. Végül Tdh megmondja, meddig kell a memóriának az adatot az állomáson tartania azután, hogy RD el lett utasítva. Ami a mi példánkat, a CPU-t illeti, a memória el tudja mozdítani az állomásról az adatot, mihelyst az RD tagadva van; néhány jelenlegi CPU-n azonban, az adatot kicsit tovább kellene tartósan rizni. Rá szeretnénk mutatni arra, hogy a 3-37. ábra egy nagymértékben leegyszersített változata a valódi idbeli konstrukciónak. A valóságban sokkal több kritikus id van, amelyek mindig részletezettek. Mindazonáltal ez egy jó ízelítt ad arról, hogyan mködik egy szinkronizált állomás. Egy utolsó kérdés, ami fölvetdik, hogy a jelzberendezés magasabb vagy alacsonyabb rend legyen. Az állomástervezkön múlik, hogy eldöntsék, melyik a megfelelbb, de a választás lényegében tetszés szerinti. Úgy tekinthet ez, mint egy programozói döntés hardware megfelelje, megmutatja a szabad lemezblokkokat egy bit-térképen. SZINKRONIZÁLT ÁLLOMÁSOK Bár a szinkronizált állomások könnyen mködnek a diszkrét idintervallumaiknak köszönheten, mégis van néhány problémájuk, például, hogy minden az állomás-id többszöröseiben mködik. Ha egy CPU és memória képes befejezni egy átvitelt 3.1. ciklusokban, ki kell terjeszteniük azt 4.0.-ra, mert a szakaszos ciklusok tiltottak. Még rosszabb, ha egyszer egy álomásszakaszt kiválasztunk, és a memóriát és I/O kartotékokat erre építünk, mert nehéz a technológiában a jövbeli fejlesztések elnyeit kihasználni. Például tegyük fel, hogy néhány évvel azután, hogy a 3-37. ábra rendszere épült, új memóriák állnak rendelkezésre, 40 nmp helyett 20 nmp-es belépési idvel. Ezek megszabadultak a várakozóhelyzettl, felgyorsítva így a gépezetet. Aztán tegyük fel, hogy 10 nmp-es memóriák válnak beszerezhetvé. Nem

lenne újabb teljesítmény-növekedés, mert az olvasásra fordított minimális id 2 kör ebben a tervezetben. Kicsit más feltételek közé helyezve ezt a tényt, ha egy szinkronizált állomás megoldások heterogén gyjteményével rendelkezik (néhány gyors és néhány lassú), az állomásnak a leglassabhoz kell igazodnia, és a gyorsak nem tudják kihasználni teljes potenciáljukat. A kevert technológiát úgy kezeljük, mint szinkronizálatlan állomást, mivel nem "mestere" az idnek, mint a 3-38. ábra is mutatja. Ahelyett, hogy megpróbálna mindent idzíteni, amikor az állomás-irányító elfogadja a címet, MREQ, RD stb-re van szükség, aztán érvényesít egy speciális jelet, hogy hívni fogja MSYN-t (Szinkronizáció Irányító). Amikor a gép meglátja ezt, végrehajtja a munkát, amilyen gyorsan csak tudja. Amikor elkészül, érvényesíti SSYN-t (Gép Szinkronizáció). Amint az irányító meglátja SSYN elfogadását, érti, hogy az adat hozzáférhet, így bezárja azokat, aztán elutasítja a címsort az MREQ, RD, MSYNnel együtt. Amikor a gép látja MSYN elutasítását, érti, hogy a ciklus befejezdött, így elutasítja SSYN-t, újra a kiindulási helyzetben vagyunk, az összes jelzés elutasítva, várjuk a következ utasítást. A szinkronizálatlan állomások idzítési diagramjai (és néhány szinkronizált állomásé is) nyilakat használnak, amik megmutatják az okokat és hatásokat, mint a 3-38. ábrán. MSYN követelése viszont, a címsorok, MREQ, RD, MSYN elutasítását okozza. Végül MSYN elutasítása, SSYN elutasítását idézi el, és ez az olvasás vége. A jelzrendszert, ami összeilleszti ezt az utat, teljes kézfogásnak nevezzük. Az alapvet rész 4 eseménybl áll: 1. MSYN érvényesülése (elfogadása) 2. SSYN elfogadása válaszolva MSYN-re 3. MSYN elutasítása válaszolva SSYN-re 4. SSYN elutasítása válaszolva MSYN elutasítására Tisztázni kell, hogy a teljes kézfogás idbelisége független. Minden eseményt egy korábbi esemény idéz el, nem pedig egy idpulzus. Ha egy közelebbi irányító lassú, az semmiképp sincs hatással egy késbbi irányítóra, ami sokkal gyorsabb. Egy szinkronizálatlan állomás elnyét kellene most tisztázni, de a valóság az, hogy a legtöbb állomás szinkronizált. Ennek az az oka, hogy könnyebb építeni egy szinkronizált rendszert. A CPU csak a saját jelrendszerét fogadja el, a memória csak erre reagál. Nincs visszacsatolás (ok és hatás), de ha jól választjuk ki a komponenseket, minden jól fog mködni. Ezenfelül sok pénzt kell befektetni a szinkronizált állomásos technológiába. 3.4.5 ÁLLOMÁSVÁLASZTÁS Eddig hallgatólagosan elfogadtuk, hogy csak egy állomásirányító van, a CPU. A valóságban az I/O chipnek állomás irányítóvá kell válniuk, olvasni és írni a memóriát, és megszakításokat elidézni. A társprocesszorok szintén állomás irányítóvá válhatnak. A kérdés aztán felvetdik: "Mi történik, ha egyidben két vagy több megoldás is állomás irányítóvá szeretne válni?" A válasz az, hogy szükség van

néhány dönt mechanizmusra, hogy megelzzék a káoszt. A dönt mechanizmusok lehetnek centralizáltak vagy decentralizáltak. Elször vizsgáljuk meg a centralizáltat. Ennek egy egyszer formáját mutatja 3-39(a) ábra. Ezen a vázlaton egy állomás irányító eldönti , mi következzen. Sok CPU-ba ez be van építve, de néha külön chipre van szükség. Az állomás tartalmaz egy elkülönített QR kérelmi vonalat, ami egy vagy több megoldás által kerül elfogadásra. A bírálórendszernek semmiképp nem mondja meg, mennyi megoldást kért az állomás, csak kategóriákat tud megkülönböztetni, amelyek néhánya kérelem és van néhány nem kérelem. Amikor a mechanizmus látja az állomás kérelmét, kiad egy engedélyt, amivel érvényesíti az állomás engedélyez vonalát. Ez a vonal keresztül húzódik az I/O megoldások sorozatán, úgy, mint a karácsonyfaégk fzére. Amikor a megoldás fizikailag bezáródott, a mechanizmus az engedélyt ellenrzi, elkészült-e a kérelem. Ha így van, átviszi azt az állomáson, de közben terjeszti lefelé a vonalon. Ha nincs kérelem, az engedélyt a vonalon a következ állomáshoz terjeszti, amely ugyanezt az utat teszi meg, és így tovább, amíg néhány megoldás elfogadja az engedélyt és átveszi az állomást. Ezen a vázlaton ezt "jó láncolatnak" nevezik. Van egy olyan tulajdonsága, hogy a megoldások elsbbsége attól függ, hogyan záródnak a mechanizmushoz. A legzártabb megoldás nyer. Az elbbségek megkerülése a mechanizmustól való távolságon alapul, sok állomásnak többszörös elsbbségi szintjei vannak. Minden elsbbségi szintre van egy állomás kérelem és egy engedélyvonal. A 3-39(b) ábra egyikének 2 szintje van 1 és 2 (de valamelyiknek van 4,8 vagy 16 szintje is). Az összes megoldás csatlakozik az állomás kérelmi szintjének egyikéhez, az idkritikus megoldások csatlakoznak az elsbbrendekhez. A 3-39(b) megoldás; 1, 2 és 4 használ 1 prioritást, míg a 3 és 5,2 prioritást használnak. Ha többszörös prioritású szinteket igényeltek ugyanabban az idben, a mechanizmus engedélyt csak a legmagasabb prioritásúnak ad ki. Az ugyanolyan prioritású megoldások között a láncolatot használja. A 3-39(b) ábrán, ellentmondás esetében, a 2. megoldás kiüti a 4-et, ami kiüti a 3-at.

***[166-173] Az 5-ös egységnek van a legkisebb prioritása mert a legkisebb prioritású láncolat végén helyezkedik el. Mellékesen, technikai szempontból nem szükséges a 2. szint engedélyez buszvonal 1-es és 2-es egységeken keresztüli sorbakötése, mert ezek rajta keresztül nem küldhetnek kér utasítást. Azonban a gyakorlati kivitelezésben egyszerbb az összes engedélyez vonalat az összes egységbe bekötni, semminthogy az egységek prioritásától függ speciális bekötést alkalmazni. Néhány csatornakiválasztó rendelkezik egy harmadik vonallal is, amelyre egy egység akkor küld megkér jelet, mikor elfogadott egy engedélyezést és rákapcsolódott a buszra. Ahogy hatályosította ezen nyugtázó vonalat, a kér és engedélyez vonalak negálhatóak. Ennek eredményképp, míg az els egység a buszt használja, a többi egység is kér utasítást küldhet. Mire a folyamatban lév átvitel befejezdik, már a következ bus-master ki is választódik. Ez rögtön indulhat amint a nyugtázó vonal hatálytalanítódik, amikor is elkezddhet a következ kiválasztási ciklus. Ez a séma egy extra busz-vonalat és egységenként több logikát követel, de jobban használja a busz-ciklusokat. Az olyan rendszerekben, ahol a memória a fbuszon van a CPU-nak szinte minden ciklusban versenyeznie kell a buszért az összes I/O egységgel. Ezen helyzet általános megoldása, hogy a CPU kapja a legalacsonyabb prioritást, így csak akkor fér hozzá a buszhoz, mikor azt senki más nem használja. Az alapötlet itt az, hogy a CPU mindig várhat, míg az I/O egységeknek gyakran gyorsan hozzá kell jutniuk a buszhoz különben a beérkez adatok elvésznek. A nagy sebességgel forgó lemezek nem várhatnak. Ezt a problémát számos modern számítógép-rendszerben úgy kerülik el, hogy a memóriát az I/O egységektl különálló buszra kapcsolják, hogy ne kelljen a busz eléréséért versenyezniük. A decentzralizált buszkiválasztás is megvalósítható. Például, egy számítógépnek lehet 16 prioritás-sorrendbe állított busz-kér vonala. Mikor egy egység a buszt kívánja használni , akkor hataályba helyezi a kérvonalát. Az összes egység szemmel tartja az összes kérvonalat, így minden busz-ciklus végén minden egység tudja, hogy a legmagasabb prioritással rendelkez kér volt-e, és hogy a következ ciklus alatt használhatja-e a buszt. A centralizált kiválasztáshoz hasonlítva, ez a kiválasztási módszer több busz-vonalat követel, de kivédi a kiválasztó lehetséges túlterhelését. Ugyanakkor, az egységek számát a kérvonalak számára korlátozza. A decentralizált busz-kiválasztás egy másik fajtája, amelyet a 3-40.-es ábrán mutatunk, csak 3 vonalat használ, függetlenül a jelenlév egységek számától. Az els busz-vonal, egy a busz kérését szolgáló becstlakoztatott-VAGY vonal. A második busz-vonalat FOGLALT-nak nevezik, és az éppen alkalmazott bus-master hozza mködésbe. A harmadik vonalat a busz kiválasztására használják. Ezt az összes egységen keresztülvezet megszakításprioritás-láncba kötik. A lánc fejét egy 5V-os feszültségforrás segítségével tartják engedélyezett állapotban. 3-40.-es ábra

Mikor egyik egységnek sincs szüksége a buszra, az engedélyezett kiválasztóvonal az összes egységnek továbbítódik. A busz eléréséhez egy egység elször

ellenrzi, hogy a busz szabad-e, és hogy az általa fogadott kiválasztó jel engedélyezett-e. Ha a BEMENET-ét hatálytalanították, akkor nem válhat bus-masterré, éas így hatálytalanítja a KIMENET-ét. Ha azonban a BEMENET engedélyezett, akkor az egység negálja a KIMENET-ét, amely arra készteti folyásirányú szomszédját, hogy saját BEMENET-ét nem engedélyezetttnek lássa és saját KIMENET-ét is hatálytalanítsa. Ezáltal minden a folyásirányban lév minden egység lezárt BEMENET-et lát, és ennek megfelelen lezárja kimenetét is. Mikor elül a vihar, csak egy egységenek lesz nyitott BEMENET-e és zárt KIMENETE. Ez az egység lesz a bus-master, engedélyezi a FOGLALT-at és a KIMENET-et, és elkezdi az átvitelt. Némi gondolkodás után rájöhetünk, hogy a buszt elérni kívánó gységek közül a legbaloldalibb kapja azt meg. Így tehát ez az elképzelés hasonlatos azeredeti megszakításprioritás-láncolatos kiválsztáshoz, eltekintve attól, hogy nem kell hozzá kiválasztó, azaz gyorsabb, olcsóbb, és a kiválaszó hibáitól sem függ. 3.4.6 BUSZ MVELETEK Egészen mostanáig, csak általános busz-ciklusokról beszéltünk. Ciklusokról, amelyek egy olyan mesterrel (általában a CPU) rendelkeztek, amely egy szolgából (általában a memória) olvas, vagy éppenséggel abba ír. Vlójában sok másféle buszciklus létezik. Most megtekintünk néhányat ezek közül. Normális esetben csak egy szó kerül átvitelre. Azonban, mikor cache-elést használunk kívánatos rögtön egy teljes cache-vonalra szert tenni (pl. 16 egymást követ 32-bites szavak). A blokkátvitelek gyakran hatásosabbé tehetk, mint az egymás után következ különálló átvitelek. Mikor elkezddik egy blokkolvasás, a bus-master közli a szolgával, hogy hány szó átvitelére fog sor kerülni, például úgy, hogy a szavak számát az ADAT vonalakra teszi T1 során. Egyetlen szó visszaküldése helyett a szolga minden egyes ciklus során kihelyez egy szót, addig amíg a szám el nem fogy. A 3-41.-es ábra a 3-37 (a) ábra módosított változatát mutatja, de most egy extra jellel, a BLOCK FELÜLVONÁS-sal, amelyre a blokkátvitel megkérésének jelölése végett van szükség. Ebben a példában 4 szó blokkolvasása 12 ciklus helyett csak 6 ciklus hosszúságú. 3-41. ábra Másfajta busz-ciklusok is léteznek. Például, egy multiprocesszoros rendszerben, ahol ugyanazon buszra 2 vagy több Cpu is rácsatlakozik, gyakran szükséges anak biztosítása, hogy egyszerre csak egy CPU használjon a memóriában lév kritikus adatstrukturákat. Ennek tipikus megoldása egy a memóriában lév változó, amely 0 mikor semelyik CPU sem használja az adat strukturákat, s 1 mikor használatban van. Ha egy CPU hozzá szeretne férni az adatstruktúrához, el kell olvasnia a változót, és ha az 0, 1-re állítania. A baj az, hogy egy kis balszerencsével, két CPU is olvashatja azt konszekutiv buszciklusokban. Ha mindkett 0-nak látja a változót, akkor mindkett átáálítja 1-esre és azt gondolja, hogy az eyetlen Cpu, amely az adatstruktúrát használja. Ez az eseménysor káoszhoz vezet. Ezen helyzetet kivédend, a multiprocesszoros rendszereknek gyakran van egy speciális olvas-módosít-ír busz-cilkusa, amely akármelyik CPU-nak engedélyezi egy szó olvasását a memóriából, ezen szó felülvizsgálatát és módosítását, majd memóriába való visszaírását, s mindezt a busz átengedése nélkül. Az ilyen típusú

ciklus megakadályozza a verseng CPU-kat a busz használatában, és hogy eképp beleavatkozzanak az els CPU mkdésébe. A busz-ciklus egy másik fontos fajtája a megszakítások kezelésére jött létre. Mikor a CPU egy I/O egységnek valaminek a végrehajtására ad ki parancsot, általában egy megszakításra számít a munka elvégzése után. A megszakítás jelzéséhez szükség van a buszra. Mivel összetett egységek egyidejüleg akarhatnak megszakítást elidézni, ugyanazon kiválasztási problémákkal találjuk magunkat itt is szembe, mint az általános busz-ciklusoknál. A szokásos megoldás az, hogy prioritásokat jelölünk ki az egységeknek, és hogy egy centralizált kiválasztót használnak, amely a legidkritikusabb egységeknek ad prioritást. Standard megszakytásszabályozó chipek léteznek és széles körben használják ket. Az IBM PC és minden utóda az Intel 8259A chipet használja. Ezt a 3-42.-es ábrán láthatjuk. Akár 8 I/O szabályzó chip csatlakoztatható közvetlenül a 8259A 8 IRX (megszakítás kérés) bemenetére. Mikor akármelyik ezen egységek közül megszakíytást akar elidézni, akkot kinyitja bemeneti vonalát. Ha egy vagy több bemenet kinyilik, a 8259A kinyitja az INT (megszakítás)-et, amely közvetlenül a CPU megszakítás lábát hajtja meg. Ha a CPU képes a megszakítás kezelésére, akkor egy pulzust küld vissza a 8259a-nak az INTA (megszakításnyugtázás)-n. Enél a pontnál a 8259A-nak meg kell határoznia, hogy melyik bemenet okozta a megszakítást aképpen, hogy kihelyezi annak a bemenetnek a számát az adatbuszra. Ehhez a mvelethez egy speciális busz-ciklusra van szükség. A CPU hardver ezt a számot hazsnálja a pointer-, vagy megszakításvektor-táblába való beiktatáshoz, és ezáltal a megszakyítás kiszolgálásához szükséges futtatandó eljárás címénak a megtalálásához. A 8259A-nak számos olyan bels regisztere van, amelyeket a CPU közönséges busz-ciklusok és az RD FELÜLVONÁS (olvasás), W FELÜLVONÁS (ÍRÁS), CS FELÜLVONÁS (chipkiválasztás) és A0 FELÜLVONÁS lábak használatával írni és olvasni tud. Mikor a szoftver már kezelte a megszakítást és kész következ fogadására, egy speciális kódot ír a regiszterek egyxikébe, amely azt idézi el, hogy a 8259A lezárja az INT-et, hacsak nincs még egy folyamatban lév megszakítása. Ezen regiszterek úgy is írhatók, hogy a 8259A-t a számos mód egyikébe tegyék, megszakításkészleteket kimaszkoljanak, és más különlegességeket lehetvé tegyenek. Ha több mint 8 I/O egység van jelen, akor a 8259A-kat kaszkádba kapcsolhatjuk. A legszélsségesebb esetben mind a 8 bemenet 8 másik 8259A kimenetére csatlakoztatható, lehetvé téve 64 I/O egység használatát egy kétfokozatú megszakításhálózatban. A 8259A-nak van néhány lába ezen kaszkádolás kezelésére szánva, amelyekrl az egyszerség kedvéért nem szólunk. Jóllehet a busz-tervezés témáját mégcsak megközelítleg senm merítettükk ki, az elzekben közreadott anyag elég alapot ad a busz müködési lényegének és a CPU-k és buszok közremükdésének megértéséhez. Most pedig lépjünk tovább az általánostól a specifikus felé és tekintsünk meg tényleges CPU-k és buszaik néhány példáját 3.5 PÉLDA CPU CHIPEK ebben a részben kis részletességgel, a hardverszinten fogjuk vizsgálni a Pentium II-t, az UltraSPARC II-t, és a picoJava CPU chipeket.

3.5.1 A PENTIUM II. A PII az eredeti IBM PC-ben használt 8088 CPU közvetlen leszármazottja. Habár a PII 7.5 millió (ha a cikk amerikai, lehet 7.5 milliárd is) tranzisztorjával messze álla 29.000 tranzisztoros 8088-tól, mégis teljesen kompatibilis a 8088-al és módosítás nélkül képes futtatnia 8088 bináris programjait (a közbees processzorokra írt programokat nem is említve). Szoftver szempontból a PII teljességgel egy 32 bites gép. Ugyanazzal a használóiszint ISA-val rendelkezik, mint a 80386, 80486, Pentium, és Pentium Pro, beleértve ugyanazokat a regisztereket, ugyanazokat a parancsokat, és az IEEE 754 lebegpontos standard teljes on-chip megvalósítását. Hardveri megközelítésbl a PII valamivel több, hiszen 64GB létez memóriát tud megcímezni, és 64 bites egységekben képes adatokat a memóriájából és memóriájaba átvinni. Habár a programozó nem tudja a 64 bites átviteleket szemmel kísérni, mégis ezek gyorsabbá teszik a gépet, mint egy tisztán 32 bites gép. Belsleg, mikrotechnológiai szinten, a PII alapjában véve egy Ppro az MMX utasításokkal kibvítve. Az ISA szint paprancsokat jó elre behívja a memóriából és RISC-szer mikromveletekre töri fel. Ezeket a mikromveleteket egy pufferban tárolja, és amint valamelyikük elegend erforrással rendelkezik a kivitelezéshez, az elindulhat. Összetett mikromveletek ugyanazon cikluson belül indíthatók, így a PII-t egy skálafeletti, szuperskaláris géppé téve. A PI-nek kétszint cache-je van. Rendelkezik egy pár, 16KB az utasításoknak és 16KB az adatoknak, on-chip cache-sel, és egy 512 KB-os egyesített másodikszint cache-sel. A cache-vonal 32 Byte méret. A másodikszint cache a CPU órafrekvenciájának a felével mködik. A CPU órák 233 MHz-en vagy afelett hozzáférhetek. A PII rendszerekben két elsdleges küls, externális buszt használnak. Mindkett szinkronikus. A memória-buszt a f DRAM eléréséhez, a PCI buszt az I/O egységekkel való kommunikációra használják. Néha egy örökség((????) legacy) (azaz si) buszt is hozzácsatolnak a PCI buszhoz, ezzel a régi preifériaegységek csatlakoztatását is lehetvé téve. A PII rendszernek lehet 1 vagy 2 CPU-ja, amelyek közös memórián osztozkodnak. A két CPU-s rendszernél fennáll annak a veszélye, hogy ha egy szót beolvas egy cache-be és ott módosul, anélkül, hogy visszíródna a memóriába, és ha a másik CPU megpróbálkozik a szó olvasásával, akkor helytelen értéket fog kapni. Speciális védelemrl (snooping) ezen probléma kivédése érdekében. Egy alapvet különbség a PII és minden eldje között a kiszerelése. Egészen a 8088-tól kezdden, a PPro-n keresztül és azt is beleértve, minden Intel CPU normál chip volt, lábakkal az oldalán vagy az alján, amelyeket egy foglalatba lehetett csatlakoztatni. Ettl eltéren, a PII az Intel által SEC (Egyél Cartridge, Single Edge Cartridge)-nek nevezett burkolatban jelenik meg. Ahogy azt a 3-43.-as ábrán láthatjuk, egy SEC az egy igen nagyméret manyag doboz, amely tartalmazza a CPU-t, a második szint cache-t, egy élcsatlakozót a jelek továbbításához. A PII SECnek 242 csatlakozója van. 3-43. ábra

Bár az Intelnek kétségtelenül jó oka van arra, hogy ezt a kiszerelési modellt válassza, mégis ez olyan vomatkozásban okozott problémát, amit az Intel nem látott elre. Vitathatatlan, hogy sok vásárló bír azzal a szokással, hogy kicsavarozza gépét csak azért, hogy megkeresse a CPU chipet. Az els leszállított PII-ben a vásárlók nem találták a CPU-t és hangosan reklamáltak (Az én számítógépemnek nincs CPU-ja!). Az Intel úgy oldotta meg ezt a problémát, hogy a CPU chip képét (valójában egy hologramot) ragasztották minden következleg leszállított SEC-re. Az energiaellátás fontos kérdés a PII-nél. A leadott h mennyisége az órafrekvenciától függ, de kb. a 30-50 W-os sávba esik. Ez óriási menyiség egy számítógép chipnek. Hogy valami elképzelése legyen arról, milyen is az az 50 W, tegye a kezét egy már jó ideje mköd izzólámpa közelébe (de ne ré). Következésképpen, a SEC-et úgy szerelték ki, hogy befogadjon egy helnyelt, amelynek a létrehozott h eloszlatása a feladata. Ez a sajátságosság azt jelenti, hogy mikor egy PII leélte CPU-ként való használhatóságának idejét, akkor még mindig hasznosíthatjuk, mint tábori tzhely. A fizika törvényeinek megfelelen, akármi ami sok ht ad le, sok energiát kell hogy felvegyen. Egy hordozható számítógépnél, korlátozott akkumullátor töltettel, a nagy energiafelhasználás nem kívánatos. Ezen kérdést megcélozva, az Intel lehetvé tette a CPU álomba merülését, mikor az nincs használat alatt, és mély álomva merülését, mikor valószínsíthet, hogy így is marad egy ideig. A mélyálom állapotában a cache és regiszterértékek megrzdnek, de az óra és minden bels egység kikapcsolódik. Arról azonban nem szólnak a beszámolók, hogy a PI mélyálom állapotában álmodik-e. A PII LOGIKAI LÁBKIOSZTÁSA A SEC 242 érints élcsatlakozójának a kiosztása tartalmaz 170 jel és 27 energiacsatlakozást (különböz feszültségszintekkel), 35 föld, és 10 tartalékcsatlakozást, jövbeli használatra. A logikai jelek némelyike két, vagy több lábat is használ (mint például a megkért memóriacím), így csak 53 különböz van bellük. Egy valamelyest egyszersített logikai lábkiosztást láthatunk a 3-44.-s ábrán. Az ábra baloldalán helyezkedik el a memóriabusz-jelek 6 f csoportja, a jobb oldalon többféle jel található vegyesen. A baloldali esetben megadott nevek a tényleges Intel jelnevek. A jobboldaliak pedig összetett, kapcsolódó jelek gyjtnevei. Az Intel olyan elnevezési szokást alkalmaz, amit fontos megérteni. Mivel manapság a chiptervezés számítógépek használatával folyik, szükség van a jelnevek ASCII szövegben való megjelenítésének lehetségére. A felülvonások használata, az alacsonyszintre kapcsolt jelek indikálására, túl bonyolúlt, ezért az Intel ehelyett # karaktert helyezi a név után. Így tehát a BPRI-t BPRI# formában fejezik ki. Ahogy azt az ábrából láthatjuk a legtöbb PII jel alacsony szint. Most pedig vizsgáljuk meg magukat a jeleket, a busz-jelekkel kezdve. A jelek els csoportját a busz megkérésére (azaz a busz kiválasztás elvégzésére) használják. A BPRI# lehetvé teszi, hogy egy egység magas prioritású megkérést tegyen, melynek elsbbsége van egy általánossal szemben. A LOCK# megengedi egy CPUnak a busz lezárását, hogy ezáltal megakadályozza a másikat a rácsatlakozásban, addig amíg készen nincs. Amint megszerezte a busz feletti tulajdonjogot, a CPU, vagy más bus-master buszmegkéréseket tehet a jelek következ csoportjának a használatával. A címek 36

bitesek, de az alacsonyrend (jobbszéls) 3 bitnek mindig nullának kell lennie, ezért nincsenek kijelölt lábaik, tehát az A# csak 33 lába van. Minden átvitel 8 bájtos és 8 bájtos határon rendezdik el. 36 cím bittel a maximálisan megcímezhet memória az 2 $36$-on, ami 64 gigabájt. Mikor egy cím a buszra kerül, az ADS# jelet használják, hogy a célponttal (például a memória) közöljék, hogy a címvonalak érvényesek. A busz-ciklus típusa (például egy szó olvasása, vagy egy blokk írása) az REQ# vonalakon továbbítódik. Két paritásjel védi az A#-t és egy védi az ADS#-t és az REQ#-t. Az öt hibavonalat a szolga a paritáshibák, míg a többi egység a más jelleg hibák jelentésére használja. 3-44-es ábra A Snoop csoportot a multiprocesszoros rendszerekben annak engedélyezésére használják, hogy egy CPU megtudhassa, hogy egy számára szükséges szó a másik CPU cache-jében van-e. Azt, hogy a PII hogyan snoop-ol a nyolcadik fejezetben fogjuk leírni. A Válasz csoport olyan jeleket foglal magában, amelyeket a szolga használ a mesternek való visszajelentéshez. Az RS# tartalmazza az állapotkódot. Az ATRDY# azt jelöli, hogy a szolga (a célpont) kész a mestertl jöv adat befogadására. Ezek a jelek egyben paritás-ellenrzöttek is. Az utolsó busz-csoport a tényleges adatátvitelre való. A D#-et használják a 8 adatbájt buszrahelyezésére. Mikor odakerültek, a DRDY# aktivizálódik, hogy bejelentse jelenlétüket. A DBSY#-et arra használják, hogy közölje a nagyvilággal, hogy a busz jelenleg foglalt. A RESET#-et a CPU vész esetén való resetelésére használják. A PII úgy is konfigurálható, hogy a megszakításokat a 8088-sal megegyez módon használja (a visszafelé kompatibilitás végett), vagy használhat egy új megszakítási rendszert egy APIC (Advanced Programmable Interrupt Controller, Fejlett Programozható Megszakítás Vezérl) nevezet eszköz alkalmazása mellett.

***[174-177] Nem érkezett meg. Márki-Zay Dániel: h938312

***[178-181] 178

3-47.ábra. Egy UltraSPARC II rendszer magjának fbb jellemzi A 256 a leggyakrabban használt utaítássor, és a 256 a leggyakrabban használt adatsor, ezek az elsszint cache-ben vannak. A cache line-okat gyakran használják, de amik nem férnek be az elsszint cache-be, azok a második szint cache-ban vannak tárolva. Ez a cache tartalmazza véletlenszeren összekeverve mind az adatsorokat, mind az utaítássorokat. Mindezek a "Level 2 cache data" címkézés téglalapban vannak tárolva. A rendszernek kell nyomon követnie, hogy melyik sor tartozik a második szint cache-be. Ez az információ a második SRAM-ban van rizve, "Level 2 cache tags" címen. Ha nincs az adat az elsszint cach-ben, akkor a CPU elküldi az azonósítóját (vagyis a Tag address-t) a második szint cache-be. Az ismétlés (azaz a Tag data) információt szolgáltat a CPU számára, a CPU pedig közli, hogy a sor vajon a második szint cache-ben van-e, és ha igen, akkor milyen állapotban. Ha a sor ott van, akkor a CPU megy és megszerzi. Az adatszállító 16 byte széles, így négy ciklus szükséges ahhoz, hogy egy teljes sort az elsszint cache-be szállítson a másodikból Ha a cache line nincs a második szint cache-ben, akkor muszáj a fmemóriából az UPA interface-be hozni. Az UltraSPARC II UPA egy központosított vezérlvel van kivitelezve. A cím és a vezérl jelek a CPU-ból mennek a kontrollerbe (ha több CPU van, akkor mindegyikbl). Miután a CPU megkapja az engedélyt, kiküldi a címet a memory address lábakon, megadja a kérés típusát és érvényesíti a címet az address valid lábakon. (Ezek a lábak kétirányúak, mivel az UltraSPARC multiprocesszorának többi CPU-inak is szükséges hozzáférniük a távoli cache-ekhez, hogy azok mind konzisztensek maradjanak.) A címet és a sínciklus jellegét "kidobja" két ciklusban az Address lábakon, a sor az els ciklusban megy ki, az oszlop pedig a második ciklusban, ahogy azt a 3-31.ábrán láthatjuk.

179 Az eredményre várva a CPU képes lehet folytatni a többi munkáját.Például, ha az utasítás elkészítése közben valamit nem talál a cache-ben, attól még végrehajthatja a már elkészített utaítást, amelyek hivatkoznak olyan adatra is, ami nincs benne egyik cache-ben sem. Így egyszerre több tranzakció is lehetséges az UPA-n keresztül. Az UPA képes egyszerre kezelni két egymástól független tranzakció sorozatot (ezek általában írások és olvasások), akár több megszakítással is. A központi vezérl feladata mindezek nyomon követése és, hogy a leghatékonyabban sorrendben teljesítse a memória kéréseket.Amikor végül megérkezik az adat a memóriából, ez 8 byteban képes egyszerre lejönni, egy hibajavító kóddal a legnagyobb megbízhatóság érdekében. A tranzakció kérhet egy teljes cache blokkot, egy quadword-ot (8 byte), vagy akár még kevesebb byte-ot is. Minden beérkez adat az UDB-be kerül, amely pufferálja ket. Az UDB célja, hogy méginkább elhatárolja a CPU-t a memóriarendszertl, így azok aszinkronizáltan tudnak dolgozni. Például, ha a CPUnak írnia kell egy szót vagy egy cache sort a memóriába, ahelyet, hogy várakozna az UPA elérésére már azonnal írhatja is az adatokat az UDB-be és hagyhatja, hogy az UDB késbb küldje az adatokat a memóriába. AZ UDB generálja és kontrollálja is a hibajavító kódot. Csak a teljesség kedvéért említjük, hogy az UltraSPARC II fenti leírása, mint ahogy a Pentium II leírása, rendkívül leegyszersített, de a mvelet lényegét tartalmazza.

3.5.3 A picoJava II Mind a Pentium II, mind az UltraSPARC II példa azon nagyteljesítmény CPU-kra, melyeket rendkívli gyors PCK és munkaállomások építésére terveztek. Az emberek, amikor a számítógépre gondolnak, ilyen rendszerre összpontosítanak. Mindemellett létezik a számítógépek egy másik világa, amely tulajdonképp sokkal nagyobb: ez a beágyazott rendszereké. Ebben a fejezetben ebbe a világba látogatunk. Talán enyhe túlzás lenne azt mondani, hogy minden 100&-nál drágább elektromos készülék számítógépet tartalmaz. Természetesen a TV, rádiótelefon, manager calculator, mikrohullámú süt, kézikamera, videófelve, lézernyomtató, riasztó, hallókészülék, elektronikus játékok és számos más készülék manapság számítógépes vezérléssel mködik. A számítógépek ezekben az eszközökben inkább az alacsony árhoz, mintsem a magas teljesítményhez lettek igazítva, ami más fejlesztéseket eredményezett , mint a magas szint CPU-k, amikrl szó

lesz. Hagyományosana beágyazott processzorokat assembly nyelven programozták, de mivel a gépek egyre bonyolutabbaká váltak és a szoftveres hibáknak egyre komolyabb következményei lettek, így más megközelítések kerültek eltérbe. Különösen a Javának, mint programozási nyelvenek a használata beágyazott rendszereken lett vonzó, köszönheten a viszonylag egyszer programozhatóságok, kicsi kódméretek és a platformfüggetlenségnek. 180 A Java használat beágyazott alkalmazásának f hátránya, hogy szükség van egy nagy szoftveres interpreterre, amely a Java fordító által adott JVM kódot hajtja végre, és hogy a Java fordítások és a fordítási eljárás igen lassú. A Sun és más cégek úgy oldották meg a problémát, hogy terveztek és építettek egy olyan CPU chipet, amely alap utasításkészletként tartalmazta a JVM-et. Ez a megközelítés kombinálja a Java programnyelv használatának elnyeit, a hordozhatóságot, a Java fordító által készített JVM bináris kód kis méretét és a gyors végrehajtást speciális hardverrel. Ebben a részben egy modern Java alapú CPU architecktúrát nézünk meg, amit speciálisan beágyazott rendszerekre terveztek. A CPU a Sun picoJava II, ami a Sun picoJava 701 chip alapja, bár Sun más cégektl is vásárolt terveket. A CPU egy egyszer chip két busz interface-szel, az egyik a 64 bit széles memória busz, a másik a 32 bit széles PCI busz. Lásd 3.48 ábra. Ahogy a Pentium II és az UltraSPARC II-nél, a chipen osztott els szint cache van, legfeljebb 16 KB az utasításoknak és legfeljebb 16 KB az adatoknak. Azonban a másik két CPU-nak nincsen második szint cache-e, mivel az alacsony költség a kulcsfontosságú a beágyazott rendszerek tervezésénél. Lejjeb tárgyaljuk a Sun megvalósítását a picoJava II-re a microJava 701-et. A chip a jelenlegi mértékkel kicsinek mondható, csak 2 millió tranzisztorja van a magnak, illetve további 1,5 millió a két 16 KB-os cacheeknek. A 3.48 ábráról három tulajdonság tnik ki azonnal. Az els, a microJava 701 PCI buszt használ (33 MHz-t és 66 MHz-t is). Ezt a buszt az Intel fejlesztette ki magas szint Pentium rendszerekhez, de ez a processzor független. A PCI busz használatának elnye az, hogy használa-

tával elkerülhet, hogy új buszt kelljen tervezni. Továbbá, hogy számos play in kártya kapcsolható hozzá. Bár a PCI kártyák létezése igen kis elny mobiltelefonok Építéséhez, Web Tv-k és egyéb fizikailag nagyobb eszközökhöz. Másodszor ez a picoJava 701 rendszer alapállapotban tartalmaz flash PROM-ot. A lényeg, hogy egy eszközben nagyon sok,ha nem az összes program kell,hogy beépítve legyen. A flash PROM remek hely a program tárolására, tehát az interface léte a gépeken nagyon hasznos. Egy másik chip, amely adható a rendszerhez tartalmazza a soros és párhuzamos I/O interface-eket, amik a PC-n találhatók. 181 Harmadszor, a microJava 701-nek van 16 programozható I/O sora, amik kapcsolhatók gombokhoz, kapcsolókhoz és lámpák hoz a gépeken. Például a mikrohullámú sütn gyakran vannak, számokat tartalmazó gombok illetve néhány egyéb gomb, amelyek közvetlenül a CPU chiphez kapcsolhatók. A közvetlenül a CPU-hoz kötött programozható I/O sorok szükségtelenné teszik a programozható I/O chipeket, ami az egész tervezést egyszerbbé és olcsóbbá teszi. A chipen további három programozhat idzít is van , ami szintén hasznos dolog, mivel az eszközök gyakran valós idben mködnek. A microJava 701 a 316 tlábas ipari szabványú BGA csomagban jön ki. Ezek közül 59 láb a PCI buszon van csatlakoztatva. A PCI buszt késbb részletesebben megvitatjuk a fejezetben. Másik 123 láb a memória buszé, amibl 64 kétirányú adatláb, valamint a különálló cím lábak. További lábakat használnak a vezérlésre (7), idzítkhöz (3), megszakításhoz (11), tesztelésre (10), és a programozható I/O-ra (16). A többi láb közül néhányat használ a táp és a földelés, de a többit nem használja. A többi picoJava gyártó szabadon választhat különböz buszt, csomagot, stb. A chip rendelkezik számos egyéb hardver tulajdonsággal, mint például sleep mód az elem takarékosság miatt, chip megszakítás ellenrz, és teljes támogatása az IEEE 1149.1JTGA teszt szabványoknak.

3.6 PÉLDÁK BUSZOKRA A buszok azok a kapcsok, amelyek összetartják a számítógépes rendszert. Ebben a fejezetben megnézünk néhány ismertebb buszt: az ISA buszt, a PCI buszt és az Universal Serial Bus-t. Az ISA busz az IBM-PC egy csekély kibvítése. A visszamaradt összeférhtség okánál fogva még mindig jelen van minden Intel based (alapú) PC-ben. Mindemellett minden gép rendelkezik egy második, gyorsabb busszal, méghozzá a PCI busszal. A PCI busz nagyobb kiterjedés, mint az ISA és gyorsabb idt fut. Az Universal Serial busz egy mindinkább elterjedt I/O busz, kis sebesség perifériákkal, mint például az egér és a billenytyzet. A következ részben sorjában véve megtekintjük az összes buszt.

3.6.1 Az ISA busz Az IBM PC busz volt valójában a szabvány típus, amely a 8088 rendszeren alapult. Ugyanis majdnem minden PC klónt az árusok errl másoltak azzal a céllal, hogy megengedjék több már létez , harmadik partnerként I/O beszállását a rendszerük használatával. Az IBM PC busznak 62 jelsora van,beleszámítva 20-at a memória címek, 8-at az adatok miatt, és további egyet minden állításért: memória olvasás, memória írás, I/O olvasás és I/O írás. Ezek szintén kérelmi jelek és engedély a megszakításra, valamint a DMA használatára. Ez egy nagyon egyszer busz. Fizikailag a busz a PC alapjába van karcolva, körülbelül féltucat csatlakozóval, amelyek 2 cm távolságra vannak elosztva egymástól, s ezekbe lehet a kártyákat behelyezni.

***[182-185]

T 182-185
A kártyán volt egy lap ami illeszkedett a csatlakozóba.A lapocska mindkét oldalán 31 arannyal fedett szalag/csík volt, melyek a csatlakozóval való elektronikai kontaktust biztosítják. Amikor az IBM bevezette a 80286 alapú PC/AT-t, nagy problémával állt szemben. Ha egy teljesen újfajta 16 bit-es adatcsatornát tervezett volna, sok potenciális ügyfél vonakodott volna attól, hogy megvegye, mivel az a sokfajta PC ,,bedugós rendszer" kártya, melyeket harmadrangú eladók terjesztettek, nem lettek volna üzemképesek az új adatcsatornával. Másrészt a PC adatcsatornához és annak 20 cím- és 8 adatvonalához nem használták volna ki a 80286 azon képességét, hogy 16 Mb-s memóriát címezzen és 16 bites szavakat adjon át.

Azt a megoldást választották, hogy kibvítik a PC adatcsatornát. A PC ,,bedugós rendszer" kártyáknak 62 ts NYÁK-csatlakozójuk van, mely nincs olyan hosszú, mint az áramköri lap. A PC/AT megoldás azt jelentette, hogy egy második NYÁK csatlakozót helyeznek az áramköri lap aljára, mely közvetlenül a f csatlakozó mellett van és olyan AT áramkört terveznek, mely mindkét fajta áramköri lappal dolgozik. Az alapötletet a 3-49-es ábra illusztrálja. A PC/AT adatcsatornán elhelyezked második csatlakozó 36 vonalat tartalmaz. Ezek közül 31 vonal több cím-, adat- és programmegszakítási-vonalat, valamint több DMA csatornát lát el. A többi a 8 és 16-bites átvitel különbségeivel foglalkozik. Amikor az IBM piacra bocsátotta a PC és PC/AT utódát, a PS/2 szériát, egy teljesen új tervezetet hozott létre. Ez a döntés részben technikai alapokon nyugodott ( a PC adatcsatorna ekkorra már teljesen elavult), de részben annak a törekvésnek volt köszönhet, hogy gátolni akarták azokat a cégeket, melyek PC utánzatok készítésével

foglalkoztak, és a piac igen nagy részét uralták. Ezért látta el az IBM a közép- és felskategóriájú PS/2 gépeket egy adatcsatornával,a Microchannellel, mely úttör jelleg volt, és melyet egy ügyvédekbl álló ,,szabadalonfal" védett. A számítógépipar többi társasága úgy reagált erre a lépésre, hogy felállította saját szabványát, az ISA adatcsatornát, mely alapjában véve 8.33 MHz-en futó PC/AT. Ennek az intézkedésnek az az elnye, hogy megtartja a meglév gépekkel és kártyákkal való kompatibilitást. Ez szintén egy olyan adatcsatornán alapul, mely gyártását az IBM számtalan cégnek szabadon engedélyezett annak érdekében, hogy biztosítsa, hogy a lehet legtöbb harmadrangú cég gyártsjon kártyát az eredeti PChez. Ez a döntés balul ütött ki az IBM számára. Minden Intel alapú PC még mindig rendelkezik ezzel az adatcsatornával, bár emellett még általában megtalálható bennük legalább egy más jelleg adatcsatorna is. A részletes leírás Shanley és Andersen 1995-ben kiadott munkájában található. A késbbiekben az ISA-t néhány új elem ( pl. szimultán programfutás) beiktatásával 32 bite-ra bvítették Az új adatcsatorna neve EISA ( bvített ISA) lett. Ehhez viszont igen kevés áramköri lapot gyártottak. 3.6.2 A PCI adatcsatorna Az eredeti IBM PC-n a legtöbb alkalmazás szöveges módban mködött. A Windows bevezetésével fokozatosan grafikus használói csatolóegységeket kezdtek használni.Ezek az alkalmazások közül egyik sem terhelte meg túlságosan az ISA adatcsatornát. A helyzet azonban idvel gyökeresen megváltozott annak köszönheten, hogy sok olyan alkalmazás (különösképpen a multimédia játékok) jelentek meg, melyek a számítógépet teljes képernys , teljes videók bemutatására használták. Végezzünk egy kis számítást. Van egy 1024x768-as képernynk, melyet életh szinekben megjelen (3 byte/képelem) mozgó képek bemutatására használunk. Egy képerny 2.25 Mb-nyi adatot tartalmaz. A mozdulatok kifinomítására másodpercenként legalább 30 kép szükséges, másodpercenként 67.5 MB-nyi adat szolgáltatására. A helyzet tulajdonképpen még rosszabb, mivel egy videó hard diskrl, CD-ROM-ról vagy DVD-rl való bemutatása esetén az információnak a meghajtóról az adatcsatornán keresztül kell eljutnia a memóriába. Ezután a bemutatáshoz az információ újra keresztül kell hogy menjen az adatcsatornán és csak ezután jut el a grafikus adapterhez. Már magához a videóhoz egy másodpercenkénti 135 MB-os sávszélesség adatcsatornára van szükség, nem számolva a sávszélességet ami a CPU és más egységek üzemeltetésének feltétele. Az ISA adatcsatorna maximálisan 8.33 MHz-es sebességgel mködik és ciklusonként 2 byte-ot tud átadni 16.7 MB/sec.-mal. Az EISA adatcsatorna ciklusonként 4 byte-ot tud mozgatni, 33.3 MB/sec-es sebességgel. Tehát ezek közül egyik sem alkalmas a teljes képernys videó bemutatására. 1990-ben Intel elrelátta ezt és egy új adatcsatornát tervezett, mely átviteli sebessége sokkal nagyobb, még az EISA adatcsatornáénál is. Az új adatcsatornát PCInak nevezték. Az új adatcsatorna népszersítésének érdekében az Intel szabadalmaztaa PCI-t, majd az összes szabadalmat közös tulajdonba adta, így bármelyik társaság készíthetett hozzá perifériákat, anélkül, hogy szabadalmi díjat kellene fizetnie. Az Intel emellett létrehozott egy ipari társulatot, a PCI Special Interest Group-ot, mely a PCI adatcsatorna jövjét irányította. Ezeknek az intézkedéseknek a következményeként a PCI adatcsatorna igen népszer lett. Elméletileg a Pentium megjelenése óta minden Itel-alapú számítógépnek PCI

adatcsatornája van, és sok más számítógépnek is. A Sunnak még egy olyan UltraSPARC verziója is van, ami PCI adatcsatornát használ, ez az UltraSPARC IIi. A PCI adatcsatornáról részletes leírást Shanley és Anderson, 1995b; valamint Solari és Willse 1998, munkájában találhatunk. Az eredeti PCI adatcsatorna ciklusonként 32 bitet tud átvinni és 33Mhz-en fut, maximálisan 133 MB/sec sávszélességgel. 1993-ban jelent meg a PCI 2.0, 1995-ben pedig a PCI 2.1. A PCI 2.2 alkalmas mobil számítógépekhez (fleg energiamegtakarításra használják). A PCI adatcsatorna 66 MHz-en fut és 64-bit átvitelét teszi lehetvé, 528 MB/sec.-os sávszélességen. Ez a kapacitás lehetséget nyújt a teljes képernys, teljes mozgású videoképek feldolgozására ( feltételezve azt, hogy a disk és a rendszer többi része készen áll (szabad) a feladatra). Mindenesetre a PCI nem okozza a rendszer fennakadádát. Habár az 528MB/sec igen gyorsnak tnik, mégis felmerül vele kapcsolatban két probléma. Elször is nem megfelel tároló-adatcsatornának, másodszor pedig nem összeegyeztethet a régi ISA kártyákkal. Intel szerint az a megoldás, hogy olyan számítógépeket tervezzenek, melyek 3 vagy több adatcsatornával rendelkeznek (3-50 ábra). It látható, hogy a CPU kommunikálhat a f memóriával egy különleges tároló adatcsatorna segítségével, valamint, hogy egy ISA adatcsatorna összeköthet a PCI adatcsatornával. Ez a megoldás minden igénynek megfele, ezért tulajdonképpen minden Pentium II számítógép ilyen felépítés. A két f összetevje ennek a felépítésnek a két híd-chip (amit az INTEL gyárt, ezért érdekelt ebben a tervben). A PCI híd összekapcsolja a CPU-t, a memóriát és a PCI adatcsatornát. Az ISA híd a PCI adatcsatornát és az ISA adatcsatornát köti össze, valamit egy vagy két IDE lemezmeghajtót támogat. Majdnem minden Pentium II rendszer egy vagy több szabad PCI csatlakozóval rendelkezik, ami új nagy gyorsaságú perifériák, valamint a lassú perifériákkal való összekötés érdekében egy vagy több ISA csatlakozó hozzákapcsolását teszi lehetvé. A 3-50 ábra elnye, hogy a CPU-nak különösen magas a sávszélessége a memória irányába, a saját memóriájának használata a PCI adatcsatornának igen nagy sávszélességet biztosít a gyors perifériák, mint pl. SCSI lemezmeghajtók, grafikus stb. irányába, valamint a régi ISA kártyák használata is lehetséges. Az ábrán az USB doboz az Universal Serial Bus (univerzális soros adatcsatorna) rövidítése, errl az adatcsatornáról a fejezet további részében esik szó. Bár az ábrán egy PCI és egy ISA adatcsatornával rendelkez rendszert illusztráltunk, többszörös adatcsatorna mködtetése is lehetséges. Használhatóak pl. a PCI-to-PCI híd-chipek, melyek két PCI adatcsatorna összekötésére szolgálnak, így a nagyobb rendszerek két vagy több, egymástól független PCI adatcsatornával rendelkezhetnek. A rendszerbe két vagy több PCI-to-ISA híd-chip beépítése is lehetséges, mely többszörös ISA adatcsatornát tesz lehetvé. Jó lenne, ha csak egy fajta PCI kártya létezne, de sajnos nem ez a helyzet. A PCI kártyák feszültség , szélesség és idzítés függvényében változnak. A régebbi típusú számítógépek gyakran 5 volttal, az újabbak pedig a 3.3 volttal mködnek, ezért a PCI adatcsatorna mindkettt támogatja. A csatlakozók között az egyetlen kis eltérés, hogy van rajtuk két kis manyag, melynek az a funkciója, hogy megakadályozza, hogy az 5 voltos kártyát a 3.3 voltos PCI adatcsatornába illesszék be, vagy fordítva. Szerencsére léteznek univerzális kártyák is, melyek mindkét feszültséget támogatják, és mindkét fajta csatlakozóba beilleszthetek. A feszütségváltozatok mellett a kártyáknak több fajtája létezik a bitek száma szerint is, 32-bites és 64-bites verziót különböztethetünk meg. A 32-bites kártyák 120 ts csatlakozóval rendelkeznek, a 64-

bitesek pedig a 120 ts csatlakozó mellett további 64 ts csatlakozóval van ellátva, hasonlóan ahhoz, ahogy az IBM PC adatcsatornát 16 bitre bvítették (lásd 3-49 ábra). Az a PCI adatcsatorna, mely a 64-bites kártyákat támogatja 32-bites kártyákkal is üzemel, fordítva viszont nem. Végezetül a PCI adatcsatornák és kártyák mind 33, mind 66 MHz-en futnak. Két lehetség van, vagy a tápfeszültségre, vagy a földeléshez kötünk egy vezetéket. A csatlakozók mindkét esetben egyformák. A PCI adatcsatorna szinkron adatátvitellel mködik, mint minden PC adatcsatorna, kezdve az eredeti IBM PC-vel. A PCI adatcsatornán minden tranzakció egy mester ( hívatalos nevén initiator, kezdeményez )és egy szolga (hívatalos nevén target, tárgy/cél) között jön létre. Azért, hogy a PCI ts csatlakozóba kevesebb t legyen , a cím- és adatvonalak multiplexek. Így a PC kártyákon csak 64 pinre van szükség a cím- és adatjelhez, annak ellenére, hogy a PCI a 64-bites címeket és adatokat támogatja. A multiplex cím- és adatvonalak a következképpen mködnek. Az olvasás során az els ciklusban a mester a címet az adatcsatornára teszi. A második ciklusban a mester leveszi a címet és az adatcsatorna megfordul, így a szolga számára elérhetvé válik. A harmadik ciklusban a szolga kiadja a kért adatot. Az írás során az adatcsatornát nem kell megfordítani, mivel mind a címet, mind az adatot a mester biztosítja.

***[186-189]

Azonban a minimális tranzakció 3 ciklusos. Ha a slave nem képes 3 cikluson belül válaszolni, akkor beállítja várakozó állapotba. PCI Bus Irányítás Ahhoz, hogy használuk a PCI bus-t , egy eszköznek elször kapcsolatba kell lépnie vele.A PCI Irányítás egy központosított bus irányítót használ, ahogy azt a 3-51. ábra mutatja. A legtöbb konstrukcióban a bus irányító az egyik Híd chipbe van beleépítve. Minden PCI eszköznek 2 külön vonala fut az irányítóba. Az egyik vonalat, a REQ#-et, arra használa, hogy hívja a bus-t. A másik vonalat, a GNT#-t, arra, hogy fogada a bus engedélyezéseit. PCI arbiter: PCI irányító PCI device: PCI eszköz 3-51.ábra: A PCI bus központosított bus irányítót használ. Ahhoz, hogy hívjuk a bust egy PCI eszköz ( beleértve a CPU-t ) lefoglalja a REQ# vonalat, és vár, amíg az ellenrzi az irányító által lefoglalt GNT# vonalat. Amikor az eredmény meg van, az eszköz a következ ciklusban használhatja a bus-t. Az irányítóáltal használt algoritmus nem értelmezett a PCI elírás által. Round robin irányítás, priority irányítás és más rendszerek engedélyezettek. Egy jó irányító 'igazságos', és nem engedi az eszközöket az örökkévalóságig várni. Egy bus engedélyezés egy tranzakcióhoz vonatkozik, jólehet a tranzakció hossza elméletileg határtalan. Ha egy eszköz egy második tranzakciót akar elindítani, és egy másik eszköz nem hívja a bus-t, akkor az újra elindulhat, noha a tranzakciók között be kell iktatni egy üres ciklust. Ám speciális körülmények között a bus-ért folytatott küzdelem hiányában egy eszköz oda-vissza tranzakciókat hajthat végre üres ciklusok beiktatása nélkül. Ha egy bus master egy nagyon hosszú tranzakciót hajt végre, és más eszközök is hívják a bus-t, az

irányító neghálni tuda a GNT# vonalat. Az elterjedt bus master vár, és figyeli a GNT# vonalat, így amikor észleli a negációt, a következ ciklusban felszabadítja a bust.Ez a rendszer lehetvé tesz nagyon hosszú tranzakciókat ( melyek eredményesek ) amikor csak egyetlen jelölt bus master van, de ez mégis gyors reagálást tesz lehetvé a versenyben lév eszközöknek. PCI Bus Jelek A PCI bus-nak számos utasító ele van, ahogy az a 3-52(a) ábrán látható, és számos opcionális jele van, ami a 3-52(b) ábrán látható. A többi 120 vagy 184 lábat az áramhoz, a földöz, és különféle összefügg funkciókhoz használják, amelyeket itt nem soroltunk fel. A Master ( kezdeményez), és a Slave (cél) oszlopok tájékoztatnak arról, hogy normál tranzakcióknál ki foglalja le a jelet. Ha a jel egy eltér eszköz által van lefoglalva ( pl.: a CLK ), akkor mindkét oszlop üres. Most nézzük meg röviden a PCI bus jelek mindegyikét. Az utasító jelekkel (32 bit) kezdjük, utána folytatjuk az opcionális jelekkel (64 bit). A CLK jel irányítja a bus-t. A többi jel nagyrésze szinkronban van vele. Az ISA busszal ellentétben a PCI bus tranzakciója az órajel lefutó élében kezddik, ami a ciklus közepén van, semmint az elejénél. A 32 AD jelek a címnek és az adatnak van (32 bites tranzakciónál). Rendszerint az 1-es ciklus alatt a cím, a 3-as ciklus alatt pedig az adat van hívva. A PAR jel megfelel bitszámú az AD-nek. A C/BE# jelet két különböz dologra használják. Az 1-es ciklus alatt, amely a bus parancsokat tartalmazza ( 1 szó beolvasása, blokk beolvasása, stb.). A 2-es ciklus alatt, amely 4 bitnek a

bittérképét tartalmazza, mely informál arról, hogy a 32 bites szó melyik bájtjai érvényesek. A C/BE#-t írni, és olvasni is lehet bármely 1, 2 vagy 3 bájtot, valamint egy egész szót is. A FRAME# jel a bus master által van lefoglalva, hogy bus tranzakciókat kezdhessen. Ez informálja a slave-et, hogy a cím, és a bus parancsok érvényesek e. Az írás alatt általában az IRDY# is le van foglalva egy idben a FRAME#-el.Ez közli a masterrel, hogy kész bejöv adatok fogadására. Olvasáskor az IRDY# késbb lesz lefoglalva akkor, amikor az adat már a bus-on van. Az IDSEL jel összefüggésben van azzal a ténnyel, hogy minden PCI eszköznek egy 256 bájt konfigurációs hellyel kell rendelkeznie, amit más eszközök is el bírnak olvasni ( az IDSEL lefoglalásával ). Ez a konfigurációs hely az eszközök tulajdonságait tartalmazza. Néhány operációs rendszer a Plug 'n Play tulajdonsággal a konigurációs helyet arra használja, hogy mely eszközök használják a bus-t. Most a slave által lefoglalt jeleket nézzük. Ezek közül az els a DEVSEL#, mely közli, hogy a slave észlelte a címét az AD vonalakon, és kész részt venni a tranzakcióban. Ha a DEVSEL# egy bizonyos idhatáron belül nem lesz lefoglalva, akkor a master szünetet tart és úgy veszi, hogy a címzett eszköz hiányzik, vagy hibás. A második slave jel a TRDY#, melyet olvasásnál a slave azért foglal le, hogy az adatok az AD vonalakon vannak e, és írásnál az adatok befogadásának felkészltségérl informáljon. A másik 3 jel hibajelzésre szolgál. Az els a STOP#, melyet a slave akkor használ, ha valami tragikus dolog történik, és le akarja állítani az aktuális tranzakciót. A következ a PERR#, mely az adatok prioritási hibájáról

informál az els ciklus alatt. Olvasáshoz a master, íráshoz a slave foglalja le. A vevn múlik, hogy az kell mveletet hajtson végre. És végül a SERR# jel, amely a címzésiés rendszerhibákról informál. Lines: vonalak Description: utasítás Signal: jel CLK: Óra (33 MHz vagy 66MHz) AD: Összetett cím-, és adatvezetékek PAR: Cím vagy adat bitmegfelelések C/BE: Bus parancs-, bittérkép bájtengedélyezésekhez FRAME#: Az AD és a C/BE jelek foglaltságát jelzi Description: utasítás Signal: jel IRDY#: Olvasás: a master elfogadja; írás: adat prezentálás IDSEL: Konfigurációs hely kiválasztása a memória helyett DEVSEL#: A Slave elször dekódólja a címét, majd figyel TRDY#: Olvasás: adat prezentálás; írás: slave elfogadja STOP#: A slave azonnal le akarja állítani a tranzakciót PERR#: A vev által észlelt paritási hiba SERR#: Adatparitási hiba vagy rendszerhiba van észlelve REQ#: Bus irányítás: a bus irányításának kérelme GNT#: Bus irányítás: a bus irányításának engedélyezése RST#: A rendszer, és az összes eszköz újraindítása (a) Description: utasítás Sign: jelzés REQ64#: ACK64#: AD: PAR64: C/BE#: LOCK: SBO#: SDONE: INTx: JTAG: M66EN: 64 bites tranzakciókhoz hívják 64 bites tranzakciókhoz garantálva van a jóváhagyás További 32 bitnyi cím vagy adat 32 bitnyi extra adat/cím paritás További 4 bit bájtengedélyezéshez A bus lezárása összetett tranzakciók engedélyezéséhez Távoli chace-ra való találás (multiprocesszorokhoz) Ellenrzés vége (multiprocesszorokhoz) Megszakítás kérése IEEE 1149.1 JTAG teszt jelek A tápeszültséggel, vagy a földdel van összeköttetésben (66 MHz vagy 33 MHz)

(b) 3-52. ábra: (a)Utasító PCI bus jelek. (b)Opcionális PCI bus jelek. A REQ#, és a GNT# jelek bus irányítást végeznek. Ezek az aktuális bus master által nincsennek lefoglalva, inkább az az eszköz által, amelyik bus master akar lenni. Az utolsó utasító jel az RST#, amelyet a rendszer blokkolásra használ akkor, ha a felhasnáló megnyomja a RESET gombot, vagy más rendszer eszköz Fatal errort észlel. Ezt a jelet észlelve blokkolja az összes eszközt, és újra boot-olja a számítógépet. Most elérkeztünk az opcionális jelekhez, amalyek közül a legtöbb összefüggésben van a 32 bitrl 64 bitre történ kibvítéssel. A REQ64# és az ACK64# jelek lehetvé teszik a masternek, hogy engedélyt kérjen egy 64 bites tranzakció lebonyolításához, és engedje a slave-et elfogadni az külön-külön. Az AD, PAR64, és a C/BE# jelek a megelel 32 bites jelek kiterjesztései. A következ 3 jel nincs kapcsolatban a 32 bittel, ellentétben a 64 bittel, de a multiprocesszor rendszer igen, valami, amit a PCI board-ok nem igényelnek, hogy támogassák. A LOCK jel engedélyezi a bus-nak, hogy el legyen zárva a multiplex tranzakciók ell. A kövezkez kett a bus kereséssel van kapcsolatban, hogy fenntartsa a cache összefüggést. A INTx jelek megszakítás kérérsére vannak Egy PCI kártya több mint 4 elkülönített logikai eszközt tartalmazhat, és mindegyiknek lehet saját megszakítást kér vonala. A JTAG jelek a JEEE 1149.1 JTAG tesztfolyamatához vannak. És végül a M66EN jel, ami lehet magas vagy alacsony, hogy beállítsa az óra sebességét. Nem szabad megváltoztatni rendszeroperációk alatt. PCI Bus Tranzakciók A PCI bus tényleg nagyon egyszer (a buszokhoz képest). Hogy jobban értsük

, figyeljük meg a 3-53. Ábrát, a számláló diagrammot. Itt egy olvasás folyamatot látunk, melyet egy üres ciklus követ, amit pedig egy író folyamat ugyanazzal a bus master-rel. Amikor a leutó éle jön el az órajelnek a T1 alatt, a master a memória címet az AD-re, a bus parancsot pedig a C/BE#-re rakja. Ezután utasítja a FRAME#-et, hogy elkezdje a bus tranzakciót. A T2 alatt a master készenlétben tartja a címbust, hogy megforduljon, és készen álljon a slave-nnek ahhoz, hogy mködtesse a T3 alatt. A master a C/BE#-t is megváltoztatja, hogy jelezze, melyik címzett bájtot akarja engedélyezni (azaz beolvasás). A T3 alatt a slave utasítja a DEVSEL#-t, így a master tudja, hogy megkapta a címet, és tervezi a választ. Ugyancsak az AD vonalakra teszi az adatot,és utasitja a TRDY#-t, hogy közölje a master-ral,hogy kész van. Ha a slave nem képes elég gyorsan válaszolni, akkor még utasítja a DEVSEL#-t, hogy közölje az állapotát, de a TRDY#-t tartsa negálva, míg az képes az adatot kivinni. Ez a folyamat beilleszthet egy vagy két várakozó állást. Ebben a példában (és gyakran a valóságban) a következ ciklus üres. A T5-öt elkezdve láthatjuk ugyanazt a mastert elindítani egy írást. Rendszerint a címnek és a parancsnak a bus-ra való felhelyezésével indul. Csak most, a második ciklusban közli az adatot. Azóta, hogy ugyanaz az eszköz vezeti az AD vonalat nincs szükség a megfordítás ciklusra. A T7-ben a memória elfogadja az adatot. Az Univerzális Serial Bus A PCI bus jö nagysebesség perifériák számítógéphez való csatolására, de túl drága, hogy minden alacsony sebesség I/O eszköznek külön PCI interface-ja legyen, mint a billentyzetnek, vagy az egérnek.

Történelmileg minden sztenderd I/O eszköz egy speciális módon van csatlakoztatva a számítógéphez. Néhány szabad ISA és PCI bvítkártya hely új eszköz hozzáadását teszi lehetvé.

***[190-193] T190-193 h938455

Sajnos, ez az elrendezés a kezdetektl fogva tele van problémákkal. Például gyakran minden új I/O egység a saját ISA vagy PCI kártyájával kerül forgalomba. Gyakran a felhasználó felelssége, hogy a kapcsolókat és jumpereket (hardverkapcsolókat) beállítsa a kártyán és biztosítsa a kártyák összeférhetségét. Azután a felhasználónak ki kell nyitnia a gépdobozt, óvatosan behelyezni a kártyát, becsuknia a dobozt és újraindítania a számítógépet. Sok felhasználó számára ez a folyamat nehéz és hibalehetséget biztosít. Továbbá az ISA és PCI slot-ok (nyílások) száma nagyon korlátolt (egy vagy kett típusonként). A Plug `n Play (bedugós rendszer) kártyák kiküszöbölik a hardverkapcsolók beállítását, de a felhasználónak még mindig ki kell nyitnia a számítógépet, hogy belehelyezze a kártyát és a busz nyílások száma még mindig korlátolt. Foglalkozva ezzel a problémával, a 1990-es évek közepén hét vállalat (Compaq, DEC, IBM, INTEL, Microsoft, NEC, Northern Telecom) képviseli összefogtak, hogy egy jobb módszert tervezzenek kis sebesség I/O egységek számítógéphez csatlakoztatására. Azóta más vállalatok százai csatlakoztak hozzájuk. Az így kialakult szabványt USB-nek (Universal Serial Bus; Univerzális Soros Busz) nevezik és ez már széles körben elterjedt a személyi számítógépek között. Alapos leírás (Anderson, 1997; Tan, 1997). A vállalatok, amelyek eredetileg kigondolták az USB-t és elkezdték a projektet, céljaiból néhány a következ: 1. A felhasználóknak ne kelljen beállítaniuk a kapcsolókat vagy a hardverkapcsolókat az áramköri lapokon vagy az egységeken. 2. A felhasználóknak ne kelljen kinyitniuk a gépdobozt, hogy installálják az új I/O egységeket. 3. Csak egyetlen egy féle kábelre van szükség, ami jó minden egység csatlakoztatására. 4. Az I/O egységeknek a kábelekrl kellene az áramot kapniuk. 5. 127 egységig lehessen csatlakoztatni egyetlen egy számítógéphez. 6. A rendszernek támogatnia kellene a valós idej egységeket (pl.: hang, telefon). 7. Az egységeknek installálhatóaknak kellene lenniük amíg a számítógép fut. 8. Ne legyen szükség az újraindításra egy új eszköz felinstallálása után. 9. Az új busz és I/O egységeknek olcsó legyen az elállításuk. Az USB megfelel mindegyik célnak. Ezt kis sebesség egységekhez tervezték, mint a billentyzetek, egerek, kamerák, scannerek (képletapogató), digitális telefonok és így tovább. A teljes USB sávszélessége 1.5MB/sec, ami elég tekintélyes számú egységhez. Ezt az alacsony korlátot a költségek lenntartása miatt választották. Az USB rendszer egy root hub-ból (gyökérközpont) áll , ami a központi buszba csatlakozik (ld.: 3-53. ábra). Ennek a hub-nak csatlakozói (sockets) vannak a kábelekhez, amik kapcsolódhatnak I/O egységekhez vagy növekv hub-okhoz, hogy több csatlakozót biztosítsanak, és így az USB rendszer topológiája egy fa a gyökerével, ami a gyökér hub-nál van, a számítógép belsejében. A kábeleknek különböz csatlakozóik vannak a hub végen és az egységek végein, hogy megakadályozzák az embereket, hogy véletlenül két hub-ot összekapcsoljanak. A kábel négy fajta huzalból áll: kett az adatoké, egy az áramé (+5volt) és egy

a földelésé. A jelzrendszer 0-át közvetít feszültségátmenetként és 1-et feszültségátmenet hiányában, így a 0-ák hosszú futásai generálnak egy szabványos impulzusáradatot. Amikor egy új I/O egységet bedugnak, a gyökér hub észleli ezt az eseményt és megszakítja az operációs rendszer futását. Ezután lekérdezi az eszközt, hogy kitalálja vajon milyen és mennyi sávszélességre van szüksége. Ha az operációs rendszer szerint van elég sávszélesség az egység számára, akkor kijelöl az új egységnek egy egyedüli címet (1-127) és letölti ezt a címet más információkat, a regiszterek konfigurálására az egységeken belül. Ezen a módon, az új egység szabadon (on-thefly) hozzáadható, anélkül, hogy bármilyen felhasználói konfigurálásra szükség lenne és anélkül, hogy új ISA vagy PCI kártyát kellene installálni. A nem beállított kártyák a 0 címmel indulnak, így ezek címezhetek. A kábelrendszer egyszersítésére sok USB egység beépített hub-okat tartalmaz, hogy elfogadja a pótlólagos USB egységeket. Például a monitor két hub csatlakozójához a bal- és jobboldali hangszórót lehet hozzáilleszteni. Logikailag az USB rendszert egy bit csatornarendszernek lehet tekinteni, ami a root hub-tól az I/O egységekhez. Minden egyes egység feloszthatja a saját bit csatornáját általában 16 alcsatornára a különböz típusú adatok részére (pl.: audio, video). Mindegyik csatornán és alcsatornán adatok áramolnak a root hub-tól az eszközhöz vagy a másik irányba. Két I/O egység között nincs forgalom. Pontosan minden 1.00±5.00 msec-ban a root hub egy új frame-et közvetít, hogy minden egységet idben összhangban tartson. A frame össze van kapcsolva egy bit csatornával és csomagokat (kb.: 1000bit) tartalmaz, amelyek közül az els a gyökér hub-tól az egységhez vezet. A frame további csomagjai is ebben az irányban futnak vagy az egységtl visszakerülhetnek a root hub-ba. Négy frame szerkezetét mutatja a 3-54. ábra. A 3-54. ábrán a 0-ás és a 2-es frame-ben nincs munka, így egy SOF (Start of Frame; frame kezdete) csomagra van csak szükség. Ezt a csomagot minden egység megkapja. Az 1-es frame egy lekérdez, vagyis például a scannertl kéri , hogy adja vissza azokat bit-eket (bitképet), amit a képen talált a scannelés alatt. A 3-as frame adatszállítást tartalmaz valamilyen egységekhez, pl. nyomtatóhoz. Az USB 4 féle frame-et támogat: irányító (control),egyidej (isochronous), tároló (bulk), megszakító (interrupt). Az irányító frameket az egységek konfigurálására alkalmazzák, hogy parancsokat adjanak nekik és lekérdezzék az állapotukat. Az egyidej frameket a valós idej egységekhez alkalmazzák, mint a mikrofonok, hangszórók és telefonok, amiknél nagyon szükséges az adatok pontos idtartománybeli küldése és fogadása. Nagyon elre látható késleltetést tartalmaz, de biztosítja, hogy ne legyen adatismétlés a hibás eseménysorokban. A tároló frame-ek az eszközökre vagy az eszközökbl történ nagy mennyiség adatátvitelhez kellenek, amelyeknél nem szükséges a valós idejség, mint pl. a nyomtatóknál. Végül, a megszakító frame-ekre, azért van szükség, mert az USB nem támogatja a megszakításokat. Például ahelyett, hogy a billentyzet egy megszakítást okozna, amikor egy billentyt lenyomunk, inkább az operációs rendszer lekérdezi a billentyzetet minden 50Msec-ban, hogy összegyjtse az összes függésben lév kezelbillentyt. Egy frame egy vagy több csomagból áll, lehetleg néhány egy irányban áll. Négy fajta csomag létezik: token (vezérjel), data(adat), handshake (kézrázás) és special (speciális). A token csomagok a gyökértl az egységhez futnak és a rendszervezérlés a feladatuk. A SOF, IN és OUT csomagok a 3-54.ábrán token

csomagok. A SOF (Start of Frame; frame kezdete) csomag az els minden frame-ben és a frame kezdetét jelzi. Ha itt nincs munka, akkor a SOF csomag az egyetelen a frame-ben. Az IN token csomag egy lekérdez (poll), amely az egységet kérdezi le, hogy visszakapja a pontos adatait. Az IN csomag mezi elárulják, hogy melyik bit csatornát kérdezi le éppen, így az egység tudja, hogy milyen adattal térjen vissza (ha vannak többszörös streamjei (adattár?)). Az OUT token csomag közli, hogy adat fog érkezni az egységtl. A token csomag egy negyedik típusa , a SETUP (nincs jelölve az ábrán), konfigurálásra használható. A token csomagon kivl 3 más fajta létezik még. Ezek a DATA (adatok; a 64byte feletti információk más módú adatátvitelére használják), handshake és a special csomagok. Az data csomag szerkezetét a 3-54. ábra mutatja. Ez egy 8-bites egyidejsít mezbl, egy 8-bites csomag típusból (PID), a payload-ból (hasznos teher) és egy 16-bites CRC (cycle redundancy check)-bl áll, mely észleli a hibákat. Három fajta handshake csomag van meghatározva : ACK ((acknowledgement; nyugtázás) az elz adatcsomag megfelelen megérkezett), NAK ((negative acknowledge) a CRC hibát észlelt) és SFALL (kérem várjon- éppen el vagyok foglalva). Most nézzük meg újra a 3-54. ábrát. Minden 1.00Msec-ban egy frame-et el kell küldeni a gyökér hub-tól, meg ha esetleg nincs is munka. A 0-ás és a 2-es frame csak egy SOF csomagot tartalmaz, jelezve, hogy ott nincs munka. Az 1-es frame egy lekérdez, így ez egy SOF és egy IN csomaggal indul ki a számítógéptl az I/O egységhez, melyet egy DATA csomag követ az I/O egységtl a számítógéphez. Az ACK csomag jelzi az egységnek, hogy az adat megfelelen megérkezett. Hiba esetén, egy NAK csomagot küldenének vissza az egységhez és a csomagot a bulk (tároló) adathoz küldenék vissza (de nem a isochronous adathoz). A 3-as frame hasonló szerkezet az 1-essel, kivéve hogy most az adatáramlás a számítógéptl az egységhez tart.

3.7. Csatlakoztatás
Egy jellegzetes kis- és középméret közötti számítógép rendszer tartalmaz egy CPU chip-et (áramköri lapka), egy memória chip-et és néhány I/O vezérlt, amelyek mind egy busszal vannak összekapcsolva. Már részben tanultunk a memóriákról, a CPU-król, és a buszokról. Most itt az ideje, hogy megnézzük a "rejtvény" utolsó darabját, az I/O chip-eket. Ezek azok a chip-ek, amelyeken keresztül kommunikál a számítógép a külvilággal. 3.7.1 I/O chipek Számos I/O chip már rendelkezésre áll és vannak újak, amelyeket bármikor bevezethetnek. Az egyszer chipek tartalmaznak UART-kat, USART-kat, CRT vezérlket, lemez vezérlket és PIO-kat. Az UART (Universal Asynchronous Receiver Transmitter; univerzális aszinkron adó-vev) egy olyan chip, amely be tud olvasni egy byte-nyi adatot az adatbuszból és kiírni egyszerre egy bitet a terminálhoz vezet soros vonalra, vagy adatot tud beolvasni a terminálról. Az UARTk általában engedélyezik a változó sebességet; a 5-tl 8 bitig terjed karaktert; 1, 1.5 vagy 2 megállító biteket; és biztosítja a páros, páratlan, vagy paritás nélküli tulajdonságot minden programirányítás alatt. USART-k (Universal Synchronous Aszinchronous Receiver Transmitters; univerzális szinkron/aszinkron adó-vev)

tudják kezelni a szinkronátvitelt különféle protokollok felhasználásával, valamint végrehatják az összes UART funkciót is. 3-53. ábra Példa egy 32 bites PCI busz tranzakcióira. Az els három ciklus egy olvasási mvelet, aztán egy inaktív ciklus következik, és aztán három ciklus egy írási mvelet. 3-54. ábra Az USB root hub (gyökérközpont) minden 1.00 msec-ban egy frame-et küld el. frame : adatátvitelnél a folytonos bitsorozatokkezd és záró flagsorozatok közé vannak zárva idle : inaktív

***[194-197] PIO Chips A 3-55. ábrán látható Intel 8255A chip egy tipikus PIO (Parallel Input/Output: Párhuzamos Bemenet/Kimenet) chip. 24 I/O vonala van, amivel csatlakozni tud bármilyen TTL-compatibilis eszközhöz, mint pl billentyzet, kapcsolók, fények vagy nyomtató. Dióhélyban a CPU program tud írni 0-t vagy 1-et bármely vonalra, vagy tudja olvasni bármely vonal bemeneti állapotát, nagy rugalmasságot nyújtva ezzel. Egy kis CPU központú rendszer PIO chippel gyakran pótolni tud egy teljes alaplapot tele SSI vagy MSI chippel, különösen egy beágyazott rendszerben. 3-55. ábra. Egy 8255A PIO chip. Bár a CPU több uton is be tudja állítani a 8255A chipet, azzal, hogy a állapotregisztereket betölti a chippel eggyütt, mi a mködés egyszerbb módjaira fogunk koncentrálni. A legegyszerbb út a 8255A használatához három független 8 bites port, ay A, B és C. A portok kisegítésére van egy 8 bites záróregiszter. A porton lév vonalak beállításához, a CPU csak beír egy 8 bites számot a megfelel regiszterbe, és a 8 bites szám megjelenik a vonal kimenetén és ottmarad, amíg a regiszter újraíródik. Hogy bemenetként használjon egy portot,a CPU csak olvassa a megfelel regisztert. Más mködési módokat is biztosít a küls eszközökkel való kapcsolatra. Például, hogy kimen jelet küldjön egy eszközre, ami nincs mindig kész az adatok fogadására. a 8255A tud adatot küldeni egy kimeneti portra és várni amíg az eszköz visszaküld egy impulzust, mondva, hogy fogadta az adatot és vár a többire. Az ilyen impulzusok fogadásához és a CPU számára elérhetvé tevéséhez szükséges irányító rész bele van építve a 8255A hárdverjébe. A 8255A mködési diagrammjából láthatjuk, hogy a 24 láb három porthoz való hozzáadásakor, van 8 vonal ami közvetlenül kapcsolódik az adatbuszhoz, egy chip kiválasztó vonal, olvasó és író vonal, két címzés vonal, és egy vonal a chip rezeteléséhez. A két címzés vonal kiválaszt egyet a 4 bels regiszterbl, megfelelteti az A, B, C portoknak és az állapotregiszternek, amleynek bitjei meghatározzák melyik port van bemenetre, kimenetre és más feladatokra fenntartva. Általában a két címzés bit a címzés busz alacsony rend bitjeihez kapcsolódik. 3.7.2 Cím Dekódolás Emlékezzünk vissza arra, amikor szándékosan bizonytalanok voltunk abban, hogyan szerez a érvényt a chip kiválasztás a memórián és megnéztük az I/O chipeket.. Itt az, hogy tüzetesebben megvizsgáljuk, hogy is mködik ez. Vizsgáljunk meg egy 16 bites beszerkesztett számítógépet, ami áll egy CPU-ból, egy 2Kx8 bájtos EPROMból a programhoz, egy 2Kx8 bájtos RAM-ból az adatoknak, és egy PIO-ból. Ezt a kis rendszer használható egy olcsó játék agyaként, vagy sima készülékként. Együegy termékben az EPROM helyettesíthet egy ROM-mal. A PIO két út közül az eggyikként választható ki; létez I/O eszközként, vagy a memória egy részeként. Ha az I/O eszközként való használatot választjuk, akkor ki kell válasszuk, hogy egy meghatározott busz vonalat használjon, ami megmutatja, hogy I/O eszközként van hivatkozva rá, nem pedig memóriaként. Ha a másik

megközelítést használjuk, memória terület I/O, akkor meg kell határozzuk a memória 4 bájtjával, a három prothoz és az irányító regiszterhez. A választás valamelyest önhatalmú. Mi a memorz-mapped I/O-t választjuk, mert az megmutat néhány igen érdekes problémát, az I/O interfészében. Az EPROM-nak 2 bájtra van szüksége a címzési helybl, a RAM-nak szintén 2 bájt kell, a PIO-nak pedig 4 bájt. Mivel apéldánkban a címzési hely 64K, ki kell válasszuk, hogy hova tegyük a három eszközt. Egy lehetséges választást mutat a 3-56. ábra. Az EPROM címeket foglal a 2K-ig, a RAM elfoglalja a címeket 32K-tól 34Kig, és a PIO elfoglalja a címzési hely fels négy bájtját, 65532-tl 65535-ig. A programozók nézpontjából mindegy mely címeket használjuk; mégis, az interfésznél számít. Ha az I/O-n keresztüli PIO címzést választjuk, akkor nem igényel több memóriacímet (de szükség lesz négy I/O címre). 3-56. ábra. Az EPROM, a RAM és a PIO elhelyezkedése a mi 64K címzési helyünkön. A 3-56. ábra szerinti címbeosztással minden 16 bites memóriacímet a 00000xxxxxxxxxxx (bináris) formából kellene kiválasztani. Más szavakban, bármelyik cím, aminek 5 magasszint bitje mind 0, beleesik a memória alsó 2K-jába, ennélfogva az EPROM-ba. Így az EPROM chip kiválasztója egy 5 bit összehasonlítóba vezethet, egyikük bemenete tarósan nullához vezet. 3-57. ábra. (a) Teljes cím dekódolás. (b) Részleges cím dekódolás. Egy jobb út ugyanazon hatás eléréséhez, ha egy öt bemenet OR kaput használunk az öt A11-A15 címekhez csatolt bemenettel. Ha és csak akkor ha mind az öt vonal 0, lesz a bemenet 0, következésképpen érvényesítve CS-t(ami alacsony igényelt). Sajnos nincs öt bemenet OR kapu a szabványos SSI sorozatban. A legközelebbi, ami járható, egy nyolc bemenet NOR kapu. Leföldelve három bemenetet és invertálva a kimenetet, mégis megkaphatjuk a helyes jelet, ahogy a 3-57(a). ábrán látszik. Az SSI chipek nagyon olcsóak, ami kivételt tesz kivételes helyzetekben, tehát nem gond, ha szakszertlenül használjuk. Szokásosan, a nem használt bemenetek nincsenek feltüntetve az áramkör diagramokon. Ugyanazt az elvet használhatjuk a RAM-nál is. Azonban a Ram vissza kell jelezzen a 10000xxxxxxxxxxx formájú bináris címekre, ezért egy újabb invertálóra van szükség, ahogy az az ábrán látható. A PIO cím dekódolás kicsit bonyolultabb, mert az a négy címmel van kiválasztva az 11111111111111xx formából. Egy lehetséges áramkör ami csak akkor érvényesíti CS, amikor a helyes cím megjelenik a cím az ábrán látható buszon. Ez két nyolc bemenet NAND kaput, hogy ellássa egy OR kapu szerepét. Hogy megépítsük a 3-57(a). ábrán látható cím dekódóló logokai áramkört SSI-t használva szükség van hat chipre - négy nyolc bemenet chip, egy OR kapu és egy chip három invertálóval. Azonban, ha a számítógép tényleg csak egy CPU-ból, két memória chipbl és a PIOból áll, használhatunk egy trükköt, hogy nagymértékben leegyszersítsük a cím dekódolást. A trükk azon alapszik, ahogy minden EPROM címez, és ahogy csak EPROM címez, 0 van a magas szint biten, az A15. Ezért közvetlenül átvezethetjük CS-t A15-be, ahogy a 3-57(b) ábrán látható. Ennél a pontnál az elhatározás, hogy a RAM-ot 8000H-ba tesszük, sokkal kevesebbnek tnhet, mint önhatalmúságnak. A RAM dekódolást semmi nem tudja

megcsinálni úgy, hogy a lehetséges címek, csak a 10xxxxxxxxxxxxxx formából legyenek a RAM-ba, így 2 bit elég a dekódoláshoz. Hasonlóan, bármely cím, ami 11el kezddik, PIO cím kell legyen. A teljes dekódoló logikai áramkör most két NAND kapu és egy inverter. Mivel egy invertert meg lehet csinálni egy NAND kapuból úgy, hogy csak simán összekötjük a két bemenetet, egy sima négyes NAND chip már több mint elég. A 3-57(b). ábra cím dekódoló logikai áramkörét részleges cím dekódolónak nevezzük, mert nincs használva a teljes cím. Ennek meg van az a tulajdonsága, hogy egy olvasás a 0001000000000000, 0001100000000000 vagy 0010000000000000 címekrl, ugyanazt az eredményt fogja adni. Valójában, minden cím a címtartomány alsó felébl az EPROM-ot fogja kiválasztani. Mivel a különleges címek nincsenek használva, nem lehet kárt okozni, de ha valaki tervez egy számítógépet, ami srn elfordulhat a jövben (egy valószíntlen elfordulás egy játékban), a részleges dekódolást el kellene kerülni, mert túl nagy címtartományt köt le. Egy másik általános cím dekódolási teknika, ha olyan dekódert használunk, amilyen a 3-13. ábrán látható. A három bemenet hozzákapcsolva a három magasszint cím vonalhoz, nyolc kimenetet kapunk, megfelelen az els 8K, második 8K, stb. címeknek. Egy számítógépben nyolc RAM-mal, mind 8Kx8-as, egy olyan chip teljes dekódolást ad. Egy számítógép nyolc 2Kx8-as memóriachippel, egy sima dekóderrel szintén elég, és azt nyújtja, hogy a memóriachipek mind meg vannak határozva a címtartomány könnyen érthet 8K-s nagy darabjaiban. (Emlékezzen a korábbi megjegyzésünkre, hogy a memória helyzete és az I/O chipek a címtarományhoz képest számítanak.)

***[198-201]

Fordította: Punyi Róbert h938409 198-201 3.8 ÖSSZEFOGLALÁS

A számítógépeket integrált áramkörös chipekkel készítik. Ezekben a chipekben apró kapcsolók vannak, amiket kapuknak hívunk. A legismertebb kapuk az AND (és), OR (vagy), NAND (nem, és), NOR (nem, vagy) és a NOT (nem). Az egyszer áramköröket közvetlenül mköd, individuális kapukkal lehet szerelni. A bonyolultabb áramkörök a multiplexerek, demultiplexerek, kódolók, dekódolók, kapcsolók és ALU-k. Tetszleges Boolean funkciókat PLA-val lehet programozni. Ha sok Boolean funkcióra van szükség, a PLA-k még hatékonyabbak. A Boolean algebra szabályait felhasználva egy áramkört egy másik áramkörré lehet átalakítani. Egyes esetekben így gazdaságosabb áramkörök készíthetk. A számítógépes aritmetikát az összeadók végzik. Egy 1 bites teljes összeadó két fél összeadóból áll össze. Egy multibites szó összeadása úgy jön létre, hogy összetett teljes összeadókat kapcsolunk össze úgy, hogy mindegyik kimenete a bal szomszédja felé legyen. A statikus memóriák összetevi a tárolók és a flip-flopok, amelyek mindegyike 1 bit információ tárolására képes. Ez kombinálható lineárisan az oktális tárolókba és a flipflopokba vagy logaritmikusan a teljes méret szó orientált memóriába. A memóriák típusai a RAM, ROM, PROM, EPROM, EEPROM, és flash. A statikus RAM-okat nem kell frissíteni. Az adatokat addig tárolják, amíg áram alatt vannak. A dinamikus RAM-okat ugyanakkor állandóan frissíteni kell, hogy kompenzáljuk a chip kis befogadóképességét. A számítógépes rendszerek összetevi buszokkal kapcsolódnak egymáshoz. Egy átlagos CPU legtöbb lába egy-egy buszvonalat vezérel. A buszvonalakat cím, adat és kontrollvonalakra oszthatjuk. A szinkron buszokat egy órajel generátor vezérli. Az aszinkron buszok összehangolják a szolgát és a mestert. A Pentium II a modern CPU egyik példája. A rendszerek, amelyek ezt használják rendelkeznek egy memória busszal, egy PCI busszal, egy ISA busszal és egy USB busszal. A PCI busz egyszerre 64 bit információt tud szállítani 66 Mhz-el, ami elég gyors a perifériáknak, de nem elég gyors a memóriáknak. A kapcsolók, lámpák, a nyomtatók és más I/O eszközök párhuzamos I/O chipeket használnak, mint a 8255A. Ezeket a chipeket konfigurálhatjuk, hogy az I/O hely és a memóriahely részei legyenek. Teljesen vagy részben dekódolhatók az alkalmazástól függen. FELADATOK 1. Egy logikatanár betér egy autós étterembe és azt mondja: Egy hamburgert vagy egy hot dogot és sült burgonyát kérek. Sajnos a szakács éppenhogy átcsúszott matematikából az iskolában és nem tudja, hogy az "és" fölényben van-e a "vaggyal" szemben. Ami t illeti, az egyik olyan, mint a másik. A következ esetek közül melyik a helyes? (Az angol "vagy" kizárólagos "vagyot" jelent.) a. Csak egy hamburgert b. Csak egy hot-dogot c. Csak sült burgonyát d. Hot dogot és sült burgonyát

e. Hamburgert és sült burgonyát f. Hot dogot és hamburgert g. Mind a hármat h. Semmit 2. Egy misszionárius eltéved Dél-Kaliforniában, és egy Y útkeresztezdésnél áll. Tudja, hogy két motoros banda uralja a területet. Az egyik mindig igazat mond, a másik mindig hazudik. Azt akarja tudni, hogy melyik út vezet Disneylandbe. Mit kérdezzen? 3. Egy változónak négy Boolean funkciója van és két változónak 16 funkciója. Három változónak hány funkciója van? És n változónak? 4. Használjon igazságtáblázatot és mutassa meg, hogy P = ( P és Q ) vagy ( P és nem Q )! 5. Mutassa meg, hogy hogyan lehet elkészíteni az AND ( és ) funkciót két NAND ( nem, és) kapuból! 6. Találja meg AB komplementerét! Használja DeMorgan törvényét! 7. A 3-12 ábra háromváltozós multiplexer chipjét használva írjon le egy mködést, amelynek kimenete egyenl a bemenetével, azaz a kimenet akkor és csakis akkor 1, ha a bemenet egyik páratlan száma 1! 8. Tegye fel a gondolkodó sapkáját! A 3-12 ábra háromváltozós multiplexer chipje képes programozni a négy Boolean változó egyik tetszleges funkcióját. Írja le hogyan, és rajzoljon egy logikai diagramot a 0 függvényhez, ha az angol szóban páros számú bet van. (pl.: 0000 = nulla = 4 bet -> 0; 0111 = hét = 5 bet -> 1;1101 = tizenhárom = 8 bet -> 0 ). Tanács: Ha a negyedik bemeneti változót D-vel jelöljük, a nyolc bemeneti vonalat VCC -hez kapcsolhatjuk. Jelölés: D, vagy D. 9. Rajzolja meg egy 2 bites demultiplexer logikai diagramját, egy áramkört, amelyiknek az egyes bemeneti vonala a négy kimeneti vonal egyikéhez van irányítva, a két ellenrz vonal állapotától függen! 10. Rajzolja meg egy 2 bites kódoló logikai diagramját: 4 bemeneti vonallal, amelyek egyikén mindig folyik az áram, és a két 2 bites bináris kimeneti vonal értéke megmondja, hogy melyik input van áram alatt! 11. Rajzolja újra a 3-15 ábra PLA-ját elég részletesen ahhoz, hogy a 3-3 ábra logikai funkcióit meg lehessen mutatni! Mindenképp mutassa meg, hogy mik a kapcsolatok a két mátrix között! 12. Mit csinál ez az áramkör? 13. Egy MSI chip egy 4 bites adó. Négy ilyen chipet úgy is össze lehet kötni, hogy egy 16 bites adó legyen. Mennyi lábának kell lenni egy 4 bites összeadó chipnek? Miért? 14. Egy n bites összeadó megkonstruálható n teljes összeadók sorba kapcsolásával, az átvitel állapotban, Ci , az i-1 állapot kimenetébl származik. Az átvitel 0 állapotban, C0, 0. Ha minden állapot T nsec-ot igényel az összeg és átvitel elállításához, az átvitel i állapotban nem lesz valós, amíg iT nsec el nem telik az összeadás kezdetétl. Nagy n-re az id ahhoz, hogy az átvitel beálljon a magasabb rend állapotba nem kívánatosan hosszú lehet. Tervezzen egy összeadót, ami gyorsabban dolgozik! Tanács: minden Ci kifejezhet Ai-1 és Bi-1

operandus bitek szempontjából úgy, mint Ci-1. Ennek a relációnak a használatával lehetséges kifejezni Ci-t , egy input függvényeként a 0 állapotokról i-1-re, így az összes átvitel elállítható egyidejleg. 15. Ha a 3-19 ábra összes kapuja késleltetve van 10 nsec-cel, és az összes többi késleltetést mellztük, akkor mikor lesz az áramkörnek érvényes áramköri bitje? 16. A 3-20 ábra ALU-ja alkalmas 8 bites teljes összeadás elvégzésére. Alkalmas-e teljes kivonás elvégzésére? Ha igen, magyarázza meg, hogyan! Ha nem, alakítsa át, hogy alkalmas legyen! 17. Néha hasznos egy 8 bites ALU-nak, (mint a 3-20 ábrán) hogy tudjon készíteni konstans 1et, mint kimenetet. Adjon két módszert, hogy ez lehetséges legyen. Mindegyik módnál adja meg a 6 ellenrz jelzés értékeit. 18. Egy 16 bites ALU 16 darab 1 bites ALU-ból áll, amelyek mindegyikének 10 nsec ideje van. Ha van egy 1 nsec-es késleltetés egyik ALU-tól a következhöz, mennyi ideig tart, amíg megjelenik a 16 bites összeadás eredménye? 19. Mi az S és R bemenetek nyugalmi állapota egy SR tárolóhoz, amely két NAND ( nem, és ) kapuból tevdik össze? 20. A 3-26 ábra áramköre egy flip-flop, amely az óra felfelé tartó ágán van. Módosítsa ezt az áramkört, hogy egy olyan flip-flophoz jusson, amely az óra leszálló ágán van! 21. Segítsen egyeztetni a részleteket az új személyi számítógépében, vegye fel a kapcsolatot a kezd SSI chip gyártókkal. A kliensei közül egy arra gondol, hogy kikapcsol egy négy D flipflop-ot tartalmazó chipet, mind a Q-t, mind a Q-t, egy potencionálisan fontos vásárló kérésére. A javasolt tervezésnek mind a négy óra jele sorba van kapcsolva, szintén kívánságra. Nincs beprogramozva se üresre állítva. Az ön feladata megadni a tervezésnek egy professzinális kiszámítását. 22. A 3-29 ábra 4*3-as memóriájának 22 ÉS kapuja és 3 OR kapuja van. Ha az áramkr 256*8-ra lenne kibvítve hány ÉS és VAGY kapu lenne? 23. Mivel több és több memóriát integrálnak egy chipre, a címlábak száma is növekszik. Azonban gyakran kellemetlen a nagy számú címlábak a chipen. Hogy lehet 2n memóriát megcímezni kevesebb, mint n láb használatával? 24. Egy számítógép 32 bites adatbusszal 1M*1 dinamikus RAM memória chipet használ. Mennyi a legkevesebb memória (byte-okban), amit a gép használhat? 25. Az idzítés diagramra hivatkozva ( 3-37 ábra ) tegyük fel , hogy az órát 25 nsec helyett 40 nsec idtartamra lassítjuk le, de az idzítésnek változatlannak kell maradnia. Legrosszabb esetben mennyi idbe telne a memóriának, hogy T3 id alatt a buszra tegye az adatot, miután MREQ érvénybe lép? 26. Megint a 3-37 ábrára hivatkozva tegyük fel, hogy az óra 40 Mhz-en van, de a TAD 16 nsec-re van kibvítve. Használhatunk-e 40 nsec-es memória chipet? 27. A 3-37 ( b ) ábrán a TML legalább 6 nsec. Van-e olyan chip, amelyben ez negatív? Más szavakkal: Tudja-e a CPU-t érvényesíteni MREQ-t mieltt a cím biztos? Miért, vagy miért

nem? 28. Tegyük fel, hogy a 3-41-es ábra átalakítása a 3-37-es ábra buszán történik. Mennyivel nagyobb sávszélesség szükséges az egyedüli átvitelek esetében? Most tegyük fel, hogy a busz 32 bites. Válaszoljon ismét a kérdésre! 29. Mutassa meg a 3-38 -as ábra címeinek átviteli idejét, mint TA1 és TA2, és MREQ átviteli idejét, mint TMREQ1 és TMREQ2 és így tovább! Írjon le minden egyenltlenséget! 30. A legtöbb 32 bites busz engedélyezi a 16 bites írás-olvasást. Van valami kétsége, hogy hová tegye az adatot? Beszélje meg! 31. Több CPU-nak speciális busz ciklus típusa van a megszakítás fogadáshoz. Miért? 32. Egy 10MHz-es PC / AT-nek négy áramkörre van szüksége, hogy elolvasson egy szót. Mekkora busz sávszélességet használ fel a CPU? 33. Egy 32 bites CPU A2-A31címekkel, minden memóriacímet elfoglal. A szavak 4 byte-tal vannak címezve, és a fél szavakat páros byte-okhoz kell címezni. A byte-ok bárhol lehetnek. Hány szabályos kombináció van a memóriaolvasáshoz, és hány láb kell hozzájuk? Adjon két választ és mindegyikhez egy esetet. 34. Miért nem lehet a Pentium II 32 bites PCI busszal dolgozni anélkül, hogy vesztene a funkcionalitásából? Más számítógépek 64 bites adatbusszal tudnak dolgozni 32 bites, 16 bites és 8 bites adatátvitellel. 35. A CPU-nak 1 és 2 szint cache-ja (gyorsítótára) van, 5 és 10 nsec-es elérési idvel. A f memória elérési ideje 50 nsec. Mi az átlagos elérési id, ha 20% 1 szint és 60% 2. szint. 36. Valószínnek tartja-e, hogy egy kis picoJava II beágyazott rendszer egy 8255A chipet használ?

***[202-205] javított!!

4
A mikroarchitektura szintje
A digitális logika szintje felett a mikroarchitektura szintje van. Ennek a feladata végrehajtania a felette lév ISA (Insturction Set Architecture / Utasításkészlet Architektura) szintet, ahogy ezt az 1-2-es ábra illusztrálja. A mikroarchitektura szintjének konstrukciója éppen annyira függ az ISA-tól, mint a számítógép árától és teljesítményétl. Számos modern ISA-nak, különösen a RISC konstrukcióknak, vannak egyszer utasításai, amik általában végrehajthatók egy óraciklusban. Az összetettebb ISA-k, mint a Pentium II, esetleg számos ciklust igényelnek egyetlen utasítás végrehajtásához. Egy utasítás végrehajtása az operandusok memóriabeli elhelyezkedését, azok olvasását és az eredmények visszamentését igényelheti a memóriába. A mveletek ütemezése egy egyszer utasításon belül gyakran vezet különböz úton a vezérléshez, mint az egyszer ISA-knál.

4.1 Egy példa a mikroarchitekturára
Ideálisan, a mikroarchitektura tervezése általános alapjainak megmagyarázásával szeretnénk bemutatni ezt a témát. Sajnos nincsenek általános alapok, mindegyik speciális eset. Következésképpen, ehelyett meg fogunk vitatni egy részletes példát. A példa ISA-nkhoz a Java virtuális gép egy részhalmazát választottuk, ahogy az 1-es fejezetben ígértük. Ez a részhalmaz csak egész utasításokat tartalmaz, így IJVM-nek neveztük el. Vitatni fogjuk az egész JVM-et az 5. fejezetben. A mikroarchitektura leírásánál felülrl indulunk ki, ahol végrehajtjuk az IJVM-et. Az IJVM-nek néhány viszonylag összetett utasítása van. Sok hasonló architektura sokszor a mikroprogramozáson keresztül lett megvalósítva, ahogy ezt az 1. fejezetben tárgyaltuk. Habár az IJVM kicsi, jó kiindulási pont az utasítások vezérlése és szekvenciálása leírásához. A mikroarchitekturánk tartalmazni fog egy mikroprogramot (a ROM-ban), aminek feladata IJVM utasításokat betölteni, dekódolni és futtatni. Mi nem tudjuk használni a Sun JVM fordítót a mikroprogramhoz, mert szükségünk van egy apró mikroprogramra, ami hatékonyan vezérli az egyes kapukat az aktuális hardverben. Ellentétben, a Sun JVM fordító C-ben volt írva a mozgathatóság miatt, és nem tudja olyan részletességgel kezelni a hardvert, mint amire nekünk szükségünk van. Mivel az aktuális hardver csak a 3. témában leírt alapkomponensekbl használ elemeket, elméletben, e téma teljes megértése után az olvasónak képesnek kellene lennie elmenni és venni egy nagy táskányi tranzisztort és megépíteni a JVM gép ezen részét. Azok a tanulok, akik sikeresen teljesítik ezt a feladatot, extra kreditet kapnak (és egy teljes pszichiátriai vizsgálatot). A mikroarchitektura vázlatához megfelel modell az, hogy úgy gondoljunk a konstrukcióra, mint egy programozási problémára, ahol minden utasítás az ISA szintjén egy függvény, amit egy fprogram meghív. Ebben a modellben a fprogram egy egyszer, vég nélküli ciklus, ami meghatározza a segítségül hívandó függvényt, meghívja a függvényt, majd az egészet újrakezdi, nagyon hasonlóan a 2-3-as ábrához.

A mikroprogramnak van egy változó halmaza, amit a gép állapotának (statejének) neveznek, ami minden függvény számára hozzáférhet. Az állapot (state) képzése közben minden függvény legalább néhányat megváltoztat a változókból. Például a Program Counter (PC) az állapot (state) része. Ez jelöli a következ végrehajtandó függvényt (úgymint az ISA utasítást) tartalmazó memóriahelyet. Minden egyes utasítás végrehajtása alatt a PC úgy módosul, hogy a következ végrehajtandó utasításra mutasson. Az IJVM utasítások rövidek és aranyosak. Mindegyik utasításnak van néhány mezje, általában egy vagy kett, amelyek mindegyikének van valami speciális jelentése. Minden utasítás els mezje az opcode (rövidítése az operációs kódnak), ami azonosítja az utasítást, megmondja, hogy ez egy ADD, vagy egy BRANCH, vagy valami más. Számos utasításnak van egy további mezje, ami az operanduszt határozza meg. Például az utasítások, amelyek hozzáférnek egy helyi változóhoz, igényelnek egy mezt, ami megmondja melyik változó. A végrehajtás ezen modellje (néha fetch-executed ciklusnak nevezik), hasznos az összefoglalásban és esetleg a végrehajtás alapja is lehet azon ISA-k számára, mint az IJVM, aminek összetett utasításai vannak. Az alábbiakban le fogjuk írni, hogy mködik ez, hogyan néz ki a mikroarchitektura, és hogyan vezérlik ezt a mikroutasítások, amelyek mindegyike vezérli az adatutat 1 ciklusig. A mikroutasítások listája együtt alkotja a mikroprogramot, amit részletesen fogunk bemutatni és tárgyalni. 4.1.1 The Data Path (Az adat út)

A data path a CPU azon része, amely az ALU-t tartalmazza, annak bemeneteit és kimeneteit. A példa mikroarchitekturánk adat útját a 4-1-es ábra mutatja. Amíg ez gondosan optimizálva lett IJVM programok fordítására, ez közel hasonló a legtöbb gépben használt adat úthoz. Ez 32 bit-es regiszterek egy egész sorát tartalmazza, amihez szimbolikus neveket rendeltünk, mint a PC, SP, és az MDR. Habár ezek a nevek közül néhány általánosan ismert, fontos megérteni, hogy ezek a regiszterek csak a mikroarchitektura szintjén elérhetek (a mikroprogram számára). Azért kapják ezeket a neveket, mert általában felvesznek egy értéket az ISA szint architekturában lév ugyanazon nev változatának megfelelen. A legtöbb regiszter képes....

MAR A fmemóriába és a fmemóriából MDR

Memória vezérl regiszterek

PC MBR

SP Vezérl jelek LV Lehetvé tesz a B bus felé

CPP

A C bus-t írja a regiszterekbe

TOS

C bus

OPC B bus A B ALU N Z

H

ALU vezérl

6 /

Shifter 4.1 Ebben a témában használt példa architektura adat útja

/ 2

Léptet vezérl

***[206-209] Számítógép architektúra Fordítás a 206-209. oldalig ... tartalmát a B buszra irányítani. Az ALU kimenete vezérli a léptet áramkört és a C buszt, aminek az értékei egyszerre egy, vagy akár több regiszterbe is beírhatók. Jelenleg még hiányzik az A busz; késbb azt is hozzávesszük. Az ALU azonos a 3-19. és a 3-20. ábrákon bemutatottal. Funkcióját hat vezérljel határozza meg. A 4-1. ábra 6-os jelzés rövid, átlós vonala utal ezekre. Az F0 és az F1 az ALU mveletet határozzák meg, az ENA és az ENB egyénileg mködtetik a bemeneteket, az INVA a bal bemenet értékét negálja, az INC pedig, lényegében egyes átvitelt elállítva a legkisebb helyiérték bithez egyet ad. Az összesen 64 lehetséges kombináció közül azonban nem mindegyik használható érdemlegesen. A 4-2. ábra néhány fontosabb variációt mutat be. Ezen funkciók közül IJVM-hez nem feltétlenül szükséges mindegyik, azonban a teljes JVM-hez jól jöhet jónéhány. Sok esetben több lehetség is ugyanazt fogja eredményezni. A táblázatban a "+" aritmetikai összeadást, a "-" aritmetikai kivonást jelent, így például a ­A az A kettes komplemensét jelöli. (4-2. ábra: Hasznos ALU jelkombinációk és mködésük) A 4-1. ábra ALU-ja két adatbeviteli ágat igényel: a bal bemenetet (A), és a jobb bemenetet (B). A bal bemenethez a H jel regiszter kapcsolódik. A jobb bemenethez kapcsolódik a B busz, mely betölthet a kilenc forrásregiszter bármelyikébl (ezeket a buszra mutató kilenc szürke nyíl jelzi). A dolognak egy másik megvalósításával, mely két teljes busszal operál, és elbbiektl különböz adatátviteli beállításokkal bír, még késbb foglalkozunk ebben a fejezetben. A H-t elssorban úgy lehet betölteni, hogy azt az ALU funkciót választjuk, mely éppen a jobb bemeneten keresztül vezet a B buszról az ALU kimenetéhez. Egy példa erre, ha az ALU bemenetek értéke 1, s egyedül az ENA szerepel negálva, tehát a bal bemenet 0 lesz. A B buszon szerepl értékhez 0-t hozzáadva éppen a B-n lév értéket kapjuk. Ez az eredmény aztán módosítás nélkül haladhat át a léptetn, és elraktározódik a H regiszterben. A fenti függvényeken kívül két másik lehetséges vezérljel is használható, melyek az elbbiektl függetlenül vezérlik az ALU kimenetét. Az SLL8 (Shift Left Logical) 1 bájttal balra lépteti a kimenet tartalmát, így 0-val töltve meg a 8 legalacsonyabb helyiérték bitet. Az SRA1 (Shift Right Arithmetic) egy bittel jobbra tolja tartalmát, változatlanul hagyva a legmagasabb helyiérték bitet. Világos, hogy egy cikluson belül is lehetséges egyazon regisztert olvasni, illetve oda írni. Lehet például SP-t tenni a B buszra, kikapcsolni az ALU bal bemenetét, bekapcsolni az INC jelet, és tárolni az eredményt SP-ben, így növelve az SP-t eggyel. Hogyan olvasható és írható egy regiszter egyetlen cikluson belül téves eredmény nélkül? A megoldás az, hogy az írás és az olvasás a cikluson belül valójában nem ugyanabban az idben történik. Ha egy regisztert az ALU jobb bemeneteként adunk meg, az értékét már a ciklus elején a B buszra irányítjuk, és folyamatosan ott tartjuk az egész ciklus ideje alatt. Az ALU aztán teszi a dolgát, elkészíti az eredményt, mely a léptetn keresztül a C buszra távozik. A ciklus vége felé, amikor az ALU és a léptet kimenetei stabilak, egy órajel egy vagy több regiszterbe irányítja a C busz tartalmát. Ezen regiszterek egyike esetleg ugyanaz lehet, amely a B buszt ellátta adattal. Az adat útjának precíz idzítése teszi lehetvé az egy cikluson belül egy

regiszterben lezajló olvasás-írást; mint ahogy azt az alábbiakban leírjuk. AZ ADATÚT IDZÍTÉSE Ezen események idzítését a 4-3. ábra mutatja. Itt minden ciklus kezdetét egy rövid impulzus jelzi, mely a fórából származik (3-21c. ábra). Az impulzus lees élén állítódnak be a kapukat vezérl bitek. Ennek ideje (?w) véges, és pontosan megállapítható. Aztán a B buszhoz szükséges kijelölt regiszter az adatokat a B buszra küldi. ?x idbe telik, mire ez az érték stabillá válik, majd az ALU és a léptet megkezdi mködését a megadott adatokkal. Újabb x id múlva az ALU, és a léptet kimenetei stabillá válnak. Egy szükségszer ?z id alatt az eredmények a C buszon keresztül betöltdnek a regiszterekbe, ahonnan a következ impulzus emelked élén olvashatók lesznek. Az onnan való betöltés olyan gyorsasággal mehet végbe, hogy ha néhány bemeneti regiszter értékét megváltoztatjuk, a hatások a C buszon jóval a regiszterekbl történ olvasás után érezhetk csak. Még az impulzus emelked élén leáll a B buszt vezérl regiszter, így készül fel a következ ciklusra. Az MPC-t, az MIR-t és a memóriát az ábrán láthatjuk; szerepüket rövidesen tárgyaljuk. Fontos észrevenni azt, hogy bár az adatúton nincsenek tároló elemek, a terjedési id mégis pontosan meghatározható rajta. Ha a B busz értékét megváltoztatjuk, a C buszon ez addig nem okoz változást, míg egy meghatározott id el nem telik (ez a lépésenkénti késések miatt van). Következésképpen, még ha egy tár meg is változtatja a bemeneti regiszterek egyikének tartalmát, az adat már jóval elbb biztonságban van a regiszterben, minthogy a (most helytelen) érték a B buszra (vagy a H-ba) kerülve elérné az ALU-t. Ahhoz, hogy ez a szerkezet mködjön is, szigorú idzítés szükséges, továbbá hosszú ciklusid, minimális, pontos átfutási id az ALU-n, és hogy az adatok gyorsan töltdjenek át a regiszterekbe a C buszról. Ezek ellenére gondos mérnöki munkával az adatutat meg lehet tervezni úgy, hogy pontosan mködjön. Az adatút-ciklust értelemszer alciklusokra felbontva is tekinthetjük. Az els alciklus megkezdését az impulzus elcsendesedése váltja ki. Az alciklusok tevékenységét az eltelt idvel együtt (zárójelben) az alábbiakban mutatjuk meg. 1. A vezérl jelek beállítása (?w) 2. A regiszterek tartalma betöltdik a B buszra (?x) 3. Az ALU és a léptet mködése (?y) 4. Az eredmények a regiszterekbe töltdnek a C buszon keresztül (?z) A következ órajel emelked élén az eredmények a regiszterekben tárolódnak. Azt mondtuk, a legjobb, ha az alciklusokat közvetettnek tekintjük. Ezalatt azt értjük, hogy nincs órajel, vagy más határozott jelzés, mely megmondja az ALU-nak, mikor dolgozza fel az adatokat, vagy küldje el az eredményeket a C buszra. Valójában az ALU és a léptet állandóan mködnek. Mindazonáltal a ?w+?x id alatt a bevitt adatok használhatatlanok. Ugyanígy a ?w??x??y id alatt az eredmények is rosszak. Az határozott, az adatutat vezérl jelzések csupán az órajel leszálló ága, melynek hatására a B busz töltésével elindul az adatút, továbbá az órajel felszálló ága, amikor a C busz adatai a regiszterekbe töltdnek. Az alciklusok határait értelemszeren az érintett áramkörök mködési ideje határozza meg. A tervezmérnökökön múlik, hogy gondoskodjanak róla, a ?w??x+?y+?z id megfelelen a következ impulzus ersödése eltt véget érjen, a regiszterek folyamatos mködését biztosítandó. MEMÓRIA MVELETEK Gépünk két különböz módon kommunikál a memóriával: egy 32 bites, szócímzés,

és egy 8 bites, bájtcímzés memóriakapun keresztül. A 32 bites kaput két regiszter vezérli, a 4-1. ábrán bemutatott MAR (Memory Address Register, memória címregiszter) és MDR (Memory Data Register, memória adatregiszter). A 8 bites kaput egyetlen regiszter vezérli, a PC, mely 1 bájtot olvas be az MBR alacsony helyiérték 8 bitjének helyére. Ez a kapu csak olvasni tud a memóriából, oda írni nem. Az említett regiszterek mindegyikét (és a 4-1. ábra összes regiszterét) egy vagy két vezérl jel irányítja. A regiszter alatti üres nyíl azt a vezérljelet adja, mely bekapcsolja a regiszter kimenetét a B buszra. Mivel a MAR nincs összekötve a B busszal, nem kaphat bekapcsolásra utasító jelet. A H sem tud, mert mindig be van kapcsolva, lévén az egyetlen lehetséges bal ALU bemenet. A regiszter alatti vastag fekete nyíl jelzi azt a vezérljelet, melynek hatására a C buszról a regiszterbe töltdik az adat. Mivel az MBR nem tölthet be a C buszról, nincs is írást vezérl jelzése (bár két másik bekapcsoló jele van, mint az alatta látható). A memória olvasásához vagy írásához elengedhetetlen, hogy a megfelel memóriaregiszter be legyen töltve, aztán kell adni egy olvasás vagy írás jelzést a memóriának (ez nincs feltüntetve a 4-1. ábrán). A MAR szócímeket tartalmaz úgy, hogy a 0,1,2... értékeknek szavakat feleltet meg. A PC bájt alapú címzéseket tartalmaz, és a 0,1,2... értékeknek bájtokat feleltet meg. Így, ha 2-t írunk a PC-be, és memóriaolvasást indítunk, az a 2-es bájtot olvassa ki a memóriából, és az MBR alacsony helyiérték 8 bitjébe tárolja. Ha viszont a MAR-ral tesszük ugyanezt, az a 8-11-es bájtot fogja olvasni (2-es szó), és az MDR-be tárolja azt. Ez a funkcióbeli különbözség szükséges, mivel a MAR-t és a PC-t a memória két különböz területének címzésére használjuk. Késbb ez világossá válik. Pillanatnyilag elegend az is, hogy a MAR/MDR kombinációt ISA-szint szavak olvasására és írására használjuk, a PC/MBR változat pedig végrehajtható ISA-szint program olvasását szolgálja, mely program bájt adatokból áll. Minden más regiszter, mely címeket tartalmaz, a szó alapú címzést használja, mint a MAR. Ginter Gábor közg. prog. mat. I. évf. h938689@stud.u-szeged.hu

***[210-213] Nem érkezett meg. Kozák Rolland: h735077

***[214-217] javított! 214.o. ...cím sorrend (kivéve az elágazások);a mikroutasítások nem.A 2-3.ábrán jelölt véges program számláló növelése azt fejezi ki,a jelenleg végrehajtás alatt álló utasítást általában azt hajtjuk végre,amely a memóriában követi. A mikroprogramok ennél nagyobb rugalmasságot követelnek(mivel a mikroprogram sorozatoknak rövidnek kell lenniük),ezért általában nem birtokolják ezt a sajátságot. Ehelyett mindegyik mikroutasítás félreérthetetlenül definiálja az utódját. 215.o. Mivel a mikroprogramtár mködési szempontból egy (csak olvasható) memória ezért szüksége van saját címregiszterre és saját memória-adat regiszterre.Viszont nem szükségesek neki író és olvasó jelek,mert folyamatosan olvassák.Innentl fogva a mikroprogram tár címregiszterét MPC-nek(Microprogram Counter=Mikroprogram Számláló) fogjuk hívni.Ez a név elég ironikus,mivel a benne lev elhelyezések kétséget nem ismeren rendszertelenek,tehát a megállapodás a számlálás elnevezésre nem kézenfekv(de kik vagyunk mi,hogy a tradíciókkal vitázzunk?).A memória-adat regisztert MIR-nek(Microinstuction Register=Mikroinstrukciós Regiszter) hivjuk.A funkciója,hogy tárolja a folyamatban lev mikroutasításokat,melyek bit-jei vezérlik az irányító jeleket ,amik az adat útat mködtetik.A MIR regiszter a 4-6.ábrán ugyanazt a hat csoportot tartalmazza,mint a 4-5. ábrán.Az ADDR és J (JAM) csoportok irányítják a soron következ mikroutasítások kiválasztását és rövidesen szó lesz róluk.Az ALU csoport tartalmazza a 8 bitet,ami kiválasztja az ALU funkciókat és vezérli a léptett.A C bitek definiálják azt,hogy mely regiszterekbe töltsünk a C bus-ról.Az M bit-ek pedig a memória mveleteket irányítják.Végül az utolsó 4 bit a dekódert vezérli,ami eldönti, hogy mi megy a B bus-ra.Ebben az esetben egy 4-16-ig szabványos dekódert választottunk,noha a megkövetelt lehetségek száma csak 9.Egy finomabban összehangolt tervezésben egy 4-9-ig dekóder lenne használható. A kérdés itt az,hogy melyik éri meg jobban?Egy szabványos áramkör használata az általános áramkörökbl vagy egy dirrekt ehhez rendelt?A szabványos, egyszerbb és valószíntlenebb,hogy baj lenne vele.Az ehhez tervezett saját kevesebb lapka területet követel,de több id megtervezni és lehet,hogy rosszul mködne.A most következkben a 4-6. ábra leírását adjuk meg.Minden idtartamciklus kezdeténél(az idtartamnak es szélénél az a 4-3.ábrán) a MIR feltöltdik azzal a szóval,amire az MPC mutat rá a mikroprogram tár-ban.A MIR töltési idejét (delta)w-vel jelöljük.Ha valaki alciklusokban gondolkozik,akkor mondhatjuk ,hogy a MIR az els alatt töltdik fel. Ha egyszer egy mikroutasítás betöltdött a MIR-be,a különböz jelek átterjednek az adat útra.Egy regiszter kiíródik a B bus-ra ,az ALU tudja melyik mveletet kell elvégezni,ezért rengeteg aktivitás észlelhet.Ez a második alciklus.A ciklus kezdeténél (delta)w+(delta)x intervallum után az ALU bemenetek stabilak. Még egy (delta)y-nal késbb minden végrehajtódik és az ALU,N,Z és a léptet kimenetek stabilak.Az N és Z értékek ekkor elmentdnek egy 1-bites flip-flop párban.Ezek a bitek,mint az összes regiszter,mely a C bus-ról és a memóriából töltdik fel,az idtartamnak a növekv sarkánál állítódnak be,közel az

adat út ciklus végéhez.Az ALU kimenet nincs tárolva csak betáplálva a léptetkbe.Az ALU és a léptet aktivitás a 3. alciklusban történik. Egy újabb (delta)z intervallum után a léptet kimenet eléri a regisztereket a C buszon keresztül.Ekkor a regiszterek feltölthetk a ciklus végének a közelében (a növekv szélénél az idtartampulzusnak a 4-3. ábrán).A 4. alciklus a regiszterek és az N és Z flip-flop-ok töltésébl áll.Ez egy kicsivel az idtartam növekv éle után fejezdik be,amikor az összes eredményt elmentették,az elz memória mveletek elérhetk és az MPC -t feltöltötték.Ez a folyamat folytatódik és folytatódik míg valaki meg nem unja és kikapcsolja a gépet. 216.o. Az adat út vezérlésével párhuzamosan,a mikroprogramnak el kell döntenie,hogy melyik mikroutasítást hajtsa végre következnek,mivel nem olyan sorrendben futnak,ahogy elhelyezték ket a mikroprogram táron.A következ mikroutasítás címénekkiszámítása akkor kezddik,miután a MIR feltöltdik és stabil.Elször a 9 bit-es NEXT_ADDRESS(következ cím) mezt lemásolják az MPC -be.Amíg ez a másolat a helyére kerül,addig a JAM mezt megszemlélik.Ha az értéke 000,akkor semmi más sem történik;amikor a NEXT_ADDRESS másolása bevégzdik ,az MPC a következ mikroutasításra mutat.Ha a JAM bitek közül 1 egy vagy több,akkor több munka szükséges.Ha a JAMN 1-es,az 1 bites N flip-flop vagy-olódik(ORED) az MPC high-order(magasabbrend) bitjében.Hasonlóan ha JAMZ 1-es,akkor az 1 bites Z flip-flop vagy-olódik azon a helyen.Ha mindkett 1-es,mindkett vagy-olódik azon a helyen.Az N és Z flip-flopok szükségességének oka a következ:az idtartamnak a növekv széle után(amíg az óra magasan van) a B bus többé nem vezérelt,egyszóval az ALU kivezetések többé nem biztos,hogy helyesek.Elmentve az ALU státuszt N-be és Z-be,lehetvé tesszük a helyes adatokhoz jutást és az MPC számításához függetlenül attól mi történik az ALU körül. A 4-6. ábrán a logikai egység az,ami a számítást végzi. A Boolean függvény,amit kiszámít a következ: F=(JAMZ és Z) vagy (JAMN és N) vagy NEXT_ADDRESS[8] Vegyük észre,hogy minden esetben MPC-nek csak a legmagasabb helyiértéken vagyolva 2 értéke lehetséges: 1.NEXT_ADDRESS értéke. 2.NEXT_ADDRESS értéke a legmagasabb helyiérték. Nem létezik más lehetség.Ha a NEXT_ADDRESS legmagasabb helyiérték bit-je már 1 volt, akkor a JAMN vagy JAMZ használata fölösleges.Vegyük észre,hogy amikor a JAM bitek zéró értékek ,a következ végrehajtandó mikroutasítás címe a 9 bites szám a NEXT_ADDRESS mezben.Amikor JAMN vagy JAMZ 1,akkor két potenciális utód létezik:NEXT_ADDRESS és NEXT_ADDRESS vagy-olódás 0x100-zal(feltéve,hogy NEXT_ADDRESS

< vagy =,mint 0xFF).(0x mutatja,hogy a következ szám hexadecimális.)Ez illusztrálva a 4-7.ábrán látható.A folyamatban lév mikroutasítások a 0x75 helyen van, a NEXT_ADDRESS=0x92,és JAMZ 1-re van állítva.Tehát a következ mikroutasítás címe az elz ALU mveleten tárolt Z bittl függ. Ha a Z bit 0,akkor a következ mikroutasítás a 0x92 -bl jön.Ha 1,akkor 0x192bl jön.A JAM mezn harmadik bit a JMPC.Ha egyes a 8 MBR bit 0RED a folyamatban a NEXT_ADDRESS mezejének 8 low-order(alacsonyrend) bitjével, lev mikroutasítás.Az eredményt elküldik az MPC-nek.A 4-6.ábrán lev 'O'-val címzett doboz feladata,hogy készít egy OR-t(vagy-ot) MBR-rel és a NEXT_ ADDRESS-szel ha JMPC 1,de csak átadja NEXT_ADDRESS-t,az MPC-nek ha JMPC 0. Ha JMPC 1,akkor a NEXT_ADDRESS low-order 8 bit-je egyértelmen zéró.A highorder bit lehet 0 vagy 1,tehát a NEXT_ADDRESS értéke a JMPC-vel használva magától értetden 0x000 vagy 0x100.A 0x000 és a 0x100 használatát késbb tárgyaljuk. 217.o. A lehetség,hogy OR-t használhatunk az MBR és a NEXT_ADDRESS között és tárolhatjuk az eredményt az MPC-ben lehetvé teszi egy sokirányú elágazásnak a megfelel kivitelezését (ugrásnak).Vegyük észre,hogy mind a 256 cím az MBR-ben lev bitek által is meghatározható.Tipikus esetben az MBR tartalmaz egy opcode-ot ezért a JMPC használata egyértelm egyedi kiválasztását fogja eredményezni a következ mikroutasításnak,minden lehetséges opcode-ba.A módszer hasznos ha gyorsan,közvetlenül akarunk elágazni abba a funkcióba azt,amit az éppen betöltött opcode definiál.A gép idszámlálását kritikus megérteni abból a szempontból,hogy mi fog következni,ezért talán érdemes megismételni még egyszer. Ezt alciklusos idintervallumokban csináljuk meg,ezt könny bemutatni,de az érdekes események csupán a csökken szél ,amely a ciklust indítja,és az emelked szél,mely betölti a regisztereket és az N és Z flip-flop-okat.Kérlek nézz mégegyszer az 4-3.ábrára.Az 1.alciklus alatt az id lees élének kezdeményezésére MIR feltöltdik a címrl,amely az MPC-ben tárolódik.A 2.alciklus alatt a MIR jelek kiáramlanak,a B bus pedig feltöltdik a választott regiszterrl.A 3.alciklus alatt az ALU és aléptet dolgozik és elállít egy stabil eredményt.A 4.alciklus alatt a C bus,a memória bus-ok és az ALU értékek stabilizálódnak.Az idtartam növekv szélénél a regiszterek feltöltdnek a C bus-ról,feltöltdnek N és Z flip-flop-ok,és az MBR és az MDR megkapja a végeredményeit a memória mveletbl,ami az elz adat út ciklus végén indult(ha van ilyen).Amint az MBR elérhet,MPC feltöltdik felkészülve a következ mikroutasításra.Így MPC megkapja az értékét valamikor az intervallum közepén,amikor az idtartam magasan van,de csak miután MBR és MDR készen állnak. Ez lehet szint által elidézett(inkább,mint szél által elidézett),vagy szél által elidézett rögzített késleltetés az idtartam növekv széle után.Az egyetlen probléma,hogy MPC nincs feltöltve,míg a regiszterek nem állnak készen(MBR,N és

Z függvénye).Amint az id lezuhan,MPC tudja címezni a mikroprogram tárt és egy új ciklus kezddhet. Vegyük észre,hogy mindegyik ciklus önmagát tartalmazza. Meghatározza,hogy mi megy a B bus-ra,mit csinálnak az ALU és a léptetk, hova kell tárolni a C buszt,és végül,hogy mi legyen a következ MPC értéke. Érdemes a 4-6. ábráról egy utolsó észrevételt tenni.Eddig úgy vettük MPC-t, mint egy igazi regisztert,9 bit tároló kapacitással,ami feltöltdik mialatt az idtartam...

***[218-221] 218 ...magas. A valóságban egyáltalán nincs szükség regiszterekre. Az összes bemenete közvetlenül feltölthet a vezérl tárolón keresztül. Amíg a vezérl tárolóban vannak, az órajel leszállóágában van, és a MIR olvasás alatt áll, ez elegend. Nincs szükség rá, hogy az MPC-ben tároljuk ket. Ezért MPC megvalósítható úgy mint egy virtuális regiszter, amelyik csak gyjti a jeleket akár egy javító panel, nem pedig egy igazi regiszter. Az MPC virtuális regiszterré tétele egyszersíti az idzítést: az események már csak az órajel leszálló ás felszálló ágában történnek és máskor nem. Ha azonban az könnyebb, lehet az MPC-re mint valódi regiszterre is gondolni. 4.2 EGY PÉLDA AZ ISA-RA: IJVM Folytassuk a példánkat a gép ISA szintjének bemutatásával, amelyet a mikroarchitektúrán futó mikroprogram értelmez, ahogy ezt a 4-6 ábra mutatja(IJVM). Néha úgy fogunk hivatkozni az ISA-ra mint makroarchitektúrára, hogy szemléltessük az eltérését a mikroarchitektúrától. Mieltt meg tudnánk magyarázni, hogy mi is az az IJVM egy kissé el kell térnünk a témától. 4.2.1 Vermek Virtuálisan minden programnyelvben vannak valamiféle eljárások(módszerek) amelyek saját változókat használnak. Ezeket el lehet érni az eljáráson belül, de a futása után már nem. Felmerül a kérdés: Hol legyenek ezek a változók a memóriában eltárolva? A legegyszerbb megoldás ­ hogy minden változónak külön abszolút memóriacímet adjunk ­ nem mködik. A probléma abból adódik, ha az eljárás önmagát hívja. Ezeket a rekurzív eljárásokat majd az ötödik fejezetben tárgyaljuk bvebben. Egy pillanatra képzeljük el, hogy egy eljárás kétszer van meghívva. Ekkor lehetetlen lenne abszolút címen tárolni a lokális változóikat, hiszen a másodikként meghívott felülírná az elzéit. Ehelyett más módszert alkalmazunk. A memória egy területe ­ amit veremnek hívunk ­ van fenntartva ezen változók számára, de az egyes változóknak nincs abszolút memóriacímük benne. Ehelyett egy LV-nek nevezett regisztert alkalmazunk, amelynek az a feladata, hogy az éppen aktív eljárás helyi változóinak kezdetét tárolja le. A 4-8(a) ábrán egy A nev eljárás meghívása történik, melynek lokális változói a1, a2 és a3, és ezek tárolására az LV-vel jelölt helyen kerül sor. Egy másik regiszter ­ az SP ­ A helyi változóinak legmagasabb szavára(word) mutat. Ha például LV 100 és a szavak 4 bájtosak, akkor SP 108 lesz. A változókra úgy hivatkozhatunk, hogy megadjuk relatív címüket(offset) LV-tl. Az adatszerkezetet LV és SP között ­ ideértve a végpontokat is ­ A helyi változó framejének nevezzük. Most nézzük meg mi történik, ha A meghív egy B nev eljárást. Hol lesznek B lokális változói(b1, b2, b3, b4) tárolva? A válasz: a veremben, A változói felett, ahogy a (b) ábra mutatja. Vegyük észre, hogy LV már B

219 els változójára mutat, A helyett. B helyi változói is megadhatók az LV-tl számított eltolásukkal. Hasonlóan, ha B hívja C-t akkor LV és SP újra új értéket kapnak, ahogyan a (c) ábra mutatja. Amikor C visszatér, visszaadja a vezérlést B-nek a verem visszaáll (b) állapotba, tehát LV újra B lokális változóira mutat. Ugyanígy, ha B futása véget ér visszajutunk az (a) ábrához. Tehát minden esetben LV az éppen aktív eljárás elejére, SP pedig a tetejére mutat. Most tegyük fel, hogy A hívja D-t, és D-nek 5 lokális változója van. A (d) ábrán feltüntetett szituációhoz jutunk. Ekkor jól látható, hogy D változói azon a memóriaterületen kerültek eltárolásra ahol ezeltt B és C változói voltak. Ezzel a memóriaszervezési módszerrel tehát csak az éppen aktív eljárásoknak van lefoglalva memóriaterület. Amikor az eljárás futása véget ér, a lokális változói által foglalt memória felszabadul. A vermeknek van más felhasználási módjuk is a lokális változók tárolásán kívül. Felhasználhatók operandusok tárolására egy aritmetikai mvelet elvégzése közben. Amikor így használjuk, a veremre operandus veremként hivatkozunk. Vegyük példának azt az esetet, amikor A ­ mieltt meghívná B-t ­ elvégzi a következ mveletet: a1=a2+a3. A feladatot megoldhatjuk úgy is, hogy a2-t letesszük(push) a verembe, ahogy azt a 4-9(a) ábra mutatja. Megjegyezzük, hogy az összes programrészt normál bettípussal szedjük, ahogyan eddig. Ugyanezt használjuk az assembly nyelv op-kódoknál, és gépi regisztereknél. Azonban a futtatási szövegben a program változói és eljárásai dlt betvel lesznek megadva. Az eltérés azért van, mert a változókat és eljárásokat a felhasználó választja meg, míg az opkódok és regiszterek nevei beépítettek. Ekkor SP-t növeljük az egy szóban lév bájtok számával ­ mondjuk néggyel ­ és az els operandust eltároljuk az így kapott SP címen. A következ lépésben a3-at tesszük le a verembe a (b) ábra szerint. A mvelet elvégezhet egy utasítás végrehajtásával, amely kiveszi(pop) két szót a verembl, összeadja ket, és az eredményt visszateszi oda, ahogy azt a (c) ábra mutatja. Végül a legfels szó kivehet, és értékével feltölthet az a1 változó ((d) ábra). 220 A lokális változók és az operandusok tárolása egyszerre is megtörténhet. Például, ha egy olyan kifejezést kell kiszámolni mint x*x + f(x), akkor az x*x az operandus veremben kell hogy legyen mikor az f meghívódik. A függvény értéke pedig ott marad a veremben, hogy egy következ utasítás összeadhassa ket. Megemlítésre érdemes, hogy minden gép használ vermeket lokális változók tárolására, míg csak kevés alkalmaz operandus vermeket. A JVM és az IJVM viszont az elbb bemutatott módón mködik, ezért is mutattuk be ezt részletesen. (Az 5. fejezetben foglalkozunk velük részletesebben). 4.2.2 Az IJVM memória modell Most már kész vagyunk, hogy megvizsgáljuk az IJVM felépítését. Olyan memóriából áll, ami kétféleképpen is vizsgálható: mint egy 4 294 967 296 bájtból (4GB) álló tömböt, vagy mint egy 1074 741 824 szóból állót, melynek minden egyes

eleme 4 bájtot tartalmaz. A legtöbb ISA-tól eltéren a JVM nem készít címeket közvetlenül a látható ISA szinten, annál inkább implicit(közvetett) címeket, amelyek a bázist biztosítják a mutatók számára. Az IJVM utasítások csak úgy érhetik el a memóriát, ha indexeli ezeket a mutatókat. A memóriának a következ részei vannak definiálva: 1. A konstans tároló. Ezt a területet nem írhatja IJVM program. Konstansokat, sztringeket és mutatókat tartalmaz (amelyek a memória elérhet részeire mutatnak). A programmal együtt töltdik a memóriába, és késbb nem változik. Itt van egy implicit regiszter, a CPP, amely a konstans tároló els szavának kezdcímét tartalmazza. 2. A lokális változó tároló. Minden eljáráshíváskor egy memóriaterület van kijelölve a változók tárolására. Ennek a tárolónak az elején vannak a paraméterek(argumentumok) eltárolva. Ez a tároló nem tartalmazza az operandus vermet, ugyanis ez közvetlenül fölötte kezddik. Van egy implicit regiszter, ami a helyi változók kezdcímeit tárolja. Ezt a regisztert hívjuk LV-nek. Az eljárás hívásakor az elz paraméterek a lokális változó tár kezdeténél tárolódnak. 221 3. Az operandus verem. Nem léphet túl egy, a Java fordító által megadott méretet. Közvetlenül a lokális változó tároló fölött van elhelyezve a memóriában, ahogy azt a 4-10 ábra mutatja. A mi értelmezésünkben elegend úgy gondolni az operandus veremre, mint a lokális változó tár egy részére. Akárhogy legyen is, létezik egy implicit regiszter, ami a verem legfels szavának memóriacímét tartalmazza. Vegyük észre, hogy a CPP-tl, és LV-tl eltéren az SP megváltozik az eljárás futása alatt, ahogy az operandusokat leteszi, illetve felveszi a verembl. 4. A metódus terület. Végül van egy terület a memóriában, amely a programot tartalmazza. Erre úgy hivatkozunk a UNIX folyamatokban, mint 'text' területre. Van egy implicit regiszter, ami a következ utasítás címét tartalmazza. Ennek a mutatónak(pointer) a neve Program Counter, vagy PC. A memória többi részétl eltéren a metódus terület bájt tömbként van megadva. A CPP, LV, és SP regiszterek szavakra mutatnak, nem bájtokra, és az eltolásuk(offset) a szavak számától függ. Az egész típusnak, amit választottunk az összes hivatkozása a konstans tárolóban, a lokális változó tárban, és a veremben szavakra történik, és az összes eltolás, ami ezekre a tárolókra vonatkozik szó. Például LV, LV+1, és LV+2 a lokális változó tár els három szavára mutatnak. Ugyanakkor LV, LV+4, LV+8 négy szavas(16 byte) intervallumokra mutatnak. A PC viszont byte címeket tartalmaz, és növelésével vagy csökkentésével a cím bájtonként változik, nem pedig szavanként. Fordította: Földesi Attila h938352

***[222-225] Emlékezzünk, hogy ez csak 1 byte széles. A PC növelése eggyel és olvasás bevezetése a következ bájt elhozásához vezet. Az SP növelése eggyel és olvasás bevezetése a következ szó elrehozását eredményezi. 4.2.3 Az IJVM utasításkészlete Az IJVM utasításkészlete a 4-11. ábrán látható. Minden utasítás egy opkódból és néha egy operandusból áll, csakúgy, mint egy memória offset vagy egy konstans. Az els oszlop adja az utasítás hexadecimális kódját, a második az assembly nyelv mnemonikját, a harmadik pedig egy rövid mködési leírást. Jelentés Betesz egy bájtot a verembe. A verem legfels szavát újra beírja a verembe. Feltétel nélküli elágazás. Fog két szót a verembl; Visszateszi az összegüket. Fog két szót a verembl; Betesz egy logikai ést. Fog egy szót a verembl és elágazik, ha 0. Fog egy szót a verembl és elágazik, ha kisebb, mint 0. Fog két szót a verembl; elágazik, ha egyenlek. Hozzáad egy konstanst egy lokális változóhoz. Betesz egy lokális változót a verembe. Meghív egy eljárást. Fog két szót a verembl; betesz egy logikai vagyot. Visszatér az eljárásból egy integer értékkel. Vesz egy szót a verembl és eltárolja a lokákis vátozóban. Vesz két szót a verembl;visszateszi a különbségüket. Betesz egy konstanst a konstans területrl a verembe. Nem csinál semmit. Törli a verem legfels szavát. Felcseréli a verem két legfels szavát. Elklépz utasítás; a következ utasítás egy 16 bites mutató. 4-11. ábra. Az IVJM utasításkészlete. Az operandusban szerepl byte, const és varnum egy bájtos., a disp, index és offset 2 bájtos. Az utasítások képesek betenni a verembe egy szót különböz helyekrl. Ilyen hely lehet a konstans terület (LDC_W), lokális váltózók területe (ILOAD), és maga az utasítás (BIPUSH). Egy változó ki is lehet venni a verembl és el lehet tárolni a lokális változók területén (ISTORE). Két számtani mveletet (IADD és ISUB), és ugyanúgy két logikai mveletet (IAND és IOR) lehet végrehajtani, ha a verem két legfels szavát használjuk operandusként. Minden számtani és logikai mveletben, két szó vevdik ki a verembl, és az eredmény oda tevdik vissza. Négy elágazás utasítás van, egy feltétel nélküli (GOTO) és három feltételes (IFEQ, IFLT és IF_ICMPEQ). Minden elágazás utasítás, ha elindul, beállítja a PC értékét a saját (16 bittel jelölt) offsetjére, amit egy opkód követ az utasításban. Ez az offset hozzáadódik

az opkód címéhez. Vannak még IJVM utasítások, amelyek felcserélik a verem fels két szavát (SWAP), duplázzák a legfels szót (DUP), és eltávolítják azt (POP). Néhány utasításnak van többféle formája is, megengedve egy formát az általában használt verziónak. Az IJVM-be kétféle különböz JVM által használt mechanizmust tettünk be, ennek megvalósítására. Egy esetben kihagytuk a rövid formát egy sokkal általánosabb kedvéért. Egy másik esetben megmutattuk, hogy a WIDE elképz utasítás hogy tudja módosítani a következ utasítást. Végül van egy utasítás (INVOKEVIRTUAL) egy másik eljárás segítségül hívására, és egy másik utasítás (IRETURN) az eljárásból való kilépésre és az irányítás visszaadására az eljárásnak ami meghívta ezt. A mechanizmus összetettsége miatt, kissé leegyszersítettük a definiciót, lehetségessé téve egy világos mechanizmus megteremtését a segítségül híváshoz és a visszatéréshez. A korlátozás az, hogy, nem úgy mint a Java-ban, mi csak egy eljárásnak engedjük meg, hogy segítségül hívjon egy eljárást a saját céljában létezve. Ez a korlátozás már komolyan megnyomorítja az objectumorientáltságot, de megengedi, hogy találjunk egy sokkal egyszerbb módszert, elkerülve az eljárás dinamikus lokalizálásának követelményét. (Ha nem vagy otthonos az objektumorientált programozásban, nyugodtan feigyelmen kivül hagyhatod ezt a megjegyzést. Amit csináltunk az visszavezeti a Java-t egy nem objektumorientátl nyelvhez, mint a C vagy a Pascal). minden számítógépen, kivéve a JVM-et, a meghívandó utasítás címe közvetlenül a CALL utasításban határozódik meg, ezért a megközelítésünk valójában a normális eset nem a kivételes. Az eljárást segítségül hívó mechanizmust a következk követik. Elször a hívó betesz a verembe egy hivatkozási számot (mutatót) az objectumnak amit meg fogunk hívni. (Ez a hivatkozási szám nem szükséges az IJVM-ben, mivel nem lehet más objectumot megjelölni, de meg lett tartva a JVM-mel való következetesség miatt). A 4-12(a). ábrán ez a hivatkozási szám az OBJRF által van feltüntetve. Aztán a hívó rutin beteszi az eljárás parametereket a verembe, ebben a példában Paraméter 1, Paraméter 2 és Paraméte 3. Végül az INVOKEVIRTUAL elindul. Az INVOKEVIRTUAL utasítás tartalmaz egy eltolódást, amelyik feltünteti a konstansterületbeni poziciót, ami magában foglalja a segítségül hívott eljárás eljárásterületbeni kezdcímét. Azonban, amíg az eljáráskód az ezáltal a mutató által mutatott területen székel, az eljárásterület els négy bájtja speciális adatot tartalmaz. Az els 2 bájt 16 bites egészként van kiszámolva feltüntetve az eljáráshoz tartozó paraméterek számát (a paraméterek már elzleg be lettek téve a verembe). Ehhez a számításhoz az OBJREF 0 paraméter paraméterként lett számítva. Ez a 16 bites egészaz SP értékével együtt, az OBJREF helyét adja. Figyeljük meg, hogy az LV inkább az OBJREF-re mutat, mint az els valódi paraméter. A választás, hogy az LV hova mutasson, valamelyest önkényes. Az eljárásterület második 2 bájtja egy másik 16 bites egészként számítódik ki, megadva az eljárásban használt lokális változóterület méretét. Ez feltétlenül szükséges, mert egy új verem lesz létrehozva az eljáráshoz, közvetlenül a lokális változóterület felett kezddve. Végül, az ötödik bájt az eljárásterületen az els opkódot tartalmazza, ami el lesy indítva. 4-12. ábra. (a) A memória az INVOKEVIRTUAL futtatása eltt. (b) Futtatás után. A valódi sorrend ami elfordul az INVOKEVIRTUAL-nál, úgy jön sorrendben, ahogy a 4-12. ábra mutatja. A két jelöletlen mutató bájt ami az opkódot követi, arra van használva, hogy készítsünk egy mutatót a konstansterület táblázatba (az els bájt

a magasszint bájt).Az utasítás kiszámol egy alapcímet az új lokális változó területbl, kivonva a paraméterek számát a vermmutatóbol, és beállítva LV-t, hogy az OBJREF-re mutasson. Ezen a helyen, felülírva OBJREF-et, a megvalósítás törli a címét annak a helynek, ahol a régi PC tárolva volt. Ez a cím úgy lesz kiszámolva, hogy a lokális vátozóterület mérete (parametere+lokális változók) hozzáadódik a címhez ami az LV-ben van. közvetlenül a cím felett, ahol a a régi PC lett eltárolva, az a cím van, ahol a régi LV lett eltárolva. Közvetlenül e cím felett van az újonnan meghívott eljáráshoz tartozó verem kezdete. Az SP úgy van beállítva, hogy a régi LVre mutasson, ami közvetlenül az els hely alatt lév cím a veremben. Emlékezzünk arra, hogy az SP mindig a verem legfels szavára mutat. Ha a verem üres, akkor a verem vége alatti els helyre mutat, mert a vermünk felfelé növekszik, a magasabb cím területek felé. Az ábránkon a verem mindig felfelé növekszik a magasabb cím területek felé a lap tetején. Az utolsó mveletre azért van szükség, hogy végrehajtsa az INVOKEVIRTUAL-t, beállítja a PC-t, hogy az eljárás kód terület ötödik bájtjára mutasson. 4-14. ábra. (a) A memória az IRETURN futtatása eltt. (b) Futtatása után. Az IRETURN utasítás az INVOKEVIRTUAL fordítottja, ahogy az a 4-13. ábrán látszik. Felszabadítja a visszatérési eljárás által használt területeket. A vermet is visszaállítja az elz helyzetébe, kivéve, hogy (1) az (már felülírt) OBJREF szó és minden paraméter ki lett szedve a verembl, és (2) a visszatérési érték a verem tetején fog elhelyezkedni, azon a helyen, ahol elzleg az OBJREF foglalt el. Hogy visszaállítsa az elz helyzetet, az IRETURN képes kell legyen arra, hogy visszaállítsa a PC és LV mutatókat a régi értékeikre. Ezt úgy csinálja, hogy megcímezi a link mutatót (amelyik az a szó, amit az aktuális LV mutató azonosít). Ezen a helyen, emlékezzünk vissza, ahol eredetileg az OBJREF volt eltárolva, az INVOKEVIRTUAL utasítás tárolta el a régi PC-t tartalmazó címet. Ez a szó, és az e felett lév szó visszakeresi a PC és LV visszaállítását, illetve a régi értékeiket. A visszatér érték, ami a lezáró eljárás veremjének a tetején helyezkedik el, átmásolódik arra a helyre, ahol eredetileg az OBJREF volt tárolva, és az SP visszaállítódik, hogy erre a helyre mutasson. Az irányítás ezért fog arra az utasításra visszatérni, amelyik közvetlenül követi az INVOKEVIRTUAL utasítást.

***[226-229] javított! Eleddig a számítógépünk nem tartalmaz I/O utasításokat. Mi sem deklarálunk. Nincs szüksége többre, mint amennyire a Java Virtual Machine-nek, és a JVM hivatalos specifikációja sehol sem említi az I/O -t. Az elmélet az, hogy az a számítógép, mely nem tartalmaz sem bemenetet, sem kimenetet, "biztonságos". (Az írást és olvasást a JVM speciális módszerek hívásával végzi, amelyek helyettesítik az I/O-t.) 4.2.4 A Java kód fordítása IJVM-é
Nézzük, hogyan kapcsolódik a Java és az IJVM egymáshoz. A 4-14-es ábrán egy egyszer Java kód töredékét mutatjuk be. Ha ezt egy Java fordítóba töltenénk, akkor a fordító valószínleg a 4-14(b) ábrán bemutatott IJVM assembly nyelvet készítené el. Az assembly kód bal oldalán álló 1-tl 15-ig terjed sorszámozás nem része a fordító kimenetének. A megjegyzések sem amelyek //-el kezddnek. Azért vannak ott, hogy segítsenek megérteni egy részfolyamatot. A Java assembler ezután átfordítaná az assembly programot a 4-14(c) ábrán bemutatott bináris programba. (Egyébként a Java fordító elkészíti a saját assembler kódját, és közvetlenül bináris programba fordít.) Ebben a példában feltettük, hogy i 1 sorszámú lokális változó, j 2 sorszámú lokális változó, és k 3 sorszámú lokális változó.

A lefordított kód magtáól értetd. Elször j-t és k-t a verembe teszi, összeadja, és az eredményt i-ben tárolja. Ezután i-t és a 3 érték konstanst helyezi a verembe, majd összehasonlítja ket. Ha egyenlk, akkor azon az ágon a vezérlést az L1 címkére adja át, ahol k értékét 0-ra állítja. Ha különbözek,

akkor az összehasonlítás sikertelen és a kódban közvetlenül következ IF_ICMPEQ hajtódik végre. Ha ez befejezdött, akkor ez az ág az L2 címkénél folytatódik, ahol a then és else részek egyesülnek. Az 4-14(b) ábra IJVM programjának operandus vermét a 4-15 ábrán mutatjuk be. Mieltt a kód futása elkezddik, a verem üres, amit a 0 feletti vízszintes vonal jelöl. Az els ILOAD után a j a veremben van, ahogyan azt az 1-es (tehát: els utasítás végrehajtódott) feletti j is jelzi. A második ILOAD után két szó van a veremben, ahogyan az a 2-es felett látszik. Az IADD utasítás után csak egy szó marad a veremben, mely a j+k összeget tartalmazza. Amikor a verem legfels szavát kiemeljük, és i-ben tároljuk, a verem kiürül, ahogy az a 4es felett látszik. Az 5. utasítás (ILOAD) kezdi az if utasítást az i verembe helyezésével (5-ös). Ezután jön a 3 érték konstans (6-os). Az összehasonlítás után a verem ismét üres (7-es). A 8. utasítás a Java else (maradék) része. Az else rész a 12. utasításig folytatódik, ekkor átlép a then részen és az L2 címkére ugrik. 4.3 Egy példa-implementáció Miután részletesen bemutattuk a mikroarchitektúrát és a makroarchitektúrát, a következ téma az implementáció. Más szavakkal, hogyan néz ki egy program, mely az elsn (mikroarchitektúra) fut, a másikat interpretálja, és hogyan mködik? Mieltt megválaszolhatnánk ezeket a kérdéseket, gondosan át kell gondolnunk a jelölést, amelyet az implementáció leírására használunk. 4.3.1 Mikroutasítások és jelölés
Elször is, leírhatnánk a vezérl tárat binárisan is, 36 biten szavanként. De ­ mint a hagyományos programozási nyelvekben ­ sokat nyerünk, ha bevezetünk egy jelet, amely tartalmazza az általunk vizsgált probléma lényegét, miközben elrejti azokat a részeket, melyeket figyelmen kívül hagyhatunk, vagy késbb könnyebben kezelhetünk automatikusan. Fontos, hogy itt tisztában legyünk azzal, hogy a nyelv, melyet választottunk, inkább arra szolgál, hogy illusztráljuk az elveket, semmint megkönnyítsünk egy hatékony tervezést. Ha ez utóbbi lenne a célunk, akkor egy gyökeresen különböz jelölést használnánk, hogy a lehet legrugalmasabb rendszer álljon a tervez rendelkezésére. Az egyik szempont, mely szerint ez a téma fontos, az a címek kiválasztása. Mivel a memória nincs logikai sorrendben, nem természetes a "következ utasítás" beillesztése, miközben az utasítások sorrendjét határozzuk meg. Az ilyen vezérlés-szervezésnek legnagyobb elnye abból származik, hogy a tervez (vagy az összeállító) hatékonyan megválaszthatja a címeket. Mi ezért egy egyszer szimbolikus nyelv bevezetésével kezdünk, amely egészében leír minden utasítást, anélkül, hogy részletesen kifejtené, hogyan határozza meg az összes címet. Jelölésünk meghatároz minden tevékenységet, amely egy órajel alatt az adattárolóban történik. Elméletileg használhatnánk egy magas-szint nyelvet az utasítások leírására. Mindemellett az órajelrlórajelre vezérlés nagyon fontos, mert lehetséget biztosít egyidejleg több utasítás használatára, és fontos, hogy képesek legyünk megvizsgálni minden órajelet, hogy megértsük és ellenrizzük az utasításokat. Ha a cél egy gyors, hatékony implementáció (ha a többi dolog megegyezik, gyors és hatékony mindig jobb, mint lassú és nehézkes), akkor minden órajel számít. Egy valódi implementáció esetén sok körmönfont trükk van elrejtve a programban, jelentéktelen szekvenciákat vagy utasításokat használva, hogy akár egyetlen órajelet megtakarítson. Nagyon megéri az órajelekkel takarékoskodni: ha adott egy négy órajeles utasítás, amelyet kettvel csökkenhetünk, akkor így már kétszer gyorsabban fut. Ezt a többletteljesítményt pedig az utasítás minden hívásakor megkapjuk. Az egyik lehetséges megközelítés egyszeren kilistázni

azokat a jeleket, melyeket egy-egy órajelben aktiválni akarunk. Tegyük fel, hogy egy órajel alatt növelni akarjuk SP értékét. Ezenkívül el akarunk indítani egy read mveletet is, és azt akarjuk, hogy a következ utasítás a vezérl rekesz 122-es helyén legyen található. Talán az írjuk: ReadRegister=SP, ALU=INC, WSP, Read, NEXT_ADDRESS=12 2 ahol a WSP "az SP regiszter írás"-át jelenti. Ez a jelölés teljes, de nehezen értelmezhet. Ehelyett kombinálni fogjuk az utasításokat egy természetes és intuitív módon, hogy visszaadjuk, mi is történik valójában: SP=SP+1; rd Nevezzük magas szint Micro Assembly Nyelvünket MAL-nek (francia szó, jelentése: beteg; valami, amivé válsz ha túl sok kódot kell ebben írnod). A MAL-t úgy terveztük, hogy visszaadja a mikroarchitektúra karakterisztikáját. Az egyes órajelek alatt bármely regiszter írható, de általában csak egyet írunk. Csak egy regiszter juttatható az ALU B oldalára. Az A oldalon a +1, 0, -1 és a H regiszter választható. Így használhatunk egy egyszer értékadó utasítást, mint Javaban, hogy feltüntessük a végrehajtandó mveletet. Például az SP-bl MDR-be való másolásra mondhatjuk:

MDR=SP Az ALU funkcióinak kihasználásához ­ a B buszon való áthaladáson kívül ­, írhatjuk például: MDR=H+SP Ez a H regiszter tartalmát hozzáadja SP-hez és az eredményt MDR-be írja. A + operátor kommutatív (ami azt jelenti, hogy az operandusok sorrend nem számít), így a fenti állítás így is írható: MDR=SP+H és ugyanazt a 36 bites mikroutasítást állítja el, azt is beleértve, hogy H szigorúan a bal ALU operandus.

Vigyáznunk kell, hogy csak szabályos utasításokat használjunk. A legfontosabb ilyen utasítások a 4-16-os ábrán találhatóak, ahol SOURCE bármely lehet az MDR, PC, MBR, MBRU, SP, LV, CPP, TOS vagy OPC (MBRU jelöli az MBR eljel nélküli verzióját). Ezek a regiszterek mind lehetnek az ALU forrásai a B buszon. Hasonlóan DEST csak a MAR, MDR, PC, SP, LV, CPP, TOS, OPS vagy H regiszterek valamelyike lehet, közülük pedig mind lehet célja az ALU C buszra men outputjának. Ez a forma megtéveszt, mert sok látszólag ésszer utasítás szabálytalan. Például a MDR=SP+MDR tökéletesen ésszernek látszik, de nincs lehetség rá, hogy a 4-16 ábra szerinti adat-útvonalon egy órajel alatt végigfusson. Ez a megszorítás azért van mert egy összegzésben (nem úgy, mint egy növelésben vagy csökkentésben) az egyik operandus a H kell, hogy legyen. Ezért a H=H-MDR bár hasznos lenne, szintén megvalósíthatatlan, mert a kivonandó (amit kivonunk) egyetlen lehetséges forrása a H regiszter. Az assembler dolga, hogy visszautasítsa az állításokat, amelyek jóknak tnnek, ám valójában szabálytalanok. Kiterjesztjük a jelölét, hogy megengedje a többszörös értékadást az egyenlségjelek többszöri használatával. Például SP-hez 1-et adni, majd ezt SP-n tárolni és MDR-be írni megoldható így: SP=MDR=SP+1. Hogy jelezzük, hogy a memória 4-bájtos adatszavakat ír és olvas, csak rd-t vagy wr-t teszünk a mikroutasításokba. Egy bájt átjuttatását az 1-bájtos porton fetch jelöli. A hozzárendelések és a memória-utasítások megjelenhetnek ugyanabban az órajelben is. Ezt úgy jelöljük, hogy egy sorba írjuk ket. Hogy elkerüljük a félreértéseket, hadd szögezzük le ismét: a Mic-1 két úton éri el a memóriát. Ír és olvas 4-bájtos adatszavakat MAR/MDR-t használva, és a mikorutasításokban rw-vel vagy rd-vel jelölve, külön-külön. 1bájtos utasításkódokat olvas az utasítás stream-bl PC/MBR-t használva, amit fetch-el jelöl a mikroutasításokban. Mindkét memóriamvelet folyhat egyszerre. Ezzel együtt ugyanaz a regiszter nem kaphat értéket a memóriából és az adat-útvonalról is egy órajelen belül. Figyeljük meg a következ kódot:
MAR=SP; rd MDR=H Az els mikroutasítás hozzárendel MDR-hez egy értéket a memóriából a második mikroutasítás végén.

***[230-233] Nem érkezett meg! Csaba Gábor: h938343

***[234-237] javított! 234. ábra 4. fejezet A mikroprogramok szintje 4-17. ábra A Mic-1 mikroprogramja (1. rész) cimke mveletek Main1 PC=PC+1; fetch; goto(MBR) következ byte

magyarázat MBR tárolja a mveleti kódot; beolvasása; elküldés(dispatch) Nem tesz semmit. Beolvassa a verem legfels

Nop1 goto Main1 Iadd1 MAR=SP=SP-1; rd alatti szavát. Iadd2 H=TOS H=a verem teteje Iadd3 MDR=TOS=MDR+H; wr; goto Main1 Összeadja a két fels szót; beírja a verem tetejébe Isub1 MAR=SP=SP-1; rd Beolvassa a verem legfels alatti szavát Isub2 H=TOS H=TOS (top of verem-a verem legfels szava) Isub3 MDR=TOS=MDR-H; wr; goto Main1 Elvégzi a kivonást; beírja a verem tetejébe Iand1 MAR=SP=SP-1; rd Beolvassa a verem legfels alatti szavát Iand2 H=TOS H=TOS Iand3 MDR=TOS=MDR AND H; wr; goto Main1 "És" mvelet végrehajtása; beírja az új verem tetejébe Ior1 MAR=SP=SP-1; rd Beolvassa a verem legfels alatti szavát Ior2 H=TOS H=verem teteje Ior3 MDR=TOS=MDR OR H; wr; goto Main1 "Vagy" mvelet végrehajtása; beírja a verem új tetejébe Dup1 MAR=SP=SP+1 Növeli SP értékét és bemásolja MAR-ba Dup2 MDR=TOS; wr; goto Main1 A verem új szavának beírása Pop1 MAR=SP=SP-1;rd Beolvassa a verem legfels alatti szavát Pop2 Vár, amíg a memóriából betöltdik az új TOS Pop3 TOS=MDR; goto Main1 Az új szó beolvasása a TOS-ba Swap1 MAR=SP-1; rd MAR értékét SP-1-re állítja; a verem második szavát beolvassa Swap2 MAR=SP A MAR-t a legfels szóra állítja Swap3 H=MDR; wr TOS-t elmenti H-ba; a második szót beírja TOS-ba Swap4 MDR=TOS A régi TOS-t bemásolja MDRbe

Swap5 MAR=SP-1; wr verem második Swap6 TOS=H; goto Main1 Bipush1 SP=MAR=SP+1 byte Bipush2 PC=PC+1; fetch mveleti kód Bipush3 beillesztése MDR=TOS=MBR; wr; goto Main1

MAR értékét SP-1-re állítja; a szavaként írja be TOS felülírása (update) MBR=a verembe illesztend PC értékét növeli; következ beolvasása A konstans eljeles kiterjesztése; verembe MBR tartalmazza az indexet; MAR=a beillesztend helyi SP az új verem tetejére mutat; PC-t növeli; következ mv. kód tet átírása TOS felülírása MBR tartalmazza az indexet; MAR=azon helyi változó címe, akarunk TOS bemásolása MDR-be; szó

Iload1 H=LV LV-t bemásolja H-ba Iload2 MAR=MBRU+H; rd változó címe Iload3 MAR=SP=P+1 írás elkészítése Iload4 PC=PC+1; fetch; wr beolvasása; veremIload5 TOS=MDR, goto Main1 Istore1 H=LV LV-t bemásolja H-ba Istore2 MAR=MBRU+H ahova menteni

Istore3 MDR=TOS; wr írása Istore4 SP=MAR=SP-1; rd Beolvassa a verem legfels alatti szavát Istore5 PC=PC+1; fetch PC-t növeli; következ mveleti kód beolvasása Istore6 TOS=MDR; goto Main1 TOS felülírása Wide1 PC=PC+1; fetch; goto (MBR OR 0x100) Többszörös elágazás fels bitbeállításával Wide-iload1 PC=PC+1; fetch MBR tárolja az els index-byteot; beolvassa a másodikat Wide-iload2 H=MBRU<<8 H=az els index byte 8 bittel balra tolva Wide-iload3 H=MBRU OR H H=a helyi változó 16 bites indexe Wide-iload4 MAR=LV+H; rd; goto iload3 MAR=a beillesztend helyi változó címe Wide-istore1 PC=PC+1; fetch MBR tárolja az els index-byteot; beolvassa a másodikat Wide-istore2 H=MBRU<<8 H=az els index byte 8 bittel

balra tolva Wide-istore3 H=MBRU OR H indexe Wide-istore4 MAR=LV+H; goto istore3 tárolni akarunk Ldc_w1 PC=PC+1; fetch ot; beolvassa a Ldc_w2 Ldc_w3 készletbe Ldc_w4 H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MAR=H+CPP; rd; goto iload3

H=a helyi változó 16 bites MAR=a helyi változó címe, ahol MBR tárolja az els index-bytemásodikat H=els index byte<<8 H=16 bites indexet a konstansMAR=a konstans készlet címe magyarázat MBR tárolja az indexet; LV-t LV+index értéket bemásolha beolvasása Konstans beolvasása Változó bemásolása H-ba Következ mveleti kód Összeget bemásolja MDR-be; A mveleti kód címének MBR=az eltolási cím els byteEmelés és a megjelölt els byte H=16 bites elágazás eltolási cím Eltolási cím hozzáadása OPCVárakozás a következ mveleti A verem legfels alatti szavának TOS ideiglenes tárolása OPCAz új verem tetejének tárolása N bitre történ elágazás (Branch A verem legfels alatti szavának TOS ideiglenes tárolása OPC-

cimke mveletek iinc1 H=LV bemásolja H-ba iinc2 MAR=MBRU+H; rd MAR-ba; változó iinc3 PC=PC+1; fetch iinc4 H=MDR iinc5 PC=PC+1; fetch beolvasása iinc6 MDR=MBR+H; wr; goto Main1 változó felülírása goto1 OPC=PC-1 eltárolása goto2 PC=PC+1; fetch ja; második byte beolvasása goto3 H=MBR<<8 H-ba mentése goto4 H=MBRU OR H goto5 PC=OPC+H; fetch hez goto6 goto Main1 kód beolvasására iflt1 MAR=SP=SP-1; rd beolvasása iflt2 OPC=TOS ben iflt3 TOS=MDR TOS-ba iflt4 N=OPC; if(N) goto T; else goto F on N bit) ifeq1 MAR=SP=SP-1; rd beolvasása ifeq2 OPC=TOS ben

ifeq3 TOS=MDR ba ifeq4 Z=OPC; if(Z) goto T; else goto F on Z bit) if_icmpeq1 MAR=SP=SP-1; rd beolvasása if_icmpeq2 MAR=SP=SP-1 tetejének beolvasására if_icmpeq3 H=MDR; rd bemásolása H-ba if_icmpeq4 OPC=TOS ben if_icmpeq5 TOS=MDR TOS-ba if_icmpeq6 Z=OPC-H; if (Z) goto T; else goto F menjen T-be, T OPC=PC-1; fetch; goto goto2 címhez szükséges F PC=PC+1 kihagyása F2 PC=PC+1; fetch kódra mutat F3 goto Main1 beolvasására Invokevirtual1PC=PC+1; fetch növelése; 2. byte beolvasása Invokevirtual2H=MBRU<<8 ba Invokevirtual3H=MBRU OR H címe CPP-bl Invokevirtual4MAR=CPP+H; rd CPP körzetbl Invokevirtual5OPC=PC+1 tárolása OPC-ben Invokevirtual6PC=MDR; fetch paraméter számláló Invokevirtual7PC=PC+1; fetch byte-jának beolvasása Invokevirtual8H=MBRU<<8 ba Invokevirtual9H=MBRU OR H Invokevirtual10 byte-jának beolvasása (# locals) Invokevirtual11 címe Invokevirtual12 TOS=OBJREF címe (új LV)

Az új veremadat tárolása TOSZ bitre történ elágazás (Branch A verem legfels alatti szavának MAR beállítása az verem új A verem második szavának TOS ideiglenes tárolása OPCAz verem új tetejének tárolása Ha a két fels szó megegyezik, egyébként F-be A goto1-hez hasonló, a célzott Az eltolási cím els byte-jának PC most a következ mveleti Várakozás a mveleti kód MBR=1-es indexbyte; PC Emelés, és els byte tárolása HH=a program-mutató eltolási A metódus-mutató beolvasása a Visszatérési PC ideiglenes PC az új programra mutat; beolvasása A paraméter számláló második Emelés és els byte mentése HH=a paraméterek száma PC=PC+1 # helyváltozók els TOS=SP-H TOS=OBJREF-1 TOS=MAR=TOS+1

Invokevirtual13 PC=PC+1; fetch második byte-jának beolvasása (# locals) Invokevirtual14 H=MBRU<<8 Emelés/léptetés és az els byte mentése H-ba Invokevirtual15 H=MBRU OR H változók (locals) Invokevirtual16 MDR=SP+H+1; wr felülírása a link-mutatóval Invokevirtual17 MAR=SP=SP+1 beállítása arra a helyre, ahova a régi PC-t mentjük Invokevirtual18 MDR=LV; wr mentése a helyi változók fölé Invokevirtual19 MAR=SP=SP+1 helyre mutat, ahol a régi LV tároljuk Invokevirtual20 MDR=LV; wr mentése a mentett PC fölé Invokevirtual21 PC=PC+1; fetch metódus els mveleti kódjának beolvasása Invokevirtual22 LV=TOS; goto Main1 beállítja, hogy LV területére mutasson cimke mveletek ireturn1 MAR=SP=LV; rd mutató beolvasásához ireturn2 ireturn3 LV=MAR=MDR; rd régi PC beolvasása ireturn4 MAR=LV+1 beolvasásához ireturn5 PC=MDR; rd; fetch mveleti kód beolvasása ireturn6 MAR=SP ireturn7 LV=MDR ireturn8 MDR=TOS; wr; goto Main1 eredeti veremtetbe 4-17. ábra A Mic-1 mikroprogramja (3/3)

# hely

H=# helyi OBJREF SP, MAR A régi PC SP arra a Régi LV Az új LV-t

magyarázat SP, MAR nullázása az új linkVárakozás az olvasásra LV beállítása a link-mutatóra; MAR beállítása a régi LV PC visszaállítása; következ MAR beállítása a TOS írására LV visszaállítása A visszaadott érték mentése az

Ha az MBR-ben lév byte csupa 0, a NOP utasításhoz tartozó mveleti kód a következ, úgy a következ mikroutasítás nop1-gyel jelölt lesz, és a 0. rekeszbl lesz beolvasva . Minthogy ez az utasítás nem tesz semmit, egyszeren visszaugrik a f ág kezdetére, ahol a ciklus megismétldik, de egy új MBR-be olvasott mveleti kóddal. Újra kihangsúlyozzuk, hogy a mikroutasítások a 4-17. ábrán a memóriában nem egymás után következnek, és hogy a Main1 nem a nullás vezérl tár címen van (mert a nop1-nek kell a nullás címen lennie). A mikroassembler végzi el minden egyes mikroutasítás megfelel helyre történ elhelyezését és rövid sorozatokba történ rendezését a NEXT_ADDRESS mez felhasználásával. Minden sorozat az általa interpretált IJVM mveleti kód numerikus értékének megfelel címen kezddik (pl.

POP a 0x57-es címen indul), de a ciklus többi része bárhol lehet a vezérlés tárolóban, és nem feltétlenül egymást követ címeken. Most vizsgáljuk meg a IJVM IADD utasítását. A ciklusból az iadd1-gyel jelölt mikroutasításokhoz kell jutnunk. Ez az utasítás az IADD-ra jellemz mveletettel kezddik: 1. A TOS már létezik, de a verem legfels alatti szavát be kell olvasni a memóriából. 2. A TOS-t hozzá kell adni a memóriából behozott legfels alatti szóhoz. 3. Az eredményt, amelyet be kell írni a verembe, el kell tárolni a memóriába, minthogy a TOS regiszterbe is. Az operandus memóriából való betöltéséhez szükséges a verem mutató csökkentése, és annak beírása a MAR-ba. Meg kell jegyeznünk, hogy ez a cím egyben az is, melyet a következ írásnál használunk. Továbbá mivel ez a hely lesz a verem teteje, SP-hez is hozzá kell rendelni ezt az értéket. Ezért egyetlen mvelet meg tudja állapítani SP és MAR új értékét, csökkentheti SP-t, és azt mindkét regiszterbe beírhatja. Ezek az els mveletben mennek végre, (iadd1) és az olvasási mvelet elindulnak. Emellett MPC megkapja az értéket iadd1 NEXT_ADDRESS mezjérl, amely iadd2 helye, bárhol is van. Ekkor iadd2 be lesz olvasva a vezérl tárból. A második ciklusban, mialatt várunk az operandusnak a memóriából történ beolvasására, bemásoljuk a verem legfels szavát a TOS-ból H-ba, ahol elérhet lesz az összeadáshoz, mikorra a beolvasás befejezdik. A harmadik ciklus (iadd3) elején, MDR tartalmazza a memóriából beolvasott összeadandót. Ebben a ciklusban ez hozzáadódik a H tartalmához, és az eredmény visszaíródik MDR-be, valamint a TOS-ba. Egy írási mvelet is elindul, amely a verem tetejét elmenti a memóriába. Ebben a ciklusban a GOTO-nak a hatása az, hogy hozzáfzi a Main1 címét az MPC-hez, eljuttatva minket a következ utasítás végrehajtásának kezdpontjához. Ha a következ mveleti kód, amit most az MBR tárolódik, 0x64 (ISUB), a mveleteknek majdnem pontosan ugyanaz a sorrendje alakul ki ismét. A Main1 elindulása után a vezérlés áttevdik a 0x64-en lév mikroutasításnak (isub1). Ezt a mikroutasítást az isub2, isub3 és végül ismét Main1 követi. Az egyetlen különbség az elz és a mostani sorrend között, hogy az isub3-ban a H tartalmát kivonjuk MDR-bl az összeadás helyett. Az IAND értelmezése majdnem azonos az IADD, és ISUB-éval, kivéve, hogy a verem két fels szava bitenként "és"-eldik, összeadás vagy kivonás helyett. Hasonló dolog történik az IOR-ral. Ha az IJVC mveleti kód értéke DUP, POP vagy SWAP, a vermet meg kell változtatni. A DUP utasítás egyszeren megismétli a verem tetejét. Mivel e szó értéke már tárolva van a verem tetején, a mvelet ugyanolyan egyszer, mint SP növelése, úgy, hogy az új helyre mutasson, és elmenteni TOS-t erre a helyre. A POP utasítás is majdnem ilyen egyszer, csak csökkenti SP-t, a verem legfels szavának törléséhez. Azonban a verem tetejének megtartásához most szükséges a verem új tetejének beolvasása a memóriából, és annak TOS-ba való írása. Végül, a SWAP utasítás magába foglalja a memória két helyén lév értékek cseréjét: a verem két legfels szaváak cseréjét. Ez valamivel könnyebb, mivel a TOS már tartalmazza ezen értékek egyikét, ezért ezt nem kell a memóriából beolvasni. Az utasítást a késbbiekben részletesebben tárgyaljuk.

A BIPUSH instrukció ennél kicsit komplikáltabb, mivel az utasítás kódját egy egyszer byte követi, ahogy az a 4-18. ábrán látható. A byte-ot eljeles egészként kell értelmezni. Ezt a byte-ot, amely már betöltdött a memóriába a Main1 során, eljelesen ki kell terjeszteni 32 bitesre, és be kell illeszteni a verem tetejébe. Ez a mvelet ezért ki kell, hogy terjessze eljelesen az MBR-ben lev byte-ot 32 bitessé, és be kell másolja MDR-be. Végül SP értéke n eggyel, és be lesz másolva MARba, engedélyezve az operandus kiíratását a verem tetejébe. Ezalatt ennek az operandusnak a TOS-ba is be kell másolódnia. Tehát, a fprogramhoz való visszatérés eltt, a PC értékét növelni kell, hogy a következ mveleti kód elérhet legyen a Main1-ben. 4-18. ábra A BIPUSH utasítás formátuma

***[238-241] javított! Dani Andrea KPM I.

Következnek tekintsük az ILOAD utasítást. Ennél az utasításnál is egy byte követi az utasítás azonosítóját (opcode), mint azt a 4-19 (a) ábra mutatja, de ez a byte egy (eljel nélküli) index, amely azt a szót azonosítja a lokális változók memóriaterületén, amelyet a verem tetejére kell tenni (push onto the stack). Mivel csak 1 byte áll rendelkezésre, csak 28=256 szót lehet megkülönböztetni (elérni), mégpedig az els 256 szót a lokális változók memóriaterületén. Az ILOAD utasítás megkövetel mind egy olvasást (read) (hogy megkapják a szót) és egy írást (write) (hogy a verem tetejére tudjuk tenni azt). Mindazonáltal, hogy az olvasandó címet meghatározzuk, az eltolást (offset), amely az MBR-ben található, hozzá kell adnunk az LV tartalmához. Mivel mind az MBR mind az LV csak a B buszon keresztül érhet el, ezért LV-t elször H-ba másoljuk (iload 1-ben ), majd hozzáadjuk MBR-et. Ezen összeadás eredménye ezután MAR-ba másolódik és megkezddhet a read (iload 2-ben ). 4-19. (a) 1 byte-os index ILOAD. (b) 2 byte-os index WIDE ILOAD Megjegyzend azonban, hogy az MBR-nek indexként való használata kissé különbözik attól, amit a BIPUSH-nál láthattunk, ahol az eljelesen volt értelmezve. Index esetén az offset mindig pozitív, tehát az 1 byte-os offset-et egy eljel nélküli egészként kell kezelni, ellentétben a BIPUSH-al, ahol az egy eljeles 8 bites egészként volt interpretálva. Az interface az MBR-tl a B busz felé nagyon gondosan lett megtervezve, hogy mindkét mvelet lehetséges legyen . A BIPUSH esetén ( eljeles 8 bites egész ) a megfelel mvelet az elöjel-kiterjesztés, azaz a "legbaloldalibb" bitje az 1 byte-os MBR-nek bemásolódik a B busz fels 24 bitjébe. Az ILOAD esetén (eljel nélküli 8 bites egész), a megfelel mvelet a zéró-kitöltés (zero-fill). Itt a B busz fels 24 bitje egyszeren nullákkal van feltöltve. Ezek a mveletek különböz jelekkel vannak megkülönböztetve, amelyek jelzik, hogy melyiket kell végrehajtani (ld. a 4-6 ábrát). A mikrokódban ezt úgy jelöljük, hogy MBR-t írunk (eljeles esetben, mint pl a BIPUSH 3) vagy MBRU-t (eljeltelen esetben, mint az iload 2 ). Míg memóriára várunk, amely biztosítja az operandust (iload 3-ban), SP értéke megn eggyel, hogy helyesen tartalmazza az eredményt, az új veremtett (Top of Stack, TOS). Ez az érték is MAR-ba másolódik elkészületként ahhoz, hogy az operandust kiírhassuk az új veremtetbe. A PC-t újra meg kell növelni, hogy behozhassuk a következ utasítás kódját (iload 4- ben). Végül MDR értéke TOS-be másolódik, hogy mutassa az új veremtet értékét (iload 5-ben). ISTORE az inverz mvelete ILOAD-nak, azaz egy szót eltávolítunk a verem tetejérl és eltároljuk azon területen, amit az LV és az utasítás indexének az összege határoz meg. Ugyanazt a formátumot használja, mint az ILOAD, amelyet a 4-19 (a) ábrán láthatunk, azzal a különbséggel, hogy az opcode 0x36-os a 0x15 helyett. Ez a mvelet kissé különbözik attól, mint amit várnánk, mert a verem tetején lev szó már ismert (TOS-ben található) így egybl el lehet tárolni. Mindazonáltal az új veremtet-szót be

kell tölteni. Így mind egy read mind egy write szükséges, de ezek akármilyen sorrendben végrehajthatók (vagy akár még párhuzamosan is, ha ez lehetséges). Mind az ILOAD, mind az ISTORE korlátozva vannak azáltal, hogy csak az els 256 lokális változót tudják elérni.. Míg a legtöbb program esetén mindössze ennyi memóriaterületre van szükség a lokális változók részére, természetesen szükséges lehet elérni egy változót a lokális változók (tetszlegesen nagy) területén, akárhol is helyezkedik el. Ennek megvalósításához az IJVM ugyanazt a mechanizmust használja, mint a JVM: egy speciális WIDE nev opcode-t, amelyet egy prefix byteként foghatunk fel és amely közvetlenül az ILOAD vagy ISTORE utasítások kódja eltt áll. Ha ez az eset következik be, akkor az ILOAD és az ISTORE utasítások definiciója módosul; 16 bites index követi az utasításkódot a 8 bites helyett, mint a 419 (b) ábra mutatja. A WIDE a szokásos módon dekódolódik, amely a wide 1-hez vezet, ami kezeli a WIDE opcode-t. Bár a "kiszélesítend" opcode már közvetlenül elérhet az MBRben, wide 1 elhozza az opcode utáni els byte-ot, mert a mikroprogram logikája mindig elvárja azt, hogy ott legyen. Ezután egy második többirányú elágazás történik, ezúttal a WIDE-ot követ byte-ot használva elküldésre. Mindazonáltal, mivel a WIDE ILOAD különböz mikrokódot követel mint az ILOAD és a WIDE ISTORE különbözo mikrokódot követel mint az ISTORE stb. ez a második többirányú ág nem használhatja az opcode-t, mint célterület címet, mint ahogy azt a Main 1 teszi. 4-20. ábra Ez az ILOAD és a WIDE ILOAD kezdeti mikroutasítás-sorozata. A címek példaként állnak. Ehelyett a wide 1 VAGY mvelettel összekapcsolja 0x100- t az opcode-dal, mialatt az MPC-be teszi. Eredményképpen a WIDE ILOAD megvalósítása 0x115-ön kezddik (0x15 helyett), a WIDE ISTORE megvalósítása pedig a 0x136-on kezddik (0x36 helyett) stb. Ez alapján minden WIDE utasításkód 256-tal (azaz 0x100-zal) magasabb címen kezddik a vezérl tárban, magasabban mint a megfelel reguláris opcode. A mikroutasítások kezdeti sorozata, mind az ILOAD-ra, mind a WIDE ILOAD-ra a 4-20-as ábrán láthatók. Amint a kód elér a WIDE ILOAD megvalósításához (0x115) a kód a normális ILOAD-tól mindössze annyiban különbözik, hogy az indexet két egymás utáni index byte összefzésével kell megkonstruálni, ahelyett, hogy csak egy byte-on végeznénk "eljel-kiterjesztést". Az összefzést és a rákövetkez összeadás mveleteket részletekben kell végrehajtani, elször az INDEX BYTE 1-et H-ba másolva és 8 bittel balra tolva. Mivel az index eljel nélküli egészet reprezentál, az MBR-en nullafeltöltést hajtunk végre, MBRU-t használva. Ezután az index második byte-ját hozzáadjuk (az összeadás itt megfelel a konkatenáció (összefzés) mveletének, mivel a H alsó byte-ja nulla, így garantálva van, hogy nincs átvitel (carry) a byte-ok között) és az eredmény H-ban marad. Innentl kezdve a mvelet pontosan ugyanúgy folytatódhat, mint ha egy standard ILOAD-ról lenne szó. Ahelyett, hogy duplán végrehajtanánk az ILOAD záró utasításait (iload 3-tól iload 5-ig) egyszeren leágazunk wide-iload 4-tl az iload 3-hoz. Figyeljük meg azonban, hogy PC-t kétszer kell megnövelnünk az utasítás végrehajtása során, hogy az a következ utasítás kódjára mutathasson. Az ILOAD megnöveli azt egyszer; a WIDE-ILOAD is megnöveli egyszer. Ugyanez a szituáció a WIDE-ISTORE-ral, miután az els 4 mikroutasítás

végrehajtódik (wide_istore 1-tl 4-ig) a folytatás ugyanaz a sorozat, mint az ISTORE els két utasítása után, így a wide-istore 4 leágazik az istore 3-hoz. A következ példa, amit tekinteni fogunk az LDC_W utasítás. Ennek a kódja (opcode) két dologban is különbözik az ILOAD-étól. Elször is egy 16 bites eljel nélküli relatív címe van (mint az ILOAD wide változatának). Másodszor: a CPP-vel van indexelve LV helyett, mivel a rendeltetése az, hogy a konstans-készletbl olvasson a lokális változó keret helyett. (Igazából az LDC_W-nek van egy rövid változata (LDC), de ezt nem vettük be az IJVM-be, mivel a hosszú forma magába foglalja a rövid forma összes lehetséges variációját és csak 3 byte-ot foglal a 2 helyett.) Az IINC utasítás az egyetlen IJVM utasítás az ISTORE-on kívül, amely egy lokális változót módosítani tud. Ezt úgy teszi meg, hogy két operandusa van, mindegyik 1 byte hosszú: ld. a 4-21 ábrát. 4-21. ábra Az IINC utasításnak két különböz operandusa van. Az IINC utasítás az INDEX-ben határozza meg az relatív címet a lokális változók memóriaterületének kezdetéhez képest. Kiolvassa a változót, megnöveli az értékét CONST-tal, amelynek értékét az utasítás tartalmazza, és eltárolja az eredményt ugyanarra a helyre. Megjegyezzük, hogy ez az utasítás negatív értékkel is "megnövelhet", azaz a CONST egy 8 bites eljeles egészt reprezentál a -128 - +127 intervallumból. A teljes változatú JVM-ben található egy WIDE verziója is az IINCnek, ahol minden operandus 2 byte hosszú. Most érkeztünk el IJVM els elágazási utasításához, a GOTO-hoz. Az egyedüli célja ennek az utasításnak, hogy megváltoztassa a PC értékét, hogy a következ végrehajtandó IJVM utasítás az legyen, amelynek értékét a 16 bites (eljeles) offset és az elágazási utasítás címének összeadásával számítunk ki. A komplikáció itt az, hogy az offset ahhoz képesti relatív eltolást ad meg, amennyi a PC értéke volt az utasítás dekodolásának kezdetén, és nem ahhoz képest, amennyi a PC értéke a 2 byte-os offset betöltése után lett. Hogy ezt világossá tegyük, 4-22 (a) ábrán azt a helyzetet láthatjuk, amely a Main 1 kezdetén áll fenn. Az utasítás kódja már MBR-ben van, de PC még nem lett megnövelve. A 4-22 (b) ábrán láthatjuk a helyzetet a goto 1 kezdetén. Eddigre a PC már meg lett növelve és az els offset byte már el lett hozva MBR-be. Egy mikroutasítással késbb a 4-22 (c) ábrán látható helyzethez jutunk, amelyben a régi PC érték, amely az opcode-ra mutat, el lett mentve OPC-be. Erre az értékre azért van szükség, mert az IJVM GOTO utasításának offset-je ehhez képest relatív és nem az akkori PC értékhez. Valójában ez okból volt szükségünk az OPC regiszterre elssorban. 4-22. ábra A különféle mikroutasítások kezdeti állapota. (a) Main1. (b) goto1. (c) goto2. (d) goto3. (e) goto4. A mikroutasítás goto 2-nél kezdi meg a második offset byte elhozását a 4-22 (d) ábrán látható helyzetet eredményezve a goto 3 kezdetén. Miután az els offset byte 8 bittel balra lett eltolva és H-ban másolódott, elérkezünk goto 4 hez és a 4-22 (e) ábrán lev helyzethez. Ekkor a következ a helyzet: az els offset byte balra lett tolva H-ba, a második offset byte MBR-ben az alap pedig OPC-ben. Megkonstruálva a 16 bit-es offset-et H-ban és hozzáadva azt az alaphoz megkapjuk a

goto 5-ben PC-be teend új címet. Vigyázzunk: goto 4-ben MBRU-t használtunk MBR helyett, mivel nem akartunk eljel kiterjesztést a második byte-on. A 16 bites offset valójában a két fél OR mvelettel való összekapcsolásával jön létre. Végezetül el kell hoznunk a következ opcode-t mieltt visszatérnénk Main 1-hez, mivel a kód ott feltételezi, hogy a következ opcode MBR-ben van. Az utolsó idciklus, goto 6 szükséges tehát, mert az adatot a memóriából el kell hozni, hogy idben megjelenjen MBR-ben a Main 1 alatt. Az IJVM GOTO utasításának offset-jei eljeles 16 bites egészek, amelynek minimális értéke -32768 és maximális értéke +32767. Ez azt jelenti, hogy két ennél egymástól távolabbi cím közötti ugrás nem lehetséges.

***[242-245] javított! 242-245. A mikroarchitektúra szintje

Ezt a tulajdonságot hibaként vagy az IJVM jellemz vonásaként lehet tekintetbe venni. A hibacsoport szerint a JVM nem korlátozhatná az programstílusukat. Ez a csoport azt állítja, hogy számos programozó munkája hatalmasat fejldne, ha megijednének a szerkeszt üzenetétl: A program túl nagy. Újra kell írni. A szerkesztés sikertelen. Sajnos ez az üzenet csak akkor jelenik meg, amikor a szakasz meghaladja a 32 Kb-ot, tipikusan kb 50 Java oldalnál. Most vegyük figyelembe a 3 IJVM feltételes elágazó utasítást: IFLT, IFEQ, IF_ICMPEQ. Mindhárom esetben szükség van az olvasáshoz az új top-of-stack beolvasására és a TOS-ben való tárolásra. Ennek a három utasításnak a vezérlése hasonló: az operanduszok vannak elször betéve a regiszterekbe, ezután az új top-of-stack lesz beolvasva a TOS-ba, végül a tesztelés és az elágazás történik. IFLT-t tekintsük elször. A szó, amit tesztelünk, már a TOS-ban van, de miután az IFLT kiolvassa a szót, az új top-of stack-et be kell olvasni a TOS-ba. Ez a beolvasás iflt1-ben kezddött. Ha sikeres, a müködés maradékrésze lényegében ugyanaz, mint a GOTO utasitás kezdetén, és a sorozat egyszerüen a GOTO sorozat közepén folytatódik a goto 2-vel. Ha sikertelen egy rövid számsort (F,F2,F3) át kell ugrani, mieltt visszatérünk a Main1-be, hogy folytassuk a következ utasításokkal. A kód ifeq2 és ifeq3-ban ugyanazt a logikát követi, csak Z bitet használ az N helyett. Mindkét esetben a MAL gyj feladata, hogy felismerje, hogy a címek T és F speciálisan és, hogy megbizonyosodjon arról, hogy a címek a helyükön vannak a vezérl tárban csak a baloldali biten térnek el. A logika az IF_ICMPEQ-ban kb. egyforma az IFLT-vel kivéve azt, hogy itt le kell olvasnunk a második operanduszt is. A második operandusz a H-ban van tárolva, az if_icmpeq3-ban, ahol az új top-of-stcak szó beolvasása elkezddik. Majd újra el van mentve az OPC-ben az érvényes top-of-stcak szó, és a TOS-ban van elhelyezve. Végül a teszt az if_icmpeq6-ban hasonló az ifeq4-hez. Most megvizsgáljuk az INVOKEVIRTUAL és az IRETURN végrehajtását, az utasításokat, amelyekhez segítségül hívunk egy eljárást és visszatérünk. INVOKEVIRTUAL 22 mikroutasítás sorából áll és a legösszetettebb IJVM utasítást hajtja végre. (4-12. ábra) Az utasítás 16 bit offset-et használ, hogy megállapítsa a hívott módszer címét. A mi végrehajtásunkban egy egyszer offset-et használunk a Constant Pool-ban. A Constant Pool-ban ez a cím adja a hívott eljárás helyét. Emlékezni kell arra, hogy minden egyes eljárás els 4 bájtja nem utasítás, hanem két 16 bites mutató. Az els a paraméter szavak számát adja meg (beleértve OBJEF-et -412. ábra). A második a helyi, lokális változóterület nagyságát adja meg szavakban. Ezek a mezk keresztül mennek egy 8 bites kapun és össze vannak gyjtve úgy, mintha 16 bit offset-ek lennének egy utasításon belül. Aztán a kapcsolódó információnak vissza kell állítania a gépet az elz állapotába -a régi változó terület helyének és a régi PC-nek a címe- ezt azonnal az újonnan létrehozott változó terület felett tároljuk,ami az új verem alatt van. Végül a következ utasítás opcode-ja megérkezik és PC növeldik, mieltt visszatér a Mainba, hogy elkezdje a következ utasítást. IRETURN egy egyszer utasítás, ami nem tartalmat operanduszt. Ez egyszeren

a lokális változó terület els szavában tárolt címet használja, hogy elérje a kapcsolódó információt. Azutan helyreállítja az SP, EV, PC -t az elz értékükre és lemásolja a visszatér értéket a jelenlegi verem tetejérl az eredeti verem tetejére (4-13. ábra). A micorarchitektura szint design-ja Mint ahogy eddig is láttuk, minden computer science, a micorarchitektura szint tele van trade-off-okkal. A számítógépeknek nagyon sok jellemzjük van, mint pl.: gyorsaság, ár, megbízhatóság, gond nélküli használat, energia kívánalom és fizikai méret. Egy trade-off vezeti a fegfontosabb választásokat, a CPU készítjének készítenie kell egy speed versus cost-ot. Ebben a szekcióban jobban megnézzük ezeket a kimeneteket, azért, hogy megértsük, mit lehet trade-off-olni mi ellen, milyen magas színvonalat lehet elérni, és milyen árban van a hardware és a bonyolultság. Sebesség elleni ár (speed versus cost) A sebességet sokféleképpen mérhetjük, de ha adott egy áramkörös technologia és a ISA, három f tulajdonság segítségével növelhetjük e végrehajtási sebességet: 1. Csökkenteni kell az óraciklusok számát, amelyekre azért van szükség, hogy végrehajtsa az információkat. 2. Leegyszersíteni a szervezettséget, hogy az óraciklus rövidebb legyen. 3. Átlapozni az utasítás végrehajtását Az els kett nyilvánvaló, de van egy meglep vált. a lehetségekben, amelyek kihatnak vagy az óraciklus számára, vagy az óra periódusidejére, vagy leggyakrabban mindkettre. Az óraciklusok számának végre kell hajtani beállításokat, amit az elérési út hosszúságaként (path lenght) ismerünk. Néha ezt a elérési út hosszt le lehet rövidíteni azzal, ha hozzáadunk specializált hardware-ket. Pl.: azzal, ha hozzáadunk egy növekedést a PC-hez, nem muszály tovább használni az ALU-t, hogy fejlesszük a PCt, elhagyhatjuk a ciklust. Azért az árért, amit fizetünk, több hardware-t kapunk. Azonban ez a képesség nem segít annyit, amennyit remélnénk tle. A legtöbb utasítás, amit a ciklusok használnak, hogy növeljék a PC-t, szintén ciklus, amelyben az olvasott mvelet el van végezve. A köv. utasításokat nem lehetett végrehajtani korábban, mert ez a memóriába jöv adattól függött. Az utasítások ciklusainak a számát csökkentve megérkeznek az információk, amiben több, mint egy új ciklusra van szükség, ahhoz, hogy a PC növekedjen. Ahhoz, hogy felgyorsítsuk az utasítások megérkezését a harmadik technikát -az utasítások végrehajtásának az átlapozását- kell kihasználnunk. Ha szétválasztjuk az áramkört -a 8 bit memória kaput és az MBR és a PC regisztereket- ahhoz, hogy az információk megérkezzenek, az a leghatásosabb, ha az egység független az adat f elérési útjától. Ebben az esetben egyedül el tudja hozni a köv. opcod-ot vagy operand-ot, talán még nem egyidben mködve végrehajtja a CPU megmaradt részét, és egy vagy több utasítást hoz elre. A sok utasítás végrehajtásának az egyik legidigényesebb fázisa az, amikor két bite offset-te kell elhozni, megfelelen meghosszabbítani ls felhalmozni a H regiszterben és ujra felhasználni, pl: egy elágazásban a PC+- N bitejában. Egy lehetséges megoldás -a memória kaput 16 bitre növeljük- megbonyolítja a mködést, mert a memória 32 bit széles. A 16 bit-nek span words határvonalakra van szüksége, tehát egy egyszeren leolvasott 32 bit nem feltétlenül fogja elhozni mindkét szükséges bite-ot.

Az utasítások végrehajtásának az átlapozása messze a legérdekesebb és ez biztosítja a legjobb lehetséget arra, hogy megnöveljük a sebességet, Az utasítások elhozatalának és végrehajtásának egyszer átlapozása nagyon hatásos. A kifinomultabb technikák elrébb jutnak akár hogyis lapozzuk át az utasítások végrehajtását. Valójában ez az ötlet a modern computer design szivében van. A sebesség a kép fele; az ár a másik fele. Az árat sokféleképpen mérhetjük, de az ár pontos meghat. problematikus. Néhány mérés olyan egyszer, mint az alkotórészek számának a megszámolása. Ez akkor volt igaz, amikor a processzorok különálló alkatrészekbl voltak építve, amelyeket beszereztek és összegyjöttek. Ma az egész processzor egy chip-ben van, de a nagyobb összetettebb chip-ek drágábbak, mint a kissebbek, és az egyszerbbek. Az önálló alkatrészeket pl.: tranzisztorok, gates-ek vagy mködési egységeket bele lehet számolni, de gyakran a számítás nem olyan fontos, mint a területnagyság, amit megkíván a rendezett áramkör. Minél nagyobb területet kíván meg a funkció, annál nagyobb a chip. E chipnek az elállítási ára gyorsabban növekszik, mint a tér. A leggyorsabban tanulmányozott áramkörök egyike a bináris ... . Ezer féle design volt és a leggyorsabb gyorsabb, mint a leglassúbb, és sokkal összetettebb is. A rendszer tervezjének el kell döntenie, hogy a nagyobb gyorsaság megérje a real-estate-et. A cím nem az egyetlen lehetségekkel ellátott alkotóelem. Majdnem mindegyik alkotóelemet a rendszerben gyorsabbra és lassúbbra lehet tervezni árkülönbséggel. A készít számáta ez a kihívás, hogy felismerje azokat az alkotóelemeket a rendszerben amelyek a legjobban fejleszthetik a rendszert azzal, hogy felgyorsulnak. Sok egyedülálló alkotóelemet lehet helyettesíteni sokkal gyorsabb alkotóelemekkel, amelyeknek nincs, vagy alig van hatása a sebességre. A kulcstényezk egyike azt határozza meg,hogy amilyen gyorsan az óra megy, olyan gyorsan kell elvégezni a munkát mindegyik óraciklusban. Nyilvánvalóan, minél több munkát elvégez annal hosszabb lesz az óraciklus. Ez nem annyira egyszer term. mert a hardware nagyon jó abban, hogy párhuzamosan végezze a munkát, tehát valójában folytatásos müködés az, amit végre kell hajtani sorozatosan egy egyszer óraciklusban, ami meghatározza, hogy az óraciklusnak milyen hosszúnak kell lennie. Egy szemlélet van, amit kontrolálni lehet, az pedig a dekódolás nagysága, amit meg kell formálni. Láthattuk a 4-6. ábrán, hogy mialatt a 9 regiszter bármelyikét le lehet olvasni ALU-ba a B bus-ból, nekünk csak 4 bit-re volt szükségünk a microinstruction szóban, hogy meghatározzunk, melyik regiszre lett kiválasztva. Sajnos ezek a mentések költségesek. A dekódolt áramkör késlelteti az áramkör elérési útját. Ez azt jeleneti, hogy a B bus-ban majd kapni fog egy parancsot, és késbb meg fogja kapni az adatot a Bus-on. A határzuhatag az ALU-val kapja majd meg a bemenetet, és az eredményt is késbb fogja elhozni. Végül az eredmény rendelkezésre áll a C Bus-ban ahhoz, hogy leírják a regisztert egy kicsit késbb. Amióta ez a kérés gyakran a factor, ez meghatározza, milyen hosszúnak kell lennie az óraciklusnak, ez azt is jelenti, hogy az óra nem mehet olyan gyorsan, és az egész számítógépnek lassabban kell dolgoznia. Van egy trade -...- a sebesség és az ár között. Csökkentve a controll store-t 5 bit/szóként az óra lelassításának az ára jön. A design készítjének muszály elszámolnia a design targyait, amikor eldönti, hogy melyik a helyes választás. Egy magas szívvonalú véghezvitelhez dekódert használni nem a legjobb ötlet. Lecsökkenteni a végrehajtási elérési út hosszát

A Mic-1 arra volt tervezve, hogy közepesen egyszer és gyors legyeb, bár kétség kívül nagyfeszültség van a kett goal között.

***[246-249] 246-249. oldal A mikroarchitektúra szintje A MIC-1 CPU-nak szintén szüksége van valamennyi hardware-re: tíz regiszterre, az ALU-ra (a 3-19. ábrán) 32-szer megsokszorozva, egy shifterre (kapcsolókarra), egy dekóderre és egy vezérl készletre. Az egész rendszert fel lehetne építeni alig 5000 tranzisztorból és mindabból, amire a vezérl készletnek ( a ROM-nak) és a központi tárnak (a RAM-nak ) szüksége van. Látva, hogy az IJVM-et hogyan lehet egyszeren mikrokóddal felszerelni, kevés hardware használatával, most itt az ideje, hogy figyeljünk a gyorsabb végrehajtás lehetségére. Elször meg fogjuk nézni, hogyan lehet lecsökkenteni a mikroutasítások számát az ISA utasítások által ( csökkentve a végrehajtási szakasz hosszát ). Ezután más megközelítést veszünk figyelembe. Az értelmez ciklus egyesítése a mikrokóddal A Mic-1-ben a f ciklus egy mikroutasításból áll, aminek teljesülnie kell minden IJVM utasítás elején. Néhány esetben lehetséges, hogy ezt túlságosan átfedi az elz utasítás. Valójában ez már részlegesen végre van hajtva. Figyeljük meg, hogy amikor Main1 végrehajtotta az opkód értelmezését, akkor az már az MBR-ben van. Az opkód vagy azért van ott, mert az elz f ciklus által be lett hozva ( ha az elz utasításnak nem volt operandja ), vagy az elz utasítás végrehajtása alatt lett behozva. Az a fogalom, hogy az utasítások kezdetén átfedések találhatók, még tovább vihet, és valójában a f ciklus lecsökkenthet a nullára. Ez a következképpen fordulhat el. Figyeljük meg minden mikroutasítás elrendezését, hogy milyen ágazással végzdik Main1-ben. A f ciklus mikroutasítás mindegyik helyen oda van illesztve a sorozat végére ( inkább, mint a következ sorozat elejére ), a multiway ággal, ami most sok helyet másol ( de mindig ugyanazzal a céllal ). Néhány esetben a Main1 mikroutasítást egyesíteni lehet az elz mikroutasításokkal, mivel az utasítások nincsenek mindig teljesen felhasználva. A 4-23. ábrán a dinamikus utasítássorozatokban mutatkoznak a POP utasítások. A f ciklus elfordul minden utasítás eltt és után, a számokban mi csak az elfordulást mutatjuk a POP utasítások után. Vegyük figyelembe, hogy ezeknek az utasításoknak a végrehajtása négyórás ciklust vesz igénybe: három óra a POP-nak megadott különleges mikroutasítások számára és egy óra a f ciklus számára. 4-23.ábra: Új mikroprogram sorozat a POP végrehajtása számára: CÍMKE MKÖDÉS MAGYARÁZAT pop1 MAR=SP=SP-1;rd a stack-en lev next-to-top olvasása pop2 várj az új TOS-ra, hogy le legyenek olvasva a memóriából pop3 TOS=MDR; goto Main1 másold az új szót a TOS-ba Main1 PC=PC+1; fetch; goto (MBR) MBR holds opcode; kapja a következ byte-ot; dispatch

A 4-24. ábrán a sorozat le lett csökkentve három utasításra azzal, hogy egyesítették a f ciklus utasításait, elnyökhöz juttatva az óra ciklust, amikor az ALU nincs használat alatt a pop2-ben, azért, hogy elmentse a ciklust és újra a Main1-be kerüljön. Figyelembe kell venni, hogy ezeknek az elágazássorozatoknak a vége közvetlenül a speciális kódokhoz "megy" a sorozati utasításért, tehát csak három ciklus szükséges az összegzéshez. Ez a kis trükk lecsökkenti a következ mikroutasításnak a végrehajtási idejét egy ciklussal, tehát például, a rákövetkez IADD négy ciklusról háromra megy. Ennek következtében egyértelm az órának a felgyorsítása 250 Mhzrl 333 Mhz-re szabadon. 4-24.ábra: Új mikroprogram sorozat a POP végrehajtása számára: CÍMKE MKÖDÉS MAGYARÁZAT pop1 MAR=SP=SP-1;rd a stack-on lev next-to-top olvasása Main1.pop PC=PC+1;fetch MBR holds opcode; fetch next byte pop3 TOS=MDR; goto (MBR) Másold az új szót a TOS-ba; dispatch on opcode A POP utasítás tökéletesen megfelel erre az eljárasmódra, mert van egy holt ciklusa, középen, amit az ALU nem használ. A f ciklus használja az ALU-t. Az egyel lecsökkentett utasítások hosszúsága egy utasításban szükségessé teszi, hogy találjunk egy ciklust az utasításban, ahol az ALU-t nem használjuk. A holt ciklusok nem mindennaposak, de elfordulnak, tehát egyesítik Main1-et mindegyik mikroutasítás sorozatának a végén, amit érdemes elvégezni. Ez csupán a vezérl készletbe kerül. Ugyanakkor már ismerjük az els technikát arra, hogy lecsökkentsük az elérési út hosszúságát: Egyesítsük az értelmez ciklust mindegyik mikrokód sorozat végével. A három-busz architektúra Mit tudunk még csinálni, hogy lecsökkentsük a végrehajtási szakasz hosszát? Egy másik könny lehetség, hogy két teljes bemeneti busz az ALU-ba, egy A és egy B, összesen három buszt ad. Mindegyik regiszternek ( vagy legalábbis lagtöbbjüknek ) szabad bejárással kellene rendelkeznie mindegyik bemeneti buszba. Az az elnye annak, ha két bemeneti buszunk van, hogy lehetségessé válik, hogy hozzáadjunk bármilyen regisztert más regiszterekhez egy ciklusban. Ahhoz, hogy az érték sajátosságait lássuk, figyelembe kell vennünk a Mic1 ILOAD végrehajtását (4-25. ábra). 4-25.ábra: Mic-1 kód az ILOAD végrehajtása számára: CÍMKE MKÖDÉS MAGYARÁZAT iload1 H=LV MBR tartalmaz indexet; LV másolása H-ra iload2 MAR=MBRU+H;rd MAR=lokális változó címe iload3 MAR=SP=SP+1 SP a verem új topjára mutat; elkészíti az írást

iload4 PC=PC+1; fetch; wr opkóde; írott verem topja iload5 TOS=MDR; goto Main1 Main1 PC=PC+1; fetch; goto (MBR) következ byte-ot; dispatch

Inc PC; kapja a következ Update TOS MBR holds opcode; kapja a

Az iload1 LV másolva van H-ra. Azért másolták át, hogy így hozzá lehessen H-t adni MBRU-hoz az iload2-ben. A mi eredeti két buszos tervünkben nincs arra lehetség, hogy hozzáadjunk két tetszleges regisztert, tehát egyiküket elször H-ra kell másolni. Az új három busz tervvel meg tudunk menteni egy ciklust. Hozzáadtuk az értelmez ciklust az ILOAD-hoz, de ez nem növelte és nem is csökkentette az ILOAD végrehajtási idejét hat ciklusról öt ciklusra. Most már megvan a második technikánk arra, hogynöveljük az elérési út hosszúságát: Két busz tervbl három busz terv lesz. 4-26.ábra: Három busz kód az ILOAD végrehajtása számára: CÍMKE MKÖDÉS MAGYARÁZAT iload1 MAR=MBRU+LV;rd MAR=lokális változó címe iload2 MAR=SP=SP+1 PC a legújabb fenti veremre mutat; elkészíti az írást iload3 PC=PC+1;fetch;wr Inc PC;kapja a következ opkódot; írja a legfels verembe iload4 TOS=MDR Update TOS iload5 PC=PC+1;fetch;goto (MBR) MBR-ben már van opkód; elhozza az index byte-ot A Fetch Unit utasítás Mindkét technikát megéri használni, de ahhoz, hogy nagyfokú fejldést érjünk el, sokkal mélyebbre kell jutnunk. Lépjünk vissza és nézzük meg minden utasításnak a mindennapi oldalát: az utasításos mezk elhozása és kiterjesztése. Figyelembe kell vennünk, hogy minden utasításnál a következ mködés fordulhat el: 1. A PC áthalad az ALU-n és növekszik. 2. A PC-t arra használjék, hogy a következ byte-okat az utasításos folyamatba hozza. 3. Az operandokat a memóriából lehet olvasni. 4. Az operandok a memóriába vannak írva. 5. Az ALU végzi a számítást és az eredményeket tárolja. Ha egy utasításnak van egy újabb mezje, akkor minden mezt muszáj határozottan elhozni, egy byte-ot egy alkalommal, és összegyjteni, mieltt használjuk. Egy mez elhozatala és összegyjtése korlátozza az ALU-t, legalább egy ciklusban byte-onként, abban, hogy növelje a PC-t, és azután újra, hogy összegyjtse az eredményül kapott tárgymutatót vagy az offset-et. Az ALU-t majdnem minden ciklusnál használjuk, különböz mveletekre, amelyeknek az utasítások elhozatalához és a mezk összegyjtéséhez van köze egy utasításon belül, azonkívül az utasítás valódi "munkájához". A f ciklus túlságos átfedése miatt szükséges felszabadítani az ALU-t néhány feladat alól. Ez úgy is elérhet, ha bevezetjük a második ALU-t, bár egy teljes

ALU nem szükséges az aktiváláshoz. Figyelembe kell venni, hogy számos esetben az ALU-t egyszeren mint mezt használjuk arra, hogy átmásoljon egy értéket egy regiszterbl a másikba. Ezek a ciklusok kiküszöbölhetek lehetnének azzal, ha bevezetnénk egy újabb adat elérési utat, amely nem menne keresztül az ALU-n. Egy kis haszon is származhat, például, ha TOS-ból és MDR-be, készítünk egy elérési utat, vagy MDR-bl TOS-ba , amiután a stack f szava gyakran át van másolva e között a két regiszter között. A Mic1-ben a betöltés nagy részét el lehet távolítani az ALU-ból úgy, hogy készítünk egy független egységet, hogy elhozza és feldolgozza az utasításokat. Ez az egység, amit IFU-nak (Instruction Fetch Unit) önállóan tudja a PC-t növelni és elhozni a byteokkal a byte-"özön"-bl, mieltt szükség van rájuk. Ez az egység csak egy növelést követel meg, egy körforgás sokkal egyszerbb, mint egy teljes átadás.Továbbvisszük ezt az ötletet, az IFU még össze tud gyjteni 8 és 16 bit operandot, tehát ezek készen állnak a közvetlen használatra bármikor, amikor szükséges. Két módja van annak, hogy ez tökéletes legyen: 1. Az IFU minden operandot tud értelmezni, meghatározva, hogy hány további mez kell az elhozatalhoz, és összegyjti ket egy regiszterbe, készen állva a használatra a f végrehajtó egység által. 2. Az IFU-nak haszna származhat az utasítások jellegének "folyamából" és mindig rendelkezésre állnak a következ 8 és 16 bites darabok, akár van értelmük, akár nincs. A f végrehajtási egység akármit "kérhet", amire csak szüksége van. Bemutatjuk a második terv alapismereteit. Egy egyedüli 8 bit MBR helyett most két MBR van: a 8 bit MBR1 és a 16bit MBR2. Az IFU nyomokat hagy a legkorábbi byteokban, felhasználva a f végrehajtási egységet.

***[250-253] Nem érkezett meg. Herpai Györgyi:

***[254-257] {Kiss Róbert 254.-257.oldal} 254. Elnevezés Mveletek Magyarázatok Nop1 goto(MBR) Elágazás a következ utasításhoz Iadd1 MAR = SP = SP-1;rd Beolvasni a tetvel szomszédos szót a verembe Iadd2 H = TOS H = a verem tet Iadd3 MDR = TOS = MDR+H;wr;goto(MBR1) A veremhez adni két szót ,beírni az új veremtett Isub1 MAR = SP = SP-1;rd Beírni a tetvel szomszédos szót a verembe Isub2 H = TOS H = a verem tet Isub3 MDR = TOS = MDR-H;wr;goto(MBR1) A TOS-t kivonni a lehívott TOS-1-bl Iand1 MAR = SP = SP-1;rd Beírni a tetvel szomszédos szót a verembe Iand2 H = TOS H = a verem tet Iand3 MDR = TOS = MDR AND H;wr;goto(MBR1) A lehívott TOS-t AND utasítással összekötni a TOS-sal Ior1 MAR = SP = SP-1;rd Beírni a tetvel szomszédos szót a verembe Ior2 H = TOS H = a verem tet Ior3 MDR = TOS = MDR OR H;wr;goto(MBR1) A lehívott TOS-t OR utasítással összekötni a TOS-sal Dup1 MAR = SP = SP+1 Növelni SP-t ,bemásolni MAR-ba Dup2 MDR = TOS;wr;goto(MBR1) Beírni az új verem-szót Pop1 MAR = SP = SP-1;rd Beírni a tetvel szomszédos szót a verembe Pop2 Várni a beírásra Pop3 TOS = MDR;goto(MBR1) Bemásolni az új szót a TOS-ba Swap1 MAR = SP-1;rd Kiolvasni a második szót a verembl Swap2 MAR = SP Elkészülni új második szó írására Swap3 H = MDR;wr Kimenteni az új TOS-t ,második szótbeírni a verembe Swap4 MDR = TOS A régi TOS-t bemásolni MDR-be Swap5 MAR = SP-1;wr A régi TOS-t beírni a verem második helyére Swap6 TOS = H;goto(MBR1) Tos-t felül írni Bipush1 SP = MAR = SP+1 MAR-t beállítani az új verem tet írására Bipush2 MDR = TOS = MBR1;wr;goto(MBR1) A vermet felülírni a TOS-ban és tárolni Iload1 MAR = LV+BR1U;rd LV + index mozgatása MAR-ra ,operandus beolvasása Iload2 MAR = SP =SP+1 SP növelése ,az új SP mozgatása MAR-ra Iload3 TOS = MDR;wr;goto(MBR1) A vermet felülírni a TOS-ban és tárolni Istore1 MAR = LV+MBR1U MAR-t beállítani LV + index-re Istore2 MDR = TOS;wr TOS-t másolni tároláshoz Istore3 MAR = SP = SP-1;rd SP-t csökkenteni ,beolvasni az új TOS-t

Istore4 Várni a beolvasásra Istore5 TOS = MDR;goto(MBR1) TOS-t felülírni Wide1 goto(MBR1 OR 0x100) A következ cím 0x100 or utasítás gépi kóddal Wide_iload1 MAR = LV+MBR2U;rd;goto iload2 Azonos iload1-gyel ,a 2-byte-os index alkalmazásával Wide_istore1 MAR = LV+MBR2U;goto istore2 Azonos istore1-gyel ,a 2-byte-os index alkalmazásával Ldc_w1 MAR = CPP+MBR2U;rd;goto iload2 Ugyanaz ,mint a széles_iload1 ,a CPP leindexelésével Iinc1 MAR = LV+MBR1U;rd MAR beállítása LV+indexre beolvasásra Iinc2 H = MBR1 H beállítása konstansra Iinc3 MDR = MDR+H;wr;goto(MBR1) Növelni a konstanssal és felülírni Goto1 H = PC-1 PC-t bemásolni H-ra Goto2 PC = H+MBR2 Hozzáadni eltolást és PC-t felülírni Goto3 Várni az utasítást lehívó egységre ,hogy lehívja a gépiutasítást Goto4 goto(MBR1) Elküldeni a következ utasításhoz Iflt1 MAR = SP = SP-1;rd Beolvasni a tetvel szomszédos szót a verembe Iflt2 OPC = TOS A TOS-t kimenteni átmenetileg az OPCben Iflt3 TOS = MDR Új verem tett helyezni a TOS-ba Iflt4 N = OPC;if (N) goto T;else goto F Elágazás az N biten 4-30.ábra : Mikroprogram a Mic-2 integrált áramkörhöz(2/1)

255 Elnevezés Ifeq1 Ifeq2 Ifeq3 Ifeq4 If_icmpeq1 If_icmpeq2 If_icmpeq3 If_icmpeq4 If_icmpeq5 If_icmpeq6 goto F T F F2 Invokevirtual1 Invokevirtual2

Mveletek MAR = SP = SP-1;rd OPC = TOS TOS = MDR Z = OPC;if (Z) goto T;else goto F MAR = SP = SP-1;rd MAR = SP = SP-1 H = MDR;rd OPC = TOS TOS = MDR Z = H-OPC;if (Z) goto T;else goto F H = PC-1;goto goto2 H = MBR2 goto(MBR1) MAR = CPP+MBR2U;rd OPC = PC

Magyarázatok Beírni atetvel szomszédos szót a verembe A TOS-t kimenteni átmenetileg az OPC-ben Új verem tett helyezni a TOS-ba Elágazás a Zbiten Beírni a tetvel szomszédos szót a verembe MAR beállítása az új verem tet beírására Bemásolni H-ba a második verem szót A TOS-t kimenteni átmenetileg az OPC-ben Új verem tett helyezni a TOS-ba Ha a két tet szó azonos ,goto T ,egyébként Ugyanaz ,mint goto1 MBR2-ben byte-ok érintése érvénytelenítésre MAR-ban címeket adni a mvelet-mutatóknak OPC-ben kimenteni RETURN PC-t

Invokevirtual3 PC = MDR PC-t a mveletkód els byte-jára állítani Invokevirtual4 TOS = SP-MBR2U TOS = az OBJREF-1 címe Invokevirtual5 TOS = MAR = H = TOS+1 TOS = az OBJREF címe Invokevirtual6 MDR = SP+MBR2U+1;wr OBJREF-t felülírni a kapcsolat-mutatóval Invokevirtual7 MAR = SP = MDR SP és MAR beállítása olyan helyzetbe ,hogy megtartsuk a régi PC-t Invokevirtual8 MDR = OPC;wr Elkészülni a régi PC kimentésére Invokevirtual9 MAR = SP = SP+1 Megnövelni SP-t olyan helyzetbe ,hogy megtartsuk a régi LV-t Invokevirtual10 MDR = LV;wr A régi LV kimentése Invokevirtual11 LV = TOS;goto(MBR1) LV beállítása a 0-dik paraméterre Ireturn1 MAR = SP = LV;rd SP és MAR átállítása a kapcsolati mutató beolvasására Ireturn2 Várni a kapcsolati mutatóra Ireturn3 LV = MAR = MDR;rd LV és MAR beállítása akapcsolati mutatóra ,a régi PC beolvasása Ireturn4 MAR = LV+1 MAR beállítása a régi LV-re ,régi LV beolvasása Ireturn5 PC = MDR;rd PC visszaállítása Ireturn6 MAR = SP Ireturn7 LV = MDR LV visszaállítása Ireturn8 MDR = TOS;wr;goto(MBR1) A visszatérítési érték kimentése az eredeti verem tetn 4-30.ábra : Mikroprogram a Mic-2 integrált áramkörhz(2/2) az ALU és léptet vezérli ket és ezt követi az eredmények visszaírása a regiszterekbe Az utasítást lehívó egység /IFU/ kivételével párhuzamosság nincs jelen. Párhuzamosság betoldása reális lehetség Amint korábban említettük ,az óra ciklust azon id korlátozza ,amely a jelek adatpályán át történ terjedéséhez szükséges. A 4-3 ábra mutatja a késleltetés letörését a különböz komponensek által az egyes ciklusok alatt. A tényleges adatpálya ciklusnak három f komponense van : 1. Azon id ,amely a kiválasztott regisztereknek az A és B buszokba vezérléséhez szükséges. 2. Azon id ,amely az ALU és a léptet munkájának elvégzéséhez szükséges 3. Azon id ,amely az eredményeknek a regiszterekbe történ visszajuttatásához és tárolásához szükséges. A 4-31 ábrán látjuk az új három buszos szerkezetet ,beleértve az IFU-t ,három kiegészít átmeneti tárolóval (regiszterek), egy közbeiktatva az egyes buszok közepére.

256-257 Minden egyes cikluson írva vannak az átmeneti tárolók. Valójában a regiszterek az adatpályát három különálló részre osztják ,amelyek egymástól függetlenül mködhetnek. Erre úgy fogunk hivatkozni mint a Mic-3 ,vagy a "futószalag technikás" modell. {ÁBRA:} A f memóriától és -hoz A memóriát vezérl regiszterek Utasítást lehívó egység (IFU) Vezérl jelek : engedélyez a B buszba a C buszt a regiszterhez írja C átmeneti tároló A átmeneti tároló B átmeneti tároló ALU = aritmetikai és logikai egység Shifter = léptet 4-31. ábra : A Mic-3 integrált áramkörben alkalmazott három buszos adatpálya Ezen kiegészít regiszterek hogyan tudnak esetleg segíteni? Nos ,az adatpálya használatához három óra ciklusra van szükség ,egy az A és B átmeneti tárolók feltöltéséhez ,egy a futtatáshoz ,az ALU-hoz és léptethöz és a C átmeneti tároló feltöltéséhez és egy a C átmeneti tárolónak a regiszterbe történ visszatárolásához. rültek vagyunk?(Megjegyzés: Nem.) Az átmeneti tárolók közbeiktatásának lényege ketts: 1. Felgyorsítjuk az órát ,mivel a maximális késleltetés most rövidebb. 2. Minden ciklus alatt használjuk az adatpálya minden részét. Az adatpálya három részre osztásával csökkent a maximális késleltetés ,azzal az eredménnyel ,hogy az óra frekvencia magasabb lett. Tételezzük fel hogy az adatpálya ciklust három idintervallumra osztva ,ezek mindegyike az eredetinél kb. 1/3-dal rövidebb ,így megháromszorozhatjuk az óra sebességét.(Ez nem teljesen reális ,mivel az adatpályába kettvel több regisztert vittünk be ,de els közelítésben elfogadható) Mivel feltételeztük ,hogy valamennyi memória beolvasását és beírását ki lehet elégíteni az els szint chachetárából és ez ugyanazon anyagból készült mint a regiszterek ,feltehetjük továbbá ,hogy a memória mvelet egy ciklust foglal el. Bár a gyakorlatban ezt nem könny elérni. A második pont inkább az átbocsátással ,mint az egyes utasításokkal foglalkozik A Mic-2-ben az egyes óra ciklusok els és harmadik részében az ALU inaktív. Az adatpályát három részre osztva az ALU-t minden egyes ciklusban használhatjuk ,háromszor annyi munkát nyerhetünk a gépbl. Lássuk most ,hogyan mködik a Mic-3 adatpályája. Indítás eltt az átmeneti tárolók kezeléséhez egy jelzésrendszerre van szükségünk. Nyilvánvaló ,hogy az átmeneti tárolókat A,B,C-nek

nevezzük és ezeket regiszterként kezeljük ,szem eltt tartva az adatpálya kényszereit. A 4-32 ábra egy kód sorrend példát mutat ,a SWAP megvalósítását a Mic-2-re. Swap1 MAR = SP-1;rd A verembl olvasni a második szót ,a MAR-t SP-re állítani Swap2 MAR = SP Elkészíteni a második szó beírását Swap3 H = MDR; wr Elmenteni az új TOS-t ,a második szót a verembe írni Swap4 MDR = TOS A régi TOS-t másolni az MDR-be Swap5 MAR = SP-1;wr A régi TOS-t a verem második helyére írni Swap6 TOS = H;goto(MBR1) A TOS-t felülírni 4-32.ábra: A Mic-2 integrált áramkör kódja a memóriák közötti átvitelhez. Valósítsuk meg most újra ezt a sorrendet a Mic-3-on. Emlékezzünk arra ,hogy az adatpálya most három ciklus mködését igényli ,egy tölti A-t és B-t ,egy végrehajtja a mveletet és feltölti C-t és ,egy visszaírja az eredményeket a regiszterekbe. Ezen részek mindegyikét mikrolépésnek fogjuk nevezni. A 4-33 ábra mutatja a SWAP megvalósítást a Mic-3-ra. Az 1 ciklusban indulunk a swap1-gyel SP-t B-be másolva. Nem számít ,hogy A-ban mi történik ,mivel 1 kivonása B-bl ENA-t érvényteleníti(lásd 4-2 ábrát).

***[258-261] 258-261 oldal Borbély Gábor (KPM I.)
olyan hozzárendeléseket mutatnak, amiket a gép nem használ. A 2-es ciklusban elvégezzük a kivonást. A 3-as ciklusban az eredmény a MAR-ban tárolódik és a 3-as ciklus végén elkezddik az olvasási mvelet (miután a MAR-t eltároltuk). Mivel a memóriaolvasások most egy ciklust igényelnek, ez az egy csak a 4-es ciklus végén végez, ezt jelöli az MDR-hez való

hozzárendelés a 4-es ciklusban. Az MDR-ben lév értéket nem lehet az 5-ös ciklus eltt olvasni. Most menjünk vissza a 2-es ciklushoz. Most elkezdhetjük csere2-t mikrolépésekké bontani, és ezeket el is indíthatjuk. A 2-es ciklusban SP-t B-be másolhatjuk, aztán keresztülfuttathatjuk az ALU-n a 3-as ciklusban és végül tárolhatjuk a MAR-ba a 4-es ciklusban. Eddig minden rendben. Tisztában kell lennünk azzal, hogy ha ilyen mértékben tudunk haladni, hogy minden ciklusban új mikroutasítást indítunk, sikerül megtripláznunk a gép sebességét. Ez az elny onnan jön, hogy minden óraciklusra új mikroutasítást adhatunk ki, és a Mic-3-nak háromszor annyi óraciklusa van egy másodperc alatt, mint a Mic-2-nek. Tulajdonképpen egy csvezetékes CPU-t építettünk (pipelined CPU). Sajnos akadályba ütköztünk a 3-as ciklusban. El szeretnénk kezdeni dolgozni csere3-mon, de az els, amit az tesz, hogy keresztülfuttatja az MDR-t az ALU-n, és az MDR csak az 5-ös ciklus elejére lesz elérhet a memóriából. Azt a helyzetet, amikor egy mikrolépés nem tud elindulni, mert vár arra az eredményre, amit az elz

mikrolépés még nem állított el, valós függésnek (true dependence) vagy RAW függésnek (RAW dependence) nevezzük. A függéseket gyakran kockázatnak (hazard) hívják. A RAW az angol Read After Write (olvasás írás után) rövidítése, jelzi, hogy egy mikrolépés egy olyan regisztert akar olvasni, ami még nincs megírva. Az egyetlen ésszer dolog, amit tehetünk, az az, hogy késleltetjük csere3 elindítását amíg az MDR igénybe vehet nem lesz, az 5-ös ciklusban. Egy szükséges értékre várás miatti leállást várakozásnak (stalling) hívjuk. Ezután folytathatjuk, hogy minden ciklusban mikroutasításokat kezdünk, mivel már nincsenek függések, bár a csere6-nak éppen csak sikerül elkerülnie, hiszen H-t olvassa a ciklusban, miután azt csere3 beírta. Ha csere5 próbálta volna H-t olvasni, várakoznia kellett volna egy ciklust.

Annak ellenére, hogy a Mic-3 program több ciklust igényel, mint a Mic-2 program, mégis gyorsabban fut. Ha a Mic-3 ciklusidejét T nsec jelöli, akkor Mic-3-nak 11 T nsec-ra van szüksége, hogy végrehajtsa a CSERÉ-t. Ellenben a Mic-2-nek 6 ciklusra van szüksége, mindegyik 3 T-s, az összesen 18 T. A csvezeték gyorsított a gépen, még akkor is, ha egyszer várakoznunk kellett, hogy elkerüljünk egy függést. A csvezeték egy kulcsfontosságú technika az összes modern CPU-ban, ezért fontos jól megérteni. A 4-34. ábrán a 4-31. ábra adatpályáját látjuk, grafikusan csvezetéknek ábrázolva. Az els oszlop mutatja be, mi történik az 1-es ciklus során, a második a 2-es ciklust, és így tovább (feltételezve, hogy nincs várakozás). Az árnyékolt terület az 1-es ciklusban az 1-es utasításnál azt jelzi, hogy az IFU el van foglalva az 1-es utasítás lehívásával. Egy órajellel késbb, a 2-es ciklus során az 1-es utasításhoz szükséges regisztereket betöltjük az A és B tárolókba, míg egyidben az IFU el van foglalva a 2-es utasítás lehívásával, amit megint a 2-es ciklusbeli két árnyékolt téglalap mutat. A 3-as ciklus során az 1-es utasítás az ALU-t és az léptett használja mveletének elvégzéséhez, az A és B tároló a 2-es utasítás számára feltöltésre kerül, és lehívjuk a 3-as utasítást. Végül a 4-es ciklus során egyszerre négy utasításon dolgozunk. Az 1-es utasítás eredményei eltárolásra kerülnek, a 2-es utasítás számára végrehajtódik az ALU munkája, az A és B tárolókat feltöltjük a 3-as utasítás számára, és lehívjuk a 4-es utasítást. Ha bemutattuk volna az 5-ös és a rákövetkez ciklusokat, a mintázat ugyanolyan lett volna, mint a 4-es ciklusban: az adatpálya mind a 4 része, amelyek képesek egymástól függetlenül dolgozni, így is tennének. Ez a tervezés egy 4-szintes csvezetéket képvisel; utasításlehívás, operandus elérés, ALU mveletek és regiszterekbe visszaírás számára vannak szintek. Ez hasonló a 2-4(a). ábrán látható csvezetékhez, kivéve, hogy itt nincs a dekódoló szint. A legfontosabb azt megérteni, hogy noha egy különálló utasítás elvégzéséhez négy óraciklus szükséges, egy új utasítás indul, és egy régi utasítás végez. A 4-34. ábrát máshogy is nézhetjük, úgy, hogy vízszintesen követünk minden egyes utasítást az oldalon. Az 1-es utasítást nézve, az 1-es ciklusban az IFU dolgozik rajta. A 2-es

ciklusban a regiszterei az A és B buszokra kerülnek. A 3-as ciklusban az ALU és az léptet dolgozik számára. Végül a 4-es ciklusban az eredményei eltárolódnak a regiszterekbe. Itt megjegyzend, hogy a hardver négy része áll rendelkezésre, és minden egyes ciklus során egy adott utasítás csak az egyiket használja, ezzel felszabadítva a többi részt más utasítások számára. A mi csvezetékes tervezetünket hasznos párhuzamba állítani egy gyári futószalaggal, amely autókat állít össze. Hogy elvonatkoztassuk a modell lényegét, képzeljük el, hogy minden percben elütnek egy nagy gongot, és ebben az idben minden autó egy állomással továbbmozdul a szalagon. A munkások minden egyes állomáson végrehajtanak valamilyen mveletet azon autón, amely éppen elttük áll, mint hozzáillesztik a kormánykereket vagy beszerelik a féket. Minden gongütéskor (1 ciklus) egy új autót tesznek a futószalag elejére, és egy kész autó gördül le a végérl. Eképpen, még ha többszáz ciklus, míg egy autó elkészül, akkor is, minden ciklusban egy teljes autó készen van. A gyár percenként egy autót el tud állítani, függetlenül attól, hogy valójában meddig tart egy autó összeállítása. Ez a csvezeték ereje, és ez ugyanúgy vonatkozik CPU-kra, mint autógyárakra.

4.4.5 A hétszintes csvezeték: a Mic-4
Az egyik lényeges pont, amit elszépítettünk, az az a tény, hogy minden mikroutasítás kiválasztja a maga után következt. A legtöbbjük csak a jelenlegi sorozatból válsztja ki a következt, de az utolsó, mint csere6, gyakran egy többutas ágat képez, amely eldugítja a csvezetéket, mivel ez után lehetetlen folytatni az elre lehívást. Egy jobb módszert kell találnunk, hogy leküzdjük ezt a pontot. A következ (és utolsó) mikroarchitektúra a Mic-4. A f részeit a 4-35. ábra szemlélteti, de tekintélyes mennyiség részletet kihagytunk az átláthatóság kedvéért. Mint a Mic-3, ez is rendelkezik IFU-val, amely elre lehív szavakat a memóriából és fenntartja a különféle MBR-eket.

Az IFU beérkez byte-áramlatot betölti egy új összetevbe is, a dekódoló egységbe (decoding unit). Ez az egység rendelkezik egy bels ROM-mal, amit az IJVM gépi utasítás indexel. Minden bejegyzés (sor) két részbl áll: az IJVM utasításnak a hossza és egy index

egy másik ROM-ba, a mikro-mvelet ROM-ba. Az IJVM utasítás hossza arra szolgál, hogy lehetvé tegye a dekódoló egység számára a beérkez byte-áramlat utasításokká tördelését, és így az mindig tudja, mely byte-ok a gépi utasítások és melyek az operandusok. Ha az aktuális utasításhossz 1 byte (pl. POP), akkor a dekódoló egység tudja, hogy a következ byte egy gépi utasítás. Ha azonban az aktuális utasításhossz 2 byte, akkor a

***[262-265] Fordította: Pató Tímea e-mail:h938745@stud.u-szeged.hu 262-265. oldal

a dekodoló egység felismeri, hogy a következ byte egy operandus, amit közvetlenül egy másik opcode követ. Mikor a WIDE eltag megjelenik, a következ byte átalakul egy speciális széles opcode-dá, pl: WIDE+ILOAD WIDE_ILOAD-dá válik. A dekodóló egység az indexet elküldi egy mikroeljárásó ROM-ba, amit talált a táblázatban a következ komponensnek a soroló egységét (queueing unit-ot). Ez az egység néhány logikai plusz információt tartalmaz a két bels táblázathoz, egyet a ROM-ban, egyet a RAM-ban. A ROM tartalmazza a mikroprogramokat, amelyben minden egyes IJVM utasításnak van száma az egymásra következ bejegyzésekrl, amit mikroeljárásnak hívunk. A bejegyzések általában rendben vannak, így az a trükk, hogy pl: WIDE_ILOAD2 elágazás az ILOAD2-be, a Mic-2-ben nincs engedélyezve. Minden egyes IJVM sorozat esetenként kiíródik egy teljes duplasorozatba. A mikroeljárások hasonlóak a Fig.4-5 mikroutasításaihoz, kivéve a NEXT_ADDRESS és JAM mezk hiányoznak és az új kódolt mezknek szüksége van arra, hogy elírja az A busz bemenetét. A két új bit szintén adott: Final és Goto. A Final bit minden egyes IJVM mikro-eljárás sorozat utolsó mikroeljárásánál van beállítva, hogy jelezze azt. A Goto bit úgy van beállítva, hogy jelölje a mikroeljárásokat, ahol feltételes mikroelágazások vannak. Ezek formátumai különböznek a normál mikroeljárásoktól, pl: a JAM bitek és az index, amely a mikroeljárású ROM-ba megy. A mikroutasításokat, amelyeket elzleg hoztunk létre az adatmezvel és végrehajtottak egy feltételes mikroelágazást is, most be kell állítani két mikro-eljárásba. A sorolóegység a következképpen mködik: kap egy mikroeljárású ROM indexet a dekódoló egységtl, aztán megkeresi a mikroeljárást és bemásolja egy bels sorba. Aztán bemásolja a következ mikroeljárást a sorba ugyanígy és így tovább. Ezt addig folytatja, amíg a Final bittel nem ütközik. Bemásolja ezt is, majd leáll. Feltéve, hogy ütközik egy mikroeljárás egy Goto bittel és még mindig van bven hely balra a sorban, a dekódoló egység küld egy igazoló jelet vissza a dekódoló egységhez. Amikor a dekódoló egység érzékeli ezt a visszaigazolást, a következ IJVM utasítás indexét elküldi a soroló egységbe. Ezen a módon az IJVM utasítás sorozat végül átváltozik mikroeljárások sorozatává a sorban. Ezek a mikroeljárások töltik a MIR-ekbe, amelyek jeleket küldenek, hogy kontrolálják az adatmezt. Azonban van egy másik tényez, amelyet figyelembe kell venniük. A mezk az egyes mikroeljárásokban nem aktívak ugyanabban az idben. Az A és B mez aktív az els ciklus alatt, az ALU mez aktív a második ciklus alatt, a C mez a harmadik ciklus alatt aktív és a memória eljárásmveletek a negyedik ciklusban következnek be. Ahhoz, hogy ezt amunkát megfelelen elvégezze, bevezetünk négy független MIR-t a Fig.4-35-ben. Minden egyes óraciklus kezdetén (w id a Fig.4-3-ban) a MIR3 átmásolódik a MIR4-be. A MIR2 a MIR3-ba, a MIR1 pedig a MIR2-be és a MIR1-be

betltdik egy új mikroeljárással a mikroeljárás sorból. Aztán minden egyes MIR elállítja a kontroll jeleit, de ezek közül csak néhányat használ. Az A és a B mezt a MIR1-bl a regiszterek kiválasztására használják, hogy vezesse az A és B zárakat, de az ALU mezt a MIR1-ben nem használják és nem kapcsolódik semmi máshoz az adatmezben. Egy óraciklussal késbb ez a mikroeljárás átmegy a MIR2-be és a regiszterek, amelyeket kiválasztott most biztonságosan az A és a B zárban vannak, hogy várják, hogy valami érdekes történjen. Ennek ALU mezjét az ALU vezérlésére használjuk. A következ ciklusban a C mez visszaírja az eredményeket a regiszterekbe. Ezt követen átmegy a MIR4-be és elindítja a szükséges memóriaeljárásokat a most letöltött MAR (és MDR az íráshoz) felhasználásával. Az utolsó ami a MIC-4-hez még szükséges: a mikroelágazások. Néhány IJVM utasítás, mint pl: IFLT, ahhoz szükséges, hogy feltételesen megalapozza az elágazást, amit N bitnek nevezünk. Ha egy mikroelágazás bekövetkezik a csrendszer nem tud tovább mködni. Ahhoz, hogy ezzel megbirkózzunk, egy Goto bitet adtunk a mikroeljáráshoz. Mikor a soroló egység ütközik a mikroeljárás során ezzel a bittel, amíg átmásolja a sorba, felismeri, hogy probléma van eltte és megakadályozza abban, hogy küldjön egy visszaigazolást a dekódoló egységnek. Ekkor a gép leáll ennél a pontnál, amíg a mikroelágazás feloldódik. Valószínleg néhány IJVM utasításon kívül már az eljárás is benne van a dekódoló egységben (de a soroló egységben nem), mivel nem küldte vissza az igazoló (azaz folytonos) jelet, amikor ütközött a mikroeljárás a Goto bittel. Speciális hardware és mechanizmusok szükségesek ahhoz, hogy letisztázzák ezt a zavart és visszatérjen az eredeti folyamathoz, de ez már nem ennek a könyvnek a témája. Mikor Edsger Dijkstra híres jegyzetét megírta a Goto állapot megfigyelt veszélyei címmel (Dijkstra, 1968), még nem tudta, hogy mennyire igaza volt. Hosszú utat tettünk meg a Mic-1 óta. A Mic-1 egy egyszer része volt a hardwarenek, majdnem a software-re jellemz. A Mic-4 egy nagymérv csrendszer tervezet 7 állapottal és jóval összetettebb hardware-rel. A csrendszert sematikusan mutatja a Fig. 4-36, a bekarikázott számok feloldását, melynek elemeit a Fig. 4-35 tartalmazza. A Mic-4 automatikusan oda-visszaszállítja a byte sorozatot a memóriából, dekódolja azokat az IJVM utasításokhoz, konvertálja azokat a ROM használat mikroeljárás sorozatához és sorba rendezi a használathoz, ahogyan az szükséges. A csrendszer els három állapota köthet az adatmez órájához, kívánság szerint, de ez nem mindig megfelelen mködik. Például az IFU nem tud természetesen adagolni egy új IJVM opcode-t a dekódoló egységbe minden óraciklusban, mert az IJVM utasítások több ciklusra tagolódnak, alkalmazásra és kódra, melyek gyorsan telítdnek. IFUDecoderQueueOperandsExecWrite backMemory Figure 4-36. A Mic-4-es csrendszer Minden egyes óraciklus alatt a MIR-ek elretolódnak és a mikroeljárások a sor alján bemásolódnak a MIR1-be, hogy elkezdjék az alkalmazást. Az ellenrz jelek a négy MIR-bl aztán szétáramlanak az adatmezk között, amelyek a mködés elindítását eredményezik. Minden egyes MIR ellenrzi az adatmez egy különböz részét, ugyanígy különböz mikrolépéseit. Ebben a tervezetben alaposan megvizsgáljuk a CPU csrendszerét, amely engedélyezi az egyéni lépéseket, melyek nagyon rövidek, így az órafrekvencia magas. Sok CPU-t

terveznek alapveten ilyen módon, különösen azokat, amelyek végrehajtják a régebbi utasítás készletet (CISC). Például a Pentium II-es végrehajtása koncepciójában hasonló a Mic-4 néhány szempontjában, mint ahogy ezt a következ fejezetben késbb látni fogjuk.

4.5 Fejld teljesítmény
A komputervállalatok arra törekednek, hogy rendszereik olyan gyorsan fussanak, amennyire csak lehetséges. Ebben a fejezetben számos kutatás alatt álló fejlett technikát ismerünk meg, melyek a rendszerteljesítmény (elssorban CPU és memória) fejlesztését célozzák. A komputeriparban jelenlev ers versenynek köszönheten az idbeni eltérés olyan új kutatási ötletek, amelyek gyorsítják a számítógépeket és a megvalósulások között igen rövid. Következésképpen a szemléletek legtöbbje (amelyeket most fogunk megvitatni) már használatban vannak a létez termékek széles körében. A szemléletek amiket megvitatunk, hozzávetlegesen két kategóriára oszthatók: a teljesítmény fejlesztésekre és a gépi fejlesztésekre. A teljesítmény fejlesztések egy új CPU vagy memória építésének módszere, hogy a rendszert gyorsabbá tegyék anélkül, hogy változtatnának a gépen. A teljesítmény módosítása a gép változtatása nélkül azt jelenti, hogy a régi programok is futnak az új gépeken, ami egy f eladási szempont. Egyik módja a teljesítmény növelésének, hogy gyorsabb órát alkalmaznak, de ez nem az egyetlen mód. A teljesítmény nyereség 80386-tól a 80486-on, a Pentium-on, a Pentium Pro-n, a Pentium II-n át a jobb kivitelezésnek tulajdonítható úgy , hogy a gépezet lényegében ugyanaz marad. A fejlesztések néhány fajtáját csak a gépek változtatásával lehet megvalósítani. Néha ezek a változtatások elnyösek mint például utasítások vagy regiszterek hozzáadása, így a régi programok új modelleken is tudnak futni. Abban az esetben, ha egy teljesen új teljesítményt akarunk kapni, a software-t bizonyára változtatni kell, vagy legalább újra össze kell állítani egy új compiler-rel, hogy az új tulajdonságokból elnyt kovácsoljunk. Azonban nagy ritkán a fejlesztk felismerték, hogy a régi gépezet túlélte használhatóságát és az egyetlen módja, hogy fejlesszék, ha az egészet újra kezdik. A RISC forradalom az 1980-as években egy ilyen áttörés volt, a másik a mai napig folyamatban van. Ezt egy példán keresztül is megismerjük (Intel IA-64) az 5. fejezetben. Fejezetünk hátralev részében, négy különboz technikát ismerünk meg a CPU teljesítmény növelésére. Három jól kiépített teljesítmény-fejlesztéssel kezdünk, aztán a negyediket is megismerjük, amihez egy kis technikai segítségre van szükség, hogy a legjobban mködjön. Ezek a technikák: gyorsító tár (cache memory), elágazás elrejelzés (branch prediction), rendszeren kívüli alkalmazások regiszter újra nevezéssel (out-of-order execution with register renaming) és az elméleti alkalmazás (speculative execution).

4.5.1 Gyorsító tár (cache memory)
A történelem folyamán a komputer tervezés egyik legnagyobb kihívása, hogy képesek legyenek létrehozni egy olyan memóriarendszert, ahol a processzorok operandus ellátása a lehet leggyorsabb. A processzsebesség jelenlegi magas szintje nem jár

együtt megfelel sebesség növekedéssel a memóriákban. A CPU-hoz képest a memóriák egyre lassulnak évtizedek óta. Mivel az elsdleges memóriának nagy jelentsége van, ez nagy mértékben korlátozza a magas teljesítmény rendszerek fejldését és arra ösztönzi a kutatást, hogy számos módon sort kerítsenek a memória sebesség probléma megoldására, mivel ez sokkal lassabb a CPU sebességénél, vagyis kb. egyre rosszabb minden évben. A modern processzorok nagy igénybe vételt jelentenek a memória rendszer számára, úgy mint a késlekedés idszakai (késlekedés az operandus betöltése során) és a sávszélesség (az adatmennyiség idegység alatti betöltése). Sajnos ezzel a két tényezvel a memória rendszerben igen hadilábon állunk. Sok technika van sávszélesség növelésére, de ez csak a késlekedés növelésével érhet el. Például azok a csrendszer technikák amelyeket a Mic-3-ban használnak, olyan memóriarendszert alkalmaznak, amely memóriája multiprogramozható, átlapozható és hatékonyan kezeli a kéréseket. Sajnos, mint a Mic-3-nál, ennek következménye, hogy nagyobb késedelmet okoz az egyéni memóriaeljárások során. Ahogy a processzor idsebessége növekszik, egyre bonyolultabbá válik, hogy a memóra rendszert ellássa a betöltött operandusokkal egy vagy két óraciklus alatt. A probléma megoldás egyik módja a tárak megosztása. Mint ahogy a 2.2.5. fejezetben láttuk, a tár egy kicsi, gyors memóriában tartja a legutóbb használt memóriaszavakat, növelve ezzel az elérési sebességet. Ha a szükséges memóriaszavak igen nagy százalékban vannak a tárban, akkor a tényleges memória késlekedése nagymértékben csökken. A sávszélesség és a késedelem fejlesztésének egyik hatékony technikája, hogy multiprogramozható tárakat használunk. Az alaptechnika, hogy a gyakran használatos szavakat egy elkülönített tárban tároljuk az utasítások és adatok számára. Több elnye is van, hogy elkülönítjük a tárakat az utasítások és adatok számára, amit gyakran elkülönített tárnak (split cache-nek) hívunk. Elször is a memória-eljárások függetlenül elindulhatnek minden egyes tárban, a memóriarendszer sávszélessége ténylegesen megduplázódik. Ez az amiért ésszer 2 különálló memóriaportot teremteni, ahogy ezt a Mic-1-ben is láttuk, hogy minden egyes portnak külön tára legyen. Megjegyezzük, hogy minden egyes tár külön képes elérni a fmemóriát. Manapság sok memóriarendszer sokkal bonyolultabb, mint ez, és egy pótlólagos tár, amit 2.szint tárnak (level 2 cache-nek) hívunk, amely az utasítás- és adattárak valamint a fmemória között van. Valójában három vagy többszint tárak is lehetnek, attól függen, ahogy az igényesebb memóriarendszerek megkövetelik. A Fig. 4-37ben egy háromszint tárral ellátott rendszert láttunk. A CPU chip maga is tartalmaz kis utasítás tárat és egy kis adattárat, általában 16-tól 64 KB-ig. Van még kétszint tár, amely nincs a CPU chipben, de tartalmazhatja ezt a CPU csomag, közvetlenül a CPU chip mellett és kapcsolódva ehhez egy nagy sebesség mezn keresztül. Ez a tár általában..

***[266-269] Az L2 cache tipikus mérete 512 kB és 1 MB közötti. A 3. szint cache a processzoron található és egy néhány MB SRAM-ot tartalmaz, amely sokkal gyorsabb, mint a f DRAM memória. A cache-ek többnyire összetettek, az 1-es szint cache teljes tartalma a 2-es szint cache-ben van, a 2-es szint cache-t viszont a 3-as tartalmazza. A cache-ek két fajta címzési módtól függenek ahhoz, hogy elérjék a céljukat. Térbeli elhelyezkedése azon a megfigyelésen alapul, hogy a memóriahelyek, amelyek számszerleg azonos címmel rendelkeznek, mint egy már lefoglalt memóriahely, szívesen lesznek lefoglalva a közeljövben. A cache-ek ezt a tulajdonságot az által érik el, hogy több adatot használnak fel, mint amire kérték, azzal a reménnyel, hogy a jövbeni adatkérelmeket elre láthatják. Az ideiglenes elhelyezés akkor fordul el, ha a már lefoglalt memóriahelyeket ismét lefoglalják. Ezt okozhatják például memóriahelyek közel a verem tetejéhez vagy utasítások egy ciklus belsejében. Az ideiglenes helyeket elssorban azért tervezték, hogy biztosítsák egy cache-tévesztés elutasításának lehetségét. Számos cache-helyettesít algoritmus ideiglenes helyeket hoz létre azáltal, hogy visszautasítja azokat a bejegyzéseket, melyeket elzleg nem értek el. Az összes cache a következ modellt használja. A f memória fix blokkokra van osztva, melyeket cache-vonalaknak neveznek. Egy cache-vonal tipikusan 4-64 egymás után álló byte-ból áll. A vonalak számozása 0-nál kezddik egy 32 byte-os vonalmérettel, a 0. számú vonal 0.-31. byte-ig tart, az 1-es számú 32.-63.-ig stb. Bármelyik idpillanatban néhány vonal a cache-ben van. Amikor a memóriára hivatkozunk, a cache-t irányító áramkör leellenrzi, hogy a hivatkozott szó jelenleg a cache-ben van-e. Ha igen, ez az érték használható, megspórolva ezzel egy utat a f memóriához. Ha a szó nincs ott, néhány vonalbejegyzés törlésre kerül a cache-bl, és a szükséges vonal betöltésre kerül a memóriából, vagy az alacsonyabb szint cachebl. Számos variáció létezik erre, de mind közül az ideális az, hogy amennyire csak lehet, meg kell tartani a leggyakrabban használt vonalakat a cache-ben ahhoz, hogy maximalizáljuk a teljesített memóriahivatkozások számát a cache-bl. Közvetlen leképzés (Direct-Mapped) cache-ek A legegyszerbb cache közvetlen leképzés cache-ként ismeretes. Példaként egy egyszeres szint közvetlen leképzés cache látható a 4-38. ábrán. Ez a példa-cache 2048 bejegyzést tartalmaz. Minden bejegyzés (sor) pontosan egy cache-vonalat tartalmazhat a f memóriából. Egy 32 byte-os cache-vonalmérettel (ezen a példán) a cache 64 kB-ot tartalmazhat. Mindegyik cache-bejegyzés három részbl áll: 1. A Valid bit jelzi, hogy ebben a bejegyzésben van-e érvényes adat. Amikor a rendszer indul, az összes bejegyzés invalid értéket kap. 2. A Tag mez egy egyedülálló, 16 bites értéket tartalmaz, mely azonosítja a megfelel memóriavonalat, amelybl az adat származik. 3. A Data mez a memóriában található adat másolatát tartalmazza. Ez a mez egy 32 byte-os cache-vonalat tartalmaz. Egy közvetlen elérés cache-ben egy adott memóriaszó pontosan egy helyen tárolható a cache-ben. Adott egy memóriacím és csak egy hely van, ahol a cache-ben kereshetjük. Ha nincs ott, akkor nincs a cache-ben. A cache-ben történ tárolás és adatkinyerés érdekében a címet négy részre törik, amit a 4-38.(b) ábra mutat.

1. A TAG mez egy cache-bejegyzésben tárolt tag bitekhez kapcsolódik. 2. A LINE mez jelzi, mely cache-bejegyzés tartalmazza a kapcsolódó adatot, ha egyáltalán jelen van. 3. A WORD mez elárulja, mely szóra hivatkozunk a vonalon belül. 4. A BYTE mezt általában nem használják, de ez csupán egy byte-ból áll. Ez azt jelzi, hogy a szón belüli melyik byte szükséges. A csak 32 bites szavakat támogató cache számára ez a mez mindig 0 lesz. Amikor a CPU feldolgoz egy memóriacímet, a hardware kicsomagolja a vonal 11 bitjét a címbl és felhasználja ezeket a cache-ben található 2048 bejegyzés egyikének megtalálására. Ha a bejegyzés érvényes, a memóriacím Tag mezjét és a cachebejegyzés Tag mezjét összehasonlítja. Ha egyeznek, a cache-bejegyzés által tárolt szó lesz felhasználva. Ezt nevezik cache-találatnak (cache-hit). Egy találaton a beolvasott szót a cache-bl veszi, kiküszöbölve a memóriához fordulás szükségét. Csak az éppen szükséges szó kerül kinyerésre a cache-bejegyzésbl. A bejegyzés megmaradt része nem használatos. Ha a cache-bejegyzés érvénytelen vagy a tagok nem egyeznek, ekkor a szükséges bejegyzés nincs jelen a cache-ben. Ezt nevezik cache-tévesztésnek (cache-miss). Ebben az esetben a 32 byte-os cache-vonal lehívódik a memóriából és a cache-entry-ben tárolódik, felülírva annak elz tartalmát. Azonban ha a létez cache-bejegyzés a betöltés óta módosításra kerül, ennek tartalmát vissza kell írni a f memóriába, mieltt törölnénk. A döntés összetettségének ellenére a szükséges szó elérése figyelemreméltóan gyors. Amint a cím ismeretes, a szó pontos helye ismertté válik, ha ez jelen van a cache-ben. Ez azt jelenti, hogy lehetséges egy szót kiolvasni a cache-bl és a processzorhoz szállítani ugyanazon id alatt, amíg meghatározásra kerül a szó helyessége (tagok összehasonlításával). Így a processzor pontosan egy szót kap a cache-bl egyidejleg, vagy lehetség szerint mieltt (még) a szóról bebizonyosodik, hogy ez a keresett szó. A mappelési séma (sablon) egymást követ memóriavonalakat helyez az egymást követ cache-bejegyzésekbe. Ekkor maximum 64 kB folyamatos adatot tárolhatunk a cache-ben. Azonban két vonal, mely eltér a 64 kB-os precíz címükben vagy ennek a számnak a többszörösében, nem tárolható a cache-ben ugyanabban az idben (mert azonos a Line-értékük). Például, ha egy program egy helyen lév adatot elér, majd futtat egy utasítást, melynek szüksége van az x+64,536 helyen lév adatra (vagy bármely ugyanazon vonalon belüli helyen), a második utasítás a cache-bejegyzés újbóli betöltésére késztet, felülírva annak elz tartalmát. Ha ez elég gyakran megtörténik, gyenge teljesítményt okoz. Ebben az esetben egy cache rossz magatartása rosszabb, mintha egyáltalán nem lenne cache, és minden egyes memóriamveletkor egy szó helyett egy teljes cache-vonalat olvasnánk be. A direkt mappelés cache-ek a legáltalánosabban elterjedt cache-fajták, elég hatásosan mködnek, mert a fent leírt ütközések meglehetsen ritkán, vagy egyáltalán nem fordulnak el. Például egy nagyon okos fordító csupán számottev ütközéseket produkál, amikor utasításokat és adatokat helyez el a memóriában. Megjegyezzük, hogy a részletesen leírt eset nem fordulna el egy olyan rendszerben, amely külön utasítás- és adat-cache-sel rendelkezik. Azért, mert a kéréseket különböz cache-ek szolgálják ki. A két cache-nek tapasztalhatunk egy másik elnyét: rugalmasabb konfliktuskezelés a memóriamintákkal. Csoport-asszociatív cache: Mint fent említettük, a memóriában sok különböz vonal versenyez ugyanazokért a

cache-cellákért. Ha egy program a 4-38.(a) ábrán lév cache-t használja, akkor a 0 és a 65536 címen lév szót használja, ekkor állandó konfliktusa lesz minden egyes bejegyzéssel, melyek potenciálisan kilakoltatják a másikat a cache-bl. A megoldás erre a problémára az, hogy lehetvé kell tenni kett vagy több vonalat minden egyes cache-bejegyzésben. Egy cache n lehetséges bejegyzéssel minden egyes címen az n utas csoport asszociatív cache-nek nevezzük. Egy 4-utas csoport asszociatív cache-t ábrázol a 4-39. ábra. Egy csoport asszociatív cache következésképpen összetettebb, mint egy közvetlen leképzés cache, mert bár a helyes cache-bejegyzés a hivatkozott memóriacímbl kerül kiszámításra, az n db cache-bejegyzés-halmazt kell leellenrizni ahhoz, hogy a szükséges vonal jelen van-e. Azonban a gyakorlat azt mutatja, hogy a kétutas és a négyutas cache-ek elég jók ahhoz, hogy megtegyék ezt az extra áramköri lépést. Egy csoport asszociatív cache használata egy választást jelent a tervez számára. Mikor egy új bejegyzés kerül a cache-be, mely jelen-tartalmat töröljük? Az optimális döntés természetesen a jövben születik, de egy elég jó algoritmus minden esetre az LRU (legkevésbé mostanában használt).

4-37. ábra. Egy rendszer 3 szint cache-sel

Bejegyzé Valid Tag s 2047

Data

Címek, amelyek használják ezt a bejegyzést 65504-65535, 131040-131072

4 3 2 1 0 4-38.(a) ábra. Egy közvetlen elérés cache

64-95, 65600-65631, 131036131067, ... 32-63, 65568-65599, 131004131035, ... 0-31, 65536-65567, 130972-131003, ...

16 bit TAG 4-38.(b) ábra. Egy 32 bites virtuális cím

11 bit LINE

3 bit 2 bit WORD BYTE

Valid Tag 204 7

Data

Valid Tag

Data

Valid Tag

Data

Valid Tag

Data

4 3 2 1 0 Entry A Entry B Entry C Entry D

4-39. ábra. Egy négyutas asszociatív cache

***[270-273] 270-273. oldal, 4. fejezet - A microarchitektúra szint, 4.5. rész - A teljesítmény növelése Ez az algoritmus tartja a sorrendjét minden olyan rekeszhalmaznak, amely hozzáférhet a megadott memóriarekeszbl. Amikor a jelenlév vonalak bármelyikéhez hozzáférés történik, az algoritmus frissíti a listát, minek során az adott bejegyzést jelöli meg legutoljára hozzáfértként. Ha eljön az ideje egy bejegyzés lecserélésének, akkor a lista végén lév - vagyis a legrégebben használt - bejegyzést selejtezi le. A végskig folytatva, lehetséges egy olyan 2048 utas gyorsítótár /cache/ is, amely egy egyedüli, 2048 vonalbemenetet tartalmazó halmazból áll. Ilyenkor az összes memóriacím erre a halmazra képez le, tehát a keresnek össze kell hasonlítania a címet mind a 2048, cacheben lév címkével. Megjegyzend, hogy jelen esetben minden bemenetnek kell hogy legyen címke-összehasonlító logikája. Mivel a VONAL mez 0 hosszúságú, a CÍMKE mez lesz a teljes cím, a SZÓ és a BYTE mezket kivéve. Ráadásul, amikor egy cache vonal lecseréldik, mind a 2048 rekesz fellép lehetséges helyettesítként. Egy 2048 bejegyzésbl álló, rendezett lista fenntartásához nagyon sok könyvelés szükséges, ami az LRU /legrégebben használt/ helyettesítést kivitelezhetetlenné teszi. (Ne feledjük azt, hogy ezt a listát minden memória mveletkor aktualizálni kell, nem csak hiba esetén). Meglep, de legtöbbször a magas szinten társítható gyorsítótárak sem növelik sokkal jobban a teljesítményt, mint az alacsony szintek, st, néhány esetben rosszabbul is mködnek. Ezen okokból, a 4 utasnál nagyobb társíthatóság egészen ritka. Végül, az írások a gyorsítótárak egy speciális problémáját is felvetik. Amikor egy processzor egy szót ír, és a szó a cacheben van, akkor nyilvánvalóan vagy frissítenie kell a szót, vagy érvénytelenítenie kell a cache bejegyzést. Csaknem az összes konstrukció cache-t frissíti. De mi a helyzet a f memóriában lév másolattal? Ez a mvelet elhalasztható addig, amíg a cache vonal készen nem áll az LRU algoritmus által vezérelt lecserélésre. Ez a megoldás nehézkes, de egyik lehetség sem részesíthet igazán elnyben. A f memória azonnali frissítését közvetlen írásnak /write through/ nevezik. Ez a megközelítés többnyire egyszerbben megvalósítható, és megbízhatóbb, mivel a memória mindig friss adatokat tartalmaz - és jól jön, ha például hiba történik, és szükségessé válik a memória állapotának visszaállítása. Sajnos, ez általában nagyobb memória írási forgalmat igényel, ezért a kifinomultabb megvalósításokban olyan alternatív megoldások alkalmazására törekszenek, mint a késleltetett írás /write deferred/, vagy a vissza írás /write back/. Egy ezekkel kapcsolatos probléma fzhet még az írásokhoz : mi történik, ha az írás olyan helyre történik, ami éppen nincs cache-elve? Be kellene vinni az adatot a cache-be, vagy csak ki kellene írni a memóriába? Ez ismét olyan helyzet, amikor egyik választás sem lehet mindig a legjobb. A legtöbb olyan konstrukció, amely késlelteti a memóriába írást azon van, hogy írás kihagyás alatt vigye be az adatot a cache-be, ezt a technikát hívják írás kiosztásnak /write allocation/. Másrészt viszont a közvetlen írást alkalmazóak pont arra törekszenek, hogy ne kelljen kiosztani egy bejegyzést írásnak, mert ez a megoldás bonyolítaná az amúgy egyszer konstrukciót. Az írás kiosztás tehát csak akkor gyzhet, ha léteznek ismétld írások ugyanolyan,

vagy éppen különböz szavakra a gyorsítótár vonalában. 4.5.2 Elágazás elrejelzés A modern számítógépek nagyon sok adatcsatornát/csvezetéket tartalmaznak. A 435. ábrán látható adatcsatorna hét szakaszból áll; a csúcstechnikájú számítógépeknek néha 10, vagy még több szakaszból álló csatornarendszerük van. A csvezetékek alkalmazása lineáris kódolással mködik a legjobban, ilyenkor a lehívási egység egyszeren csak kiolvassa az egymást követ szavakat a memóriából, és kiküldi azokat a dekódoló egységnek, még mieltt szükség lenne rájuk. Az egyetlen kisebb probléma ezzel a nagyszer modellel az, hogy a köze sincs a valósághoz. A programok nem lineáris kódsorozatok. Teli vannak elágazási utasításokkal. Gondoljuk át a 4-40(a) ábra egyszer utasításait, amelyek az i változó 0-hoz hasonlítását oldják meg (a gyakorlatban talán ez a legáltalánosabb teszt). Az eredménytl függen, egy másik változó, a k felveszi a két lehetséges érték egyikét. if (i==0) k=1; else k=2; (a) Then: Else: Next: CMP i,0 BNE Else MOV k,1 BR Next MOV k,2 (b) ;i összehasonlítása 0-val ;elágazás Else-hez, ha nem egyeznek ;1 megy k-ba ;Feltétel nélküli elágazás Next -be ;2 megy k-ba

4-40. ábra. (a) Egy programrészlet. (b) A programrészlet általános assembly nyelvre lefordítva.

Egy lehetséges assembly nyelvre való fordítás látható a 4-40(b) ábrán. Az assembly nyelvet a késbbiekben fogjuk tárgyalni ebben a könyvben. és most nem is fontosak a részletek, de a géptl vagy a fordítótól függen, egy többé-kevésbé olyan kód, mint ami a 4-40(b) ábrán van, megfelel. Az els utasítás hasonlítja össze i-t 0-val. A második elágazik az Else címkéhez, ami a különben utasítássorozat kezdete, ha i nem 0. A harmadik utasítás 1-et rendel k-hoz. A negyedik egy elágazás a következ utasításhoz. A fordító arra alkalmas módon elhelyezett egy Next nev címkét, így tehát van hová elágazni. Az ötödik sor 2-t rendel k-hoz. Ami itt megfigyelhet, az az, hogy az öt utasításból kett elágazás. Továbbá, ezek közül az egyik - BNE - egy feltételes elágazás (egy olyan elágazás, amely csak akkor történik meg, ha a valamilyen feltétel teljesül, jelen esetben ha az elz CMP utasítás két operandusa megegyezik). Tehát itt a leghosszabb lineáris kódsorozat két utasításból áll. Mindezekbl következik, hogy az utasítások nagy sebesség lehívása és betöltése az adatcsatornákba nehezen megoldható dolog. Els pillantásra úgy tnhet, hogy az olyan feltétel nélküli elágazások, mint a BR Next utasítás a 4-40(b) ábrán, nem jelentenek problémát, hiszen nincs semmi kétértelmség abban, hogy hová kell menni. Miért ne tudná a lehívási egység egyszeren tovább olvasni az utasításokat a célcímtl (az a hely, ahová az elágazás történik) kezdve? A baj a csvezetékek alkalmazásának természetébl fakad. A 4-35. ábrán például láthatjuk, hogy az utasítás dekódolása a második szakaszban történik. Így a lehívási

egységnek el kell döntenie, hogy honnan kell a következ lehívást végrehajtania, még mieltt tudná, hogy épp miféle utasítást kapott. Csak egy ciklussal késbb tudhatja meg, hogy éppen egy feltétel nélküli elágazást vett fel, de ekkorra már elkezdte a feltétel nélküli elágazást követ utasítás lehívását. Következésképpen tekintélyes számú, csvezetékeket alkalmazó gépnek (mint például az UltraSPRC II) megvan az a tulajdonsága, hogy végrehajtja a feltétel nélküli utasítás utáni utasítást, még akkor is, ha logikailag nem kellene. Az elágazás utáni helyet késleltetési résnek /delay slot/ nevezik. A Pentium II (és a 4-40(b) ábrán használt gép) nem ilyen, de a probléma megkerülésének bels összetettsége gyakran rendkívül bonyolult. Egy optimizáló fordítóprogram meg fog próbálni valami hasznos utasítást elhelyezni a késleltetési résbe, de gyakran nem áll semmi a rendelkezésére, így kénytelen lesz egy NOP utasítást beszúrni oda. Ha így tesz, a program ugyan helyes marad, de nagyobbá és lassabbá válik. A feltétel nélküli elágazások bosszantóak, de a feltételesek még rosszabbak. Nem elég, hogy ezeknek is van késleltetési résük, de ilyenkor a lehívási egység hosszú ideig nem tudja, honnan kell olvasnia az adatcsatornából. Eleinte a csvezetékeket alkalmazó gépek egyszeren leálltak addig, amíg megtudták, hogy mi a teend az elágazásnál. A három-négy cikluson át tartó megakadás pedig, különösen ha az utasítások 20%-a feltételes elágazás, rombolja a teljesítményt. Ennélfogva a legtöbb gép, amikor feltételes utasítással találkozik, megpróbálja elre jelezni, hogy az elágazást követni kell-e, vagy sem. Jó lenne, ha egyszeren csak behelyezhetnénk egy kristálygömböt valamelyik üres PCI aljzatba, hogy segítsen a jóslásban, de mindezidáig ezt a megoldást nem koronázta siker. Egy ilyen periféria hiányában, az elrejelzés elvégzésének változatos módjait agyalták ki. Az egyik nagyon egyszer módszer a következ : feltételezzük, hogy az összes visszafelé mutató feltételes elágazást követni kell, az elre mutatókat pedig nem. Az els részt az indokolja, hogy a visszafelé mutató elágazások gyakran egy ciklus végén helyezkednek el. A legtöbb ciklus többször hajtódik végre, tehát általában jó ötlet arra fogadni, hogy egy ciklus elejére mutató elágazást visszaugrás követ. A második rész egy picit rázósabb. Az elre mutató elágazások némelyike akkor követend, ha bizonyos hibafeltételek teljesülnek a software-ben (pl. egy file-t nem lehet megnyitni). A hibák ritkák, tehát a legtöbb velük társítható elágazást nem kell követni. Természetesen, sok olyan elre mutató elágazás van, aminek nincs köze a hibakezeléshez, tehát a siker aránya nem olyan magas, mint a visszafelé mutató elágazásoknál. De még ha nem is fantasztikusan jó, azért ez a szabály is jobb, mint a semmi. Ha egy elágazást helyesen elre jelzett, nincs semmi különös tennivaló. A végrehajtás a célcímtl folytatódik. A baj akkor jelentkezik, ha hibás az elrejelzés. A neheze azon a már végrehajtott utasítások érvénytelenítésében rejlik, amelyeket mégsem kellett volna elvégezni. Ennek kétféleképpen lehet nekilátni. Az els módszer lényege, hogy engedni kell az elre jelzett feltételes elágazásokat követ lehívott utasítások végrehajtását

mindaddig, amíg nem próbálnak változtatni a gép állapotán (pl. tárolás egy regiszterbe). A regiszter felülírása helyett a kiszámított érték egy (titkos) munkaregiszterbe kerül, és csak azután másolódik az igazi regiszterbe, miután kiderült, hogy az elrejelzés helyes volt. A második módszer bármely felülírásra kerül regiszter elz értékének feljegyzésén (pl. egy titkos munka regiszterben) alapul. Így a gép visszaállítható a hibás elrejelzés idején fennálló állapotába. Mindkét megoldás összetett és ipari mennyiség könyvelést igényel a helyes mködéshez. És ha egy második feltételes elágazás is beüt, még mieltt ismerté válna, hogy az elsre vonatkozó elrejelzés helyes volt-e, a dolgok nagyon zavarossá válhatnak. Dinamikus elágazás-elrejelzés Nyilvánvaló, hogy a pontos elrejelzés nagy érték, hiszen lehetvé teszi, hogy a CPU teljes sebességgel haladjon. Ebbl következik, hogy jelenleg nagyon sok kutatás folyik az elágazás elrejelzés fejlesztésén. (pl. Driesen és Holzle, 1998; Juat et al., 1998; Pan et al., 1992; Sechrest et al., 1996; Sprangle et al., 1997; és Yeh és Patt, 1991). Az egyik megközelítés az, hogy a CPU fenntart egy elzmény táblázatot (egy speciális hardwareben), amelyben naplózza a megtörtént feltételes utasításokat, így ha újra fellépnek, utánuk lehet nézni. Ennek a rendszernek a legegyszerbb változata a 441(a) ábrán látható. Itt az elzménytábla tartalmaz egy bejegyzést az összes feltételes elágazás utasításról. A bejegyzésben szerepel az elágazás utasítás címe, és egy olyan bit, amely megmutatja, hogy legutóbbi végrehajtáskor követni kellet-e. Ezt a rendszert használva az elrejelzés egyszeren annyiból áll, hogy az elágazás ugyanúgy fog mködni, mint a megelz fellépésekor. Ha az elrejelzés helytelen, az elzmény táblázatban lév bit megváltozik.
/az ábrán elforduló kifejezések : rés, érvényes, elágazás cím/címke, elágazás/nem elágazás, elrejelz bitek, célcím/
4-41. Ábra. (a) Egy 1 bites elágazás elzménytábla. (b) : Egy 2 bites elágazás elzménytábla. (c) : Elágazás utasítás címek és célcímek közötti leképezés.

Több más módja is van az elzménytábla megszervezésének. Valójában ezek ugyanazok a módszerek, mint amit a cache szervezéshez szoktak használni. Vegyünk egy gépet, olyan 32 bites utasításokkal, amelyek szóhatárra igazítottak, vagyis minden memóriacím 2 alsó bitje 00. Egy közvetlenül leképezett elzménytáblában, ami 2n bejegyzést tartalmaz, az elágazás utasítás alsó n+2 bitje eltávolítható, és eltolható jobbra két bittel. Ez az n-bites szám indexként használható az elzménytáblában ott, ahol az eltárolt cím és az elágazás címének egyezés ellenrzése történik. Csakúgy, mint a cache esetében, itt sincs szükség az alsó n+2 bit tárolására, tehát kihagyhatóak (pl. csak a fels címbitek - a címke - kerülnek eltárolásra). Ha egyezés van, az elre jelz bit használható az elágazás elrejelzésére. Ha a rossz címke van jelen, vagy hibás a bejjegyzés, hiány lép fel, pont, mint a cache esetében. Ebben az esetben az elre/hátra mutató elágazások szabálya alkalmazható. Ha az elágazás táblázatnak mondjuk 4096 bejegyzése van, akkor a 0,16384,32768,... cím elágazásoknál ellentmondás lesz, hasonlóan a cache ugyanezen problémájához. Szikora Roland h837145@sirius.cab.u-szeged.hu

***[274-277] ...ugyanez a megoldás lehetséges: kétirány, négyirányú, vagy n-irányú társhivatkozás, ahol a felugyelet teljes társíthatóságára van szükség. Elég nagy tábla és széleskör társíthatóság esetén ez a módszer a legtöbb esetben jól mködik. Azonban egy probléma mégis adódhat. Amikor végleg kilépünk egy hurokból, az utolsó elágazás rosszul lesz megállapítva, és ami mégrosszabb, ez meg fogja változtati a bitet a history táblában, ami miatt az legközelebb "nincs elágazás"-t fog mutatni. Amikor egy új hurok kerül végrehajtásra, az els iteráció végén lev elágazás rosszul lesz elrejelezve. Ha ez a hurok egy másik hurokban, vagy egy gyakran meghívott eljárásban található, ez a hiba gyakran elfordul. Hogy kiküszöböljük ezt a problémát, megadhatjuk a táblabejegyzést egy második lehetségnek. Ha ezt a módszert használjuk, az elrejelzés csak két egymást követ hibás elrejelzés után fog megváltozni. Ebben a megközelítésben két bitre van szügségünk a historyban: az egyik azt mutatja, hogy az elágazásnak mit "kellene" csinálnia, a másik pedig azt, hogy mit csinált utoljára. ( 4-41(b) ábra ) Egy másik módszer erre az algoritmusra az, hogy vizsgáljuk egy véges állapottal rendelkez gép négy állapotát, mint ahogy az a 4-42. ábrán is látható. Az egymást követ helyes "nincs elágazás" elrejelzések után az FSM a 00 állapotba kerül és "nincs elágazás"-t fog mutatni a következ alkalommal. Ha ez az elrejelzés hibás, átvált 10-ra, de még mindig azt fogja mutatni, hogy nincs elágazás. Ha ez az elrejelzés is hibás, 11-es állapotba kerül, és legközelebb már "elágazás"-t fog mutatni. Tehát a baloldali bit az elrejelzés, a jobboldali pedig azt mutatja, hogy mi történt valójában. Bár ez a példa csak 2 bittel dolgozik, lehetséges olyan felépítés, ami 4 vagy 8 bitet használ. No branch: nincs elágazás Predict: no branch: elrejelzés: nincs elágazás Predict: branch: elrejelzés: elágazás Branch: elágazás Predict: no branch one more time: elrejelzés: ismét nincs elágazás Predict: branch one more time: elrejelzés: újabb elágazás
4-42. ábra: Egy 2-bites véges állapotú gép elágazáselrejelzésre

Ez nem az els FSM-ünk, hiszen a 4-28. ábrán már láthattunk egyet. Tulajdonképpen mindegyik mikroprogramunk felfogható egy-egy FSM-nek, ahol minden sor egy -a gép által felvehet- állapotot jelöl. Az FSM-ek nagyon széles körben használhatóak a hardwaretervezés minden területén. Korábban feltételeztük azt, hogy minden feltételes elágazás célja ismert, mint például egy egyértelmen megadott cím egy elágazásra (ami magát az utasítást is tartalmazza) vagy egy relatív értékre az aktuális utasításból (pl: egy eljeles számot hozzá kell adni a programszámlálóhoz.). Ez a feltételezés a legtöbbször igaz, de néhány feltételes utasítás a regiszterekkel végzett matematikai mvelet eredményére ugrik. Még ha a 4-42. ábra FSM-je pontosan megállapítja, hogy az elágazást végre kell hajtani, tem tudja megtenni, mert a cél ismeretlen. Az egyik lehetséges megoldás az, hogy az utolsó elágazás célcímét is eltároljuk a history táblába, mint ahogy az a 441c. ábrán látható. Így ha a táblában az található, hogy az 516-os címen lev elágazás a 4000-es címre ugrott, akkor ha elágazás következik, az elrejelzés "elágazás 4000re" lesz ismét.

Egy másik lehetség az, hogy eltároljuk az utolsó k elágazást függetlenül attól, hogy mik voltak az utasítások (Pan et al., 1992). Ez egy k-bites szám, amit az elágazás elzményváltó regiszterben (branch history shift register). Ezt a k-bites kulcsot párhuzamosan osszehasonlítjuk az elzménytábla összes bejegyzésével, és ha egyezést találunk, az itt talált elrejelzést fogjuk használni. Ez a technika elég jól mködik a gyakorlatban. Statikus elágazáselrejelzés A korábban ismertetett elágazáselrejelz technikák azaz a program futása közben változtak. Az elnyük az, hogy így képesek voltak alkalmazkodni a program aktuális állapotához. Viszont van egy hátrányuk is, megpedig az, hogy bonyolult és drága hardware-re van szügség a használatukhoz. Lehetség van arra, hogy a fordítóprogram is segítsen. Pédául akkor, amikor a compiller egy ilyen kifejezéssel találkozik: for (i=0; i<10000000; i++) {...} amelyrl tudjuk, hogy a hurok végén található ugrás nagyon gyakran hajtódik végre. Ha ezt meg tudjuk értetni a géppel, rengeteg erfeszítést tudunk megspórolni. Bár ez egy felépítésbeli változás, néhány gép, mint amilyen például az UltraSPARC II is, rendelkezik a feltételes elágazások utasításainak egy másik készletével is a hagyományosok mellett (amikre a visszafele kompatibilitás miatt van szükség). Az új gépeknél van egy bit, amit a fordító tud változtatni attól függen, hogy lesz-e elágazás, vagy sem. Amikor egy ilyen bitbe ütközünk, a feldolgozó egységnek csak azt kell tennie, amit az mond. Továbbá így nincs szükség arra, hogy az elzménytáblában értékes helyet vesztegessünk el ezekre az utasításokra, ezáltal csökkenteni tudjuk az esetlegesen elforduló hibákat. Végül az utolsó elágazáselrejelz módszerünk a körvonalazáson alapul (Fisher és Freudenberger, 1992). Ez is egy statikus elágazáselrejelz technika, de itt inkább a compiller próbálja kitalálni, hogy melyik elágazást kell végrehajtani és melyiket nem, miközben a program fut (például egy szimulátoron), figyelve az elágazások viselkedését..Ezt az információt a fordító megjezi, és ezalapján kiválaszt egy speciális feltételes elágazást végrehajtó utasítást.

4.5.3 Mködésen kívüli Végrehajtás és Regiszter Átnevezés
A legújabb CPU-k mindegyike csvezetékes (pipelined) és szuperskalár (2-6. ábra). Ez tulajdonképpen azt jelenti, hogy van bennük egy olyan egység, ami kiveszi az utasítások szavait a memóriából még mieltt rájuk kerülne a sor, és átadja a dekódoló egységnek. A dekódoló egység azután a visszaalakított utasítást továbbítja a megfelel mködésbeli egységnek, ahol azok végrehajtódnak. Néhány esetben az utasítást felbonthatja úgynevezett mikroutasításokra attól függen, hogy az adott egység mit képes elvégezni. A géptervezés akkor a legegyszerbb, ha minden utasítást az elre megadott sorrendben hajtunk végre (és ha feltesszük azt, hogy az elágazáselrejelz algoritmus sohasem téved). De ekkor a végrehajtás nem mindig optimális teljesítmény (az utasítások közötii függségek miatt). Ha egy utasításnak szügsége van egy elz utasítás által kiszámolt értékre, a második utasításnak várnia kell, amíg az els be nem

fejezdik (Ez a RAW függség). Mint ahogyan azt hamarosan látni fogjuk, másmilyen függségek is léteznek. Hogy elkerüljük ezt a problémát és hogy jobb teljesítményt érjünk el, néhány CPU átugordja a függ utasításokat egészen addig, amíg egymástól független utasításokan nem talál. Természetesen a beépített utasításütemez algoritmusnak olyan látszatot kell kelteni, mintha az utasításokat eredeti sorrendjükben hajtottuk volna végre. Egy részletes pélán keresztül illusztráljuk, hogyan mködik az utasításújraszervezés. Hogy bemutathassuk a probléma természetét, elször egy olyan gépet vizsgálunk meg, ami az utasításokat a megadott sorrendben hajtja végre és értékeli ki. A példában szerepl gép nyolc regisztert tesz elérhetvé a programozó számára R0-tól R7-ig. Minden aritmetikai mvelet három regisztert igényel: kettt az operandusoknak és egyet az eredménynek, hasonlóképpen, mint a Mic-4. Tegyük fel, azt, hogyha az utasítást az n. órajelciklusban dekódoltuk, akkor annak végrehajtása az n+0. ciklusban elkezddik. Egyszerbb mveleteknél -mint amilyen az összeadás vagy a kivonás- a végrehajtás az n+2., összetettebeknél (pl. szorzás) az n+3. ciklusban fejezdik be a végrehajtás. Hogy valószer legyen a példánk, tegyük fel, hogy egy ciklus alatt két utasítást tudunk dekódolni. A kereskedelemben kapható szuperskalár CPU-k gyakran 4 vagy akár hat utasítást is dekódolnak. A példában szerepl mveletek sora a 4-43. ábrán látható. Itt az els oszlopban az órajelciklus száma, a másodikban a mvelet száma látható. A harmadik oszlop a dekódolt utasításokat tartalmazza. A negyedikben láthatjuk, hogy mejik utasítások végrehajtása kezddik el (maximum kett ciklusonként). Az ötödikbl olvasható ki a befejezett mvelet szama. Emlékezzünk rá, hogy a példánkban a kezdeti sorrendnek megfelel bemenetre és kimenetre van szükség, azaz a k+1. mvelet nem kezdhet el addíg, amíg a k. el nem kezddött, és be sem fejezhetjük addig (nem írhatjuk az eredményét a célregiszterbe), amíg a k.-at nem hajtottuk végre. A többi 16 oszlop magyarázata alább található. Registers being read: olvasandó regiszterek Registers being written: kiírandó regiszterek Cy: órajelciklus Decoded: dekódolt utasítás Iss: továbbítva Ret: végrehajtva
4-43. ábra: Egy szuperskalár CPU mködése megadott sorrendben történ utasítástovábbítással és végrehajtással.

Miután dekódoltunk egy utasítást, a dekódoló egységnek el kell döntenie, hogy az adott mveletet azonnal továbbítható-e, vagy sem. Hogy ezt a döntést meg tudja hozni, ismernie kell a regiszterek állapotát. Ha az aktuális mveletnek szügsége van egy regiszterre, aminek az eredménye még nem lett kiszámolva, az utasítást nem lehet továbbítani és a CPU-nak állnia kell. A regiszterek állapotát egy scoreboard nev eszközzel követhetjük nyomon, ami elször a CDC 6600-ban jelent meg. A scoreboard rendelkezik egy kis számlálóval...

***[278-281] Nem érkezett meg! Mazán Róbert: h938349

***[282-285]

páros összeg = 0; páratlan összeg = 0; i = 0; páros összeg = 0; i >= limit páratlan összeg = 0; i = 0; while (i < limit ) { k = i * i * i; if ((i/2) + 2) = = 0) páros összeg = páros összeg + k; else páratlan összeg = páratlan összeg + k; i = i + 1; } (a) (b) i = i + 1; Páros összeg = páros összeg + k; Páratlan összeg = páratlan összeg + k; T k = i * i * i; if ((i/2) + 2) = = 0); F while (i < limit)

4-45.ábra (a) program részlet, (b) az ennek megfelel blokkvázlat a tároló és a memória közti csatornán ás vonalon elérhet kimeneti jelek, így még akár megcsinálni is megéri. Az eltte lev végrehajtó parancs ismert, ha pedig szükséges a használata, elméleti végrehajtóról beszélünk. A módszer használatához a fordítóprogram, a hardware, valamint a szerkezeti terjedelmek teherbírásának ismerete szükséges. A legtöbb esetben az alapváz határain újra ismétld utasítások a hardware képességeit meghaladják, ezért a fordítóprogram a parancsokat félreértés kizáróan kell, hogy továbbítsa.
Az elméleti végrehajtás néhány érdekes problémát vezet be. Elször is, alapvet, hogy egyetlen elméleti parancsnak se legyen megváltoztathatatlan eredménye, mert kiderülhet, hogy esetleg nem is kellett volna ket végrehajtani. A páros és páratlan összeg kihozása /4-45.ábra/ helyes, ugyanúgy az összeadás is, amíg K alkalmazható /még az if ­es állítás eltt/, de nem

jó az eredményeket a memóriában tárolni. Bonyolultabb kódszámsorokban, általános módszer az elméleti kód által használt célregiszterek átnevezése annak megelzésére, hogy az elméleti kód felülírja a regisztereket, mieltt még azok ismerté válnának. Ebben az esetben csak a másodosztályú regiszterek módosulnak, így nem probléma, ha a kódra végül is nincs szükség. Ha kódra szükség van, akkor a másodfokú regiszter átmásolódik a helyes célregiszterre. Ahogy elképzelhet, mindezek szem eltt tartása nem egyszer, de kivitelezhet elég adottságokkal rendelkez hardwarerel. Az elméleti kód azonban egy másik problémát is felvet, amely nem oldható meg egyszeren regiszterátnevezéssel. Mi történik akkor, ha egy elméletileg végrehajtott parancs kivételt képez? Kellemetlen de nem végzetes probléma, példa erre a LOAD parancs, amely nagy tároló kapacitású /mondjuk 256 byteos/ gépeken, valamint a CPU és cachenél lassabb memóriájúakon hibát okoz. Bárhogy is, eredményesség ellen vall az, hogy ahhoz hogy egy szó révbe érjen, leállítja az épp futó programot, s ráadásul kiderül róla, hogy nem is szükséges. Túl sok ilyen optimalizáció a CPUt

még annál is lassabbá teheti, mintha az optimalizációt végre se hajtotta volna. (Ha gépnek virtuális memóriája van, ezt a 6. fejezetben tárgyaljuk, az elméleti LOAD még laphibásodást is okozhat, amely lemezvezérlést igényel, hogy beállítsa a szükséges lapot. A rossz laphibák szörny hatással lehetnek a teljesítképességre, ezért fontos kiküszöbölni ket.) Számos modern gépben megoldás lehet, ha rendelkezünk egy speciális elméleti LOAD paranccsal, amely megpróbálja a szót a tárolóból a rendeltetési helyére vinni, de ha az nincs jelen, akkor megválik tle. Ha az érték ott van amikor éppen szükséges, akkor felhasználható, de ha nincs ott, akkor a hardwarenek azonnal meg kell szereznie azt. Ha az érték nem szükséges akkor sem fizetünk rá a tárolási hibára. Egy szerencsétlenebb esetet a következ állítással mutatunk be:

if (x>0)z=y/x; ahol x,y és z flooting-point változó. Tegyük fel, hogy a változók elre be vannak töltve a regiszterbe és a (lassú) flooting-point megosztás eleget tesz az if es feltételnek. Sajnos az x 0 lesz, így a csapda (0-val való osztás) megszünteti a programot. A hálózati eredmény az, hogy az elmélet egy helyes program meghíusulását okozta. Még rosszabb az, hogy a programozó egyértelm kódot iktatott be az eset elkerülésére és az így is megtörtént. Ez a helyzet nem valószín, hogy a programozót boldoggá teszi.
Egy lehetséges megoldás lehet, ha rendelkezünk speciális változatú parancsokkal, amelyek kivételeket képezhetnek. Ezen felül

minden regiszterhez adott egy bit, ezt poison (méreg) bitnek nevezik. Ha egy speciális elméleti parancs nem ér célt, ahelyett, hogy csapdába csalná a programot, beveti a poison bitet az eredményregiszterre Ez a módosítás csak akkor derül ki, ha ezt a regisztert késbb egy általános információ éri. Ha az eredmény regiszter tartalmát késbb egyáltalán nem használjuk fel, a poison bit kitörldik és nem okoz problémát.

4.6 A mikrofelépítés szint jellemzi
Ebben a részben 3 processzor állapotrajzain keresztül mutatjuk be röviden azok jellemzit, rámutatva arra, hogy, hogyan alkalmazzák a fejezetekben tárgyalt fogalmakat. Mindez kényszerségbl rövid lesz, mivel a valódi gépek igen összetettek, milliónyi kapuval rendelkeznek. A példák megegyeznek az eddigiekben használtakkal: a PentiumII, az UltraSPARCII és a picoJavaII.

4.6.1 A PentiumII-es CPU mikrofelépítése
A PentiumII az Intel CPU család csúcsmodelljét testesíti meg. 32-bit operandumot és aritmetikus, valamint 64 bit flooting point mködést tart fenn. Fenntart még 8 és 16 bit-es operandumokat és operációkat, amelyek a család korábbi processzorainak

hagyatéka. 64GB memóriát könyvelhet el és egyszerre 64 bit-es memória olvassa a szavakat. A 3-50. ábrán egy PentiumII-es rendszert illusztráltuk. Mint már korábba tárgyaltuk és illusztráltuk a 343.ábrán, a PentiumII SEC csomag két egyesített áramkörbl áll: a CPU-ból (beleértve az osztott 1es szint tárolókat), és az egységesített 2-es szintet. A 4-46.ábra mutatja a CPU elsdleges összetevit, úgy mint a szállító /dekódoló/, feladó /végrehajtó és visszavonuló egységek, amelyek együtt magas szint pipeline-ként mködnek. Ez a 3 egység közös parancsszervben lév információ egy ROB (ReOrder Buffer) nev jegyzékben van eltárolva. Röviden a szállító/dekódoló egységparancsokat szállít, és a ROB-ban való mikrooperációs tárolásra kényszeríti. A feladó/végrehajtó egység microoperációját a ROB-tól veszi, majd megsemmisíti azt. A visszavonulási egység befejezi az összes micro oparáció megsemmisítését és naprarakész állapotba hozza, modernizálja a regisztert.

A parancsok sorba érkeznek a ROB-ba, használaton kívül kiiktathatók, de ugyancsak sorrendben vonulnak vissza.

a 2-es szint cache-hez

helyi bus a PCI hídhoz

szállító határfelületi egység

1.szint I-cache

1.szint D-cache

szállító/dekódoló egység

feladó/végrehajtó egység

visszavonulási egység

micro-operációs szerv ( ROB )

4-46.ábra A Pentium II mikrofelépítése
A szállító határfelületi egység a memóriarendszerrel, a 2-es szint tárolóval és a f memóriával való kommunikációért felels. A 2-es szint tároló nincs összekötve a helyi busszal, így a szállító határfelületi egység dolga az adatszállítás a fmemóriából a helyi buszon keresztül és a tárolók feltöltése.A PentiumII, a MESI tároló összefüggés protokolját használja, amit a 8.3.2-es egységhez, a multiprocesszorokhoz érve ecsetelünk.

A szállító/dekódoló egység
Ez az egység magasszint vezetékrendszer, a 447.ábrán IFU0-tól a

ROB-ig feliratozva (A feladó/végrehajtó és visszavonuló egységeknek még külön 5-12 szintes vezetékrendszere van.) A parancsok az IFU0 szinten lépnek be a vezetékrendszerbe, ahol 32 byte-nyi vonal törldik az I tárolóról. Valahányszor a bels puffer kiürül, egy másik tárolóvonal másolódik be. A NEXT IP regiszter irányítja a szállítófolyamatot.
1.szint I-cache vezetékrendszer szintjei IFU0 cache vonal szállító Next IP

IFU1

parancs hosszúság dekódoló

dinamikus ág jós

IFU2

parancs sorba állító

ID0

0

1

2

mikro - operációs besorolás

ID1

soron következ mikro - operáció

statikus ág jós

RAT ROB

regiszter kijelz

mikro-operáció, a ROB-ba megy 4-47.ábra A szállító/dekódoló egység (egyszersített) bels felépítése Mivel a gyakran IA-32-nek nevezett, Intel instrukciós szettnek változó hosszúságú parancsai vannak, számos formátumon a következ vezetékszakasz, az IFU1, ellenrzi a byte folyamatot, hogy minden parancs kezdetét helyére tegye. Ha szükséges az IFU1 több mint 30db IA-32 parancsnak elre utána tud nézni. Az ilyen elre caló utánanézés sajnos 4 vagy 5 feltételes ágat szembeállít egymással, mindezeket pontosan elre megjelölni nem lehet, tehát nincs sok értelme ennyire elbbre vizsgálódni. A IFU2 szakasz sorba állítja az instrukciókat, így a következ

szakasz könnyen dekódolhatja azokat.

***[286-289] 286-289 oldalak A dekódolás az ID0 fázisban kezddik. A dekódolás a Pentium II.-nél azt jelenti, hogy minden IA-32-es utasítást átkonvertál egy vagy több mikrokóddá, éppen úgy, mint azt a Mic-4-es tette. Az egyszerbb IA-32-es utasítások, mint például a regiszterbl regiszterbe való mozgatások, egyetlen mikrokóddá fordítható. Az összetettebbek akár négy mikokód hosszúak is lehetnek. Néhány különösen összetett IA-32 utasítás még négynél is több mikrokóddá fordítódik le és a Mikrokód Sekvencer ROM segítségével generálódik a mikrokódok helyes sorrendje. Az ID0 fázisnak három bels dekódere van. Ezek közül kett az egyszerbb utasításokra specializálódott, a harmadik kezeli a maradékot. Ami kijön az ID0 fázisból az egy mikrokód sorozat. Minden mikrokód tartalmaz egy mveleti kódot, két forrásregisztert és egy célregisztert. Az ID1 fázisban sorba állítódnak a mikrokódok, a 4-35-ös ábrán látottakhoz hasonlóan. Ez a fázis programág elrejelzést is végez. Elöször egy statikus "jóslás" hajtódik végre, szükség esetén. Az elrejelzés több tényeztl függ, de csak azokat veszi amelyek követkenek, amelyeken már túlhaladott, azokat nem veszi figyelembe. Ezután következik egy dinamikus elágazás elrejelzés, mely egy elz utasításokon alapuló algoritmust használ, az elágazások elrejelzéséhez, mint azt a 4-42-es ábra mutatja. Az újabb technológia annyiban különbözik csak, hogy a 2 "történeti" bites helyett 4 biteset használ. Tisztában kell azzal lennünk, egy 12 részbl álló pipeline esetén óriási veszteséget okoz egy hibás elrejelzés, ezért használnak ilyen 4 "történeti" bitet. Ha az elágazás nincs benne ebben az emlékeztet táblázatban, akkor a statikus elrejelzést használják. Hogy elkerüljük a WAR és a WAW függségeket a Pentium II.-es a regiszterátnevezést támogatja, amint ezt a 4-42-es ábrán láthattuk. Az IA-32-es parancsokban megnevezett aktuális regisztereket a mikrokódokban helyettesíthetjük a 40 bels regiszter bármelyikével., melyek a ROB-ban találhatók. Ez az átnevezés a RAT fázisban történik. Végül egy ütemciklus alatt három darab mikrokód helyezdik át a ROBba. Az operendusok szintén itt gylnek össze, ha elérhetk. Ha a mikrokódhoz tartozó operandusok és az eredményregiszter elérhetk és a végrehajtó egység szabad, akkor végrehajtódik a mikrokód. Különben a ROB-ban marad , amíg minden erforrás fel nem szabadul. A funkcionális/végrehajtó egység Most elérkeztünk az funkcionális/végrehajtó egységhez,melyet a 4-48-as ábra ilusztrál.Ugyanez az egység ütemezi és végrehajtja a mikrokódokat, feloldva a függségeket és az erforrás ütközéseket. Bár csak három ISA utasítás dekódolható egy ütemciklus alatt (ID0-ban), és legfeljebb öt mikrokód adható át a végrehajtó egységnek, minden porton egy mikrokód. Ez az arány nem tartható fenn, mivel meghaladja a törlegység kapacitását. A mikrokódok nem sorrendben is megadhatók, de a visszarendez egység a helyes sorrendbe rakja ezeket. Egy összetett eredményjelz táblát használnak a függben lév mikrokódok , regiszterek és

végrehajtó egység rendszerezésére. Amikor egy mikrokód végrehajtásra kész , végrehajtódhat, még akkor is , ha egy másik, amelyet korábban tettek a ROB-ba még nem áll készen a végrehajtásra. Amikor egy többszörös mikrokód vár a végrehajtásra ugyanennél a végrehajtó egységnél, akkor egy komplex algoritmus kiválaszja , hogy melyik legyen a következ. Például egy elágazás végrehajtása sokkal fontosabb , mint egy aritmetikus uatsítás elvégzése, mivel az elbbi befolyásolja a program menetét. 4-48-as ábra: Az funkcionális/végrehajtó egység. Ez a funkcionális/végrehajtó egység tartalmaz egy várakozó állomást és végrehajtó egységeket, melyek 5 porttal csatlakoznak. A várakozó állomás egy 20 mikrokód kapacitású tároló olyan mikrokódok számára, melyeknek minden operandusuk megvan. Ezek a várakozóállomáson várnak a sorukra, míg a szükséges végrehajtól egység szabad nem lesz. A várakozóállomás 5 porttal csatlakozik a végrehajtó egységekhez. Néhány egységnek közös portja van , amint ez az ábrán is látható. A betölt (Load)- és a tároló (Store) egységek hajtják végre a megfelel információt. Két port van a raktározás számára. Mivel csak egy mikrokód bocsátható át ciklusonként és portonként, ezért ha két független mikrokódnak kell ugyanazon a porton keresztülmennie egyiküknek várnia kell. A megszüntet( Retire) egység Ha egy mikrokódot végrehajtották visszakerül a várakozóállomásra, azután a ROB-ba, ahol idvel megsznik. A megszüntet egység felels azért, hogy elküldje az eredményeket a megfelel helyre -a megfelel regiszterbe- de más állomásoknak is , melyek az funkcionális/végrehajtó egységben találhatók és várnak a megfelel értékre. A megszerz/dekódoló egység (Fetch/Decode) a "hivatalos" regisztereket tartja számon,amelynek értékeit a már végrehajtott utsítások határozzák meg. A megszüntet egység azokat a független regisztereket tartalmazza, azaz azokat az értékeket, melyek az utasítás végrehajtása során részeredmények, mivel elz parancsok még nem hajtódtak végre. A Pentium II. támogatja a spekulatív végrehajtást, így néhány utasjtást feleslegesen végez el és nem von vissza. Tulajdonképpen ez a visszagördít képesség. Ha úgy dönt, hogy néhány mikrokód egy olyan IA-32 parancstól jött, melyet nem kellett volna elvégezni, az eredményeit mellzi. A megszüntet egységtl függ, hogy készít-e feljegyzést errl. Csak "hivatalosan" elvégzett parancsokat lehet visszavonni , ennek sorrendben kell történnie , még akkor is , ha nem sorrenben kerültek elvégzésre. 4.6.2. Az UltraSPARC-II CPU mikroarhitektúrája Az UltraSPARC sorozatok a 9-es verziójú SPARC arhitektúra Sun implementációja. A különböz modellek viszonylag hasonkóak, fleg teljesítményben és árban különböznek. Az összetévesztés elkerülése végett ebben a részben az UltraSPARC II.-re fogunk utalni és ennek tulajdonságait írjuk le azokon a területeken, amelyeken különböznek.

Az UltraSPARC II. egy teljes 64 bites gép, 64 bites regiszterekkel és egy 64 bites adat BUS-szal, bár annak érdekében, hogy a 8.-as verziójú (32 bites) SPARCokkal lefelé is kompatibilis maradjon 32 bites operandusokat is tud kezelni és módosítás nélküli futtat 32 bites SPARC softwereket. Bár a bels arhitektúra 64 bites, a memória 128 bit széles (hasonlóan a Pentium II.-höz, melynek 32 bites arhitektúrája és 64 bites memória BUS-a van), de egy generációval a Pentium II eltt van . Az UltraSPARC II. renszer magját a 3-47-es ábra mutatja. A teljes SPARC sorozat tisztán RISC filozófia szerint lett tervezve a kezdetektl fogva. A legtöbb utasításnak 2 forrásregisztere van és egy célregisztere, így alkalmasak az egy ciklusos pipelinera. Nem szükséges a régi CISC parancsokat RISC mikrokódokra fordítani, amint azt a Pentium II.-nek meg kell tennie. A UltraSPARC II. egy szuperskaláris arhitektúra, mely 4 utasítást tud végrehajtani egy óraciklusban. A parancsokat sorrenben kapja, de lehet , hogy nem sorrenben hajtja végre, Viszont a megszakítás esetén nincs kétértelmség azt illetleg, hogy a gép hol tartott , amikor a megszakítás történt.A PREFETCH parancs formájában egy hardware támogatja a spekulatív betöltéseket, ez a cache hiány miatt nem okoz hibát. Valójáben még csak nem is blokkolja a következ memóriabemeneteket. Ezért a fordító elretervezhet egy vagy több PREFETCH-t a kódsztreambe, jóval elbb, minthogy szükség lenne rájuk, abban a reményben , hogy meglegyenek az adatok ott, akkor mikor kellenek, de anélkül, hogy bármilyen hátrány számazna abból, ha az adat a cacheben nem található. Az UltraSPARC II áttekintése Az UltraSPARC II. blokkdiagramm látható a 4-49-es ábrán. Minden látható komponens a CPU chippen van , kikéve a 2. szint cachet , mely teljesen külsdleges. A I-cache egy 16 KB-os kétirányú asszociatív cache , 32 byteos sorral, de megvan az a lehetség, hogy egy cachesor felét is ki tudjon olvasni. Egy fél cachesor(16 byte) pontosan 4 utasítást tartalmaz, amelyeket egy óraciklus alatt tudkiolvasni. A D-cash egy 16 KB-os direkt címzés visszaírható, nem fix felosztású cache, amely használható 32 bit/sor módban, illetve egy sor felosztható két 16 bytos alsorra. 4-49. Az UltraSPARC II. mikroarhitektúrája A küls cash egység kezeli az 1-es szint cachehiányokat (azt jelenti, hogy az 1ües szint cacheben nem található meg a szükséges adat) , úgy, hogy a szükséges sort megkeresi a küls (azaz 2-es szint) cacheben. Ha a keresésés sikeres a sort bemásolja a megfelel 1-es szint cashbe. Ha a keresés sikertelen a küls cache egység megkéri a memória illesztegységtl a szükséges adatot a fmemóriából.

***[290-293] Most tekintsük az Ultra SPARC II bels funkcionális egységeit.A Prefetch / Dispatch (elreolvasó / elküld) egység nagyjából hasonló a Pentium II-ben a Fetch / Decode (beolvasó / dekódoló) egységhez (lásd 4-46 ábra). Azonban a feladata egyszerbb, mert a beérkez utasítások már három regiszteres mikrokódok, tehát nincs arra szükség, hogy lefordítsák ket. Idveszteség nélkül az egység vagy az 1. szint cache-tárából vagy a 2. szint cache-tárából olvashat be. Négy utasítás olvasható be óraciklusonként. Az elágazás hatásának csökkentéséhez, az 1. cache-tárban minden csoportnak (egy csoport négy utasításból áll) van egy cime, amely megmondja, melyik csoportot használják a legközelebb. Továbbá, a Prefetch / Dispatch egységen belül egy teljes elágazás elrejelz van elhelyezve. Ez egy 2-bites elrejelzési algoritmust használ, amely hasonló a 4-42 ábrán látható algoritmushoz. Továbbá, az UltraSPARC II-nek van egy elágazási utasításkészlete, amelyben a fordító meg tudja mondani a hardvernek milyen módon jelezzen elre, mivel gyakran saját magának elég jó ötlete van. Az elrebeolvasott utasítások egy 12 elem várakozási sorba kerülnek, a Grouping (csoportosítási) logika szerint. A Grouping logikai egység négy utasítást választ ki a várakozási sorból a kibocsátáshoz. A trükk az, hogy négy olyan utasítást kell találni, amelyeket egyszerre lehet kibocsátani. Az Integer (egész) végrehajtó egységnek két különálló ALU-ja (aritmetikai és logikai egysége) van, ahhoz, hogy két utasítást párhuzamosan tudjon végrehajtani. Hasonlóan a Floating-point (lebegpontos) egységnek szintén két FP ALU-ja van. Következésképpen, egy csoport tartalmazhat minden típusból kettt, de négyet egyik típusból sem. Hogy a csoportosítás optimális legyen, az utasításokat nem az eredeti sorrendben kell kibocsátani, amely megengedhet. Ezek szintén nem az eredeti sorrendben lesznek visszavonva. Mind az Integer, mind a Floating-point egység tartalmazza a megfelel regisztereket, tehát az utasítások a megfelel operandusaikat szintén az egységen belül találják és az eredmények szintén ide kerülnek. Az Integer és Floating-point regiszterek különállóak, tehát az értékekik sosem másolhatók át egyik egységbl a másikba. A Floating-point egység egy Grafikai egységet is tartalmaz, amely a 2D és 3D grafikához, audio és video alkalmazásokhoz speciális utasításokat hajt végre, a PentiumII MMX utasításkésszletéhez hasonlóan. A Load/Store (betölt / tároló) egység betölt / tároló utasításokat kezel. Ha a szükséges adat az 1. szint D-cache-ben található, akkor késedelem nélkül hajtódik végre. Máskülönben az External (küls) cache egység a 2. szint cache-bl vagy a memóriából olvassa be vagy írja ki az adatot. Ha a D-cache-tárat írási üzemmódban használták és egy tárolási memóriahiány lépet fel, a szükséges cache-tár vonalat a 2es szint cache-bl vagy a f memóriából hozták volna be. Az egyedüli szót, amely tárolva van, éppen a 2-es szint cache-be van beírva, vagy ha az szintén telített, a f memóriába. Hogy elkerüljük a D-cache hiányok halmozódását, a Load/Store egység függ betöltési és tárolási várakoztatási sorokat tart fenn, így új utasításokat tud feldolgozni az alatt, amíg arra vár, hogy a régiek befejezdjenek. Az UltraSPARC II Pipeline-ja Az Ultra SPARC II-nek 9 szakaszból álló pipeline-ja van. Ezekbl a szakaszokból néhány eltér az integer és a floating-point utasításokban, ahogyan a 4-

50. ábrán látható. Az els szakasz beolvassa az utasításokat az I-cache-tárból (ha lehetséges).Szerencsés esetben (nem lép fel cache hiba, nincs hibás elrejelzés, nem boyolult utasítás, a helyes utasítás párosítás, stb.), ciklusonként négy utasítás beolvasását és kibocsátását tudja korlátlanul végezni. A Decode (dekódoló) szakasz néhány többlet bitet ad minden utasításhoz, mieltt áthelyezi azt a fent említett 12elm várakozási sorba. Ezek a bitek az újabb feldolgozást gyorsítják fel(például azáltal, hogy azt rögtön a megfelel végrehajtási egységbe irányítja).

4-50. ábra. Az UltraSPARC II pipeline-ja A group szakasz megfelel a Group logikának, amelyet már korábban láttunk. Ez a dekódolt utasításokat rendezi négyes csoportokba, amelyek egyidej végrehajtásra alkalmasak. Ezen a ponton az integer és a floating-point pipeline-ok szétválnak. A negyedik szakasz az integer egységben a legtöbb utasítást egy ütemciklus alatt hajtja végre. Azonban, a LOAD és STORE utasításoknak külön feldolgozásra van szükségük a cache szakaszban. Az N1 és N2 szakaszok nem csinálnak semmit a regiszteres utasításokkal, feladatuk az, hogy a két csatornát összhangban tartsák. Mindegyik integer utasítás néhány nanoszekundum alatt befejezdik , azonban kis idveszteséggel jár, hogy a pipeline folyását egyenletesen fenn lehessen tartani. A floating-point egységnek négy szakasza van. Az els szakaszban tudunk hozzáférni a float-point regiszterekhez. A következ három (szakasz) az utasítás végrehajtásához szükséges. Minden floating-point utasítás három óraciklus alatt hajtódik végre, kivéve az osztást (12 ciklus) és a gyökvonást (22 ciklus), tehát más floating-point utasítás nem lassítja le a pipeline-t. Az N3 szakaszban , mely mindkét egység számára közös , olyan megszakításokat kezelnek amely a végrehajtás során elfordulhatott, mint pl. a zéróval való osztás. Végül ,az utolsó szakaszon, az eredmények visszaíródnak a regiszterekbe. Ez a szakasz összehasonlítható a PentiumII Retite (visszavonó) egységével, azért, mert, ha az utasitás átment ezen a szakaszon, akkor azt végrehajtják. 4.6.3 A picoJava II CPU mikroarchitektúrája A picoJava II JVM bináris programokat tud futtatni szoftver interpretáció nélkül. A legtöbb JVM utasítást a hardver közvetlenül egy óraciklus alatt hajtja végre. Körülbelül 30 JVM utasítást mikrokódoltak. A picoJava II hardver csak nagyon kicsi számú utasítást nem tud végrehajtani, és ezeket szoftveresen kell emulálni. Ezek a utasítások tipikusan a JVM olyan sajátságaival foglalkoznak, amelyekrl nem beszéltünk, úgy mint a komplex szoftver objektumok alkotása és kezelése. A picoJava II áttekintése szint A picoJava mikroarchitektúra blokkdiagramja a 4-51. ábrán látható. A chip 1. cache-táron egy szakadás van. Az I-cache-tár opcionális és a következ

értékeket veheti fel: 0 KB, 1KB, 2KB, 4KB, 8KB vagy 16KB. Ez egy 16 byte vonalszélesség közvetlenül címzett tár. A D-cache szintén opcionális, a következ értékeket veheti fel:0 KB, 1KB, 2KB, 4KB, 8KB vagy 16KB. Ez egy kétirányú asszociatív cache, 16 byte-os vonalszélességgel. Ez writeback-et és allokálást (lefoglalást) használ. Mindegyik cache-tárnak 32 bites csatlakozója van a memóriához. A microJava 701-be mindkét cache be van építve, mindegyik a maximális 16 KB-al. A picoJava II-nek a floating-point egység is opcionális része.

4-51. ábra A picoJava blokkdiagramja mindkét 1. szint cache-tár és lebegpontos egységgel. Ez a microJava 701 konfigurációja. Az I-cache-tár egy ütemciklus alatt 8 byte-al látja el a Prefetch/Decode, folding(gyjt) rendszert. Ez az egység a következ körben a végrehajtási kontrollerhez és a f adat bushoz (integer/floating-point egység) van kapcsolva. Az integer mveletek számára az adatbus 32-bit széles. Ez kezelni tudja a szimpla és dupla pontosságú IEEE 754 lebegpontos számokat is. A 4-51 ábrán a legérdekesebb része egy regiszterfájl, amely 64 32-bites regiszterbl áll. Ezek a regiszterek a JVM vermének a legfels 64 szavát tárolhatják, nagyon felgyorsítván a veremhozzáféréseket. Mindkett, tehát a mveletvégz és a lokális változó verem, tárolható a regiszterfáljban. A regiszterfálj elérése szabad (tehát minden idbeli késleltetés nélküli, amíg D-cache elérése külön idt igényel). A sín az integer és a floating-point egységek között 96 bit széles, és végrehajtható egy ütemciklus alatt egy 32 bites olvasás a verembl egy 32 bites veremírással együtt. Ha az operandus verem két szót tartalmaz, akkor lokális változó verem legfeljebb 62 szót tartalmazhat a regiszterfáljban.Természetesen, hogyha egy következ szót is a veremben tárolunk, probléma lép fel. Az történik ugyanis, hogy a verem alján lév egy vagy több szó ki van véve a veremtároló tetejérl, hely keletkezik a regiszterfáljban, így a veremtárolóban néhány mélyen lev szót újra be lehet tölteni a regiszterfáljba. Speciális regiszterek a chipben meghatározzák azt, hogy a regiszterfáljnak milyen tele kell lennie, mieltt néhány, a verem alján lév szót a memóriába írnak és azt, hogy milyen üresnek kell lennie mieltt a regiszterfájlt újra feltöltik a memóriából. A dribbling megkönnyítéséhez, hogy másolást ne kelljen végrehajtani, a regiszterfájl úgy mködik, mint egy körkörös tároló, két pointerrel, amely a legalacsonyabb és a legmagasabb érvényes szóra mutat. A dribblingezés automatikus, valahányszor a regiszterfájl nagyon megtelik, vagy nagyon megürül. A picoJava II pipeline-ja A picoJava II-nek egy hat szakaszos pipeline-ja van. Ez a 4-52. ábrán látható. Az els utasítást tölt be az I-cache-bl az utasítástárlóba, melynek kapacitása 16 byte. A következ szakasz dekódolja és kombinálja az utasításokat oly módon, hohy röviden legyenek leírva. Ami a dekódoló egységbl kijön, a mikrokódok egy

sorrendje, amelyek mindegyike egy opkódot és három regiszterszámot tartalmaz (két forrásregisztert és egy célregisztert). Ebben a vonatkozásban a picoJava II hasonló a Pentium II-höz: mindkét gép egy CISC utasításáramlatot fogad el mely belsleg egy mikrokódos sorozatra van felosztva, mely egy csatornázott RISC-be van betáplálva. Habár a Pentium II-vel ellentétben, a picoJava nem szuperskaláris és a mikrokódokat olyan sorrendben hajtják végre és vonják vissza amelyben ezeket kibocsátották. Egy cache-tár hiba esetén az operandust a fmemóriából kell behozni, a CPU megáll és várakozik. 4-52. ábra A picoJava II-nek egy 6-szakaszos pipeline-ja A harmadik pipeline szakasz a veremtárolóbol operandusokat hoz (valójában a regiszterfájlból) úgy, hogy ezek készen lesznek a negyedik szakaszhoz, a végrehajtó egységhez, ahol...

***[294-297] Nem érkezett meg!

***[298-301] Nem érkezett meg!

***[302-305] 29. Egy 5 szint csvezetékes számítógép feltételes ággal dolgozik azáltal, hogy akadályozza a következ három ciklust, miután egyet megtett. Az akadályozás mennyire érinti a teljesítményt, ha az utasítások 20%-a feltételes ág? Hagyjon figyelmen kívül minden akadály forrását, kivéve a feltételes ágakét. 30. Tételezzük fel, hogy a számítógép több, mint 20 utasítást hoz el. Bárhogy is, átlagban 4 ezekbl feltételes ág, mindegyik 90%-os valószínséggel megjósolható. Mi a valószínsége annak, elhozás hogy a helyes úton van? 31. Tegyük fel, hogy meg akarjuk változtatni a használatban lév számítógépünk terveit 4-43 ábra alapján, hogy 16 regiszter legyen 8 helyett. Ezután kicseréljük a I6-t R8-ra a cél érdekében. Mi történik a ciklusban a 6. Ciklustól kezdve. 32. Általában a függség problémákat okoz a csvezetékes CPU-kban. Vannak olyan lehetségek, amelyeket alkalmazva a WAW függségggel kapcsolatos problémák megoldódhatnak. Mik ezek? 33. Írja újra a Mic-1 értelmez programot, de az LV most mutasson az els helyi válozóra a kapcsolódási pont helyett. 34.Írjon egy szimulációt sz 1 utas közvetlen térkép cache-hez. Készítse el a szimuláció kimeneteinek és a vonalak méreteinek paramétereit. Vizsgálja meg és írja le a tapasztalatait.

5 A gépi utasítások szintje

Ez a fejezet a gépi utasítások (ISA) szinttel részletesen foglalkozik. Ez a szint a mikroprogramozás szintje és az operációs rendszerek szintje között helyezkedik el, ahogyan ez az 1-2. ábrán is látható. Történetesen ezt a szintet a többi szint eltt fejlesztették ki, és valójában ez volt az egyetlen szint. Mára nem ritka, hogy csupán gépi architektúra vagy néha (helytelenül) "assembly nyelvként" utalnak rá. Az ISA szint különleges jelentsége az, ami fontossá teszi a rendszermérnökök számára : a kapcsolat a szoftver és a hardver között. Habár lehetség van rá, hogy a hardver közvetlenül futtasson C, C++, FORTRAN 90 vagy más magas szint nyelven írt programokat, de ez nem tanácsos. Továbbá, hogy praktikusabb legyen a használata, a legtöbb számítógépnek

képesnek kell lennie, hogy olyan programokat futtasson, amelyek összetett nyelven íródtak, nem csak egyetlenen. Az a megközelítés, hogy alapveten minden rendszertervez megszokta, hogy a különböz magas szint nyelven ír programot lefordítják egy általános köztes formára - az ISA szitre - és építenek egy hardvert, amely képes közvetlenül futtatni az ISA szit programokat. Az ISA szint meghatározza a kapcsolatot a fordító, és a hardver között. Ez az a nyelv, amelyet mind a kett megért. A kapcsolat a fordító és a hardver között, ami az 5-1 ábrán látható. Ideálisan, amikor új gépet terveznek, a mérnökök a fordítókkal is beszélnek, hogy megtudják milyen tulajdonságok kellenek az ISA szinthez.

FORTRAN 90 Program FORTRAN 90 Program Lefordítva ISA programmá ISA szint

C program C program lefordítva ISA programmá szoftver hardver

Hardver 5-1 ábra: Az ISA szint a kapcsolat a fordítók és a hardver között. Ha a fordítók olyan tulajdonságot akarnak, amelyeket nem tudnak olcsón kivitelezni(pl.: ág-és-számlázz-utasítás ), akkor abba nem mennek bele. Egyszeren, a hardver-barátok ha van egy új, remek tulajdonság, amit bele akarnak rakni (pl.: memória, ami szó szerint szuper gyors a címek és prímszámok terén), de a szoftver-barátok nem tudják kitalálni hogyan írjanak kódot a használatára, nem jut tovább a tevezsztalnál. Sok tárgyalás és szimuláció után, egy ISA teljesen tökéletes a használni szándékozott programozási nyelvhez,akkor be fogják fejezni és megvalósítják. Ez az elmélet. Most itt a zord valóság. Amikor egy gép a forgalomba kerül, az els kérdés amit a potenciális vásárlók feltesznek : "Kompatibilis-e az eldjével?" A második : "Fut-e a régi operációs rendszer rajta?" A harmadik : "Futnak-e majd a meglév programok rajta?" Ha bármelyik válasz "nem", a tervezknek sok megmagyarázni valójuk lesz. A vásárlók ritkán örülnek annak, ha ki kell dobniuk a régi szoftvereiket, és mindent elrl kell kezdeniük. Emiatt a felfogás miatt nagy nyomás nehezedik a számítógép-mérnökökre, hogy megtartsák az ISA-t egyformának a modellek között, vagy legalább visszafelé kompatibilissé tegyék. Ez alatt azt értjük, hogy az új gépnek változatlanul futtatnia kell a régi programokat. Bárhogy is, az teljesen elfogadható, hogy az új gépnek új utasításai és tulajdonságai vannak, amelyet csak az új szoftverek tudnak kihasználni.

Az 5-1 ábra szerint, amíg a tervezk az elz modellekkel visszfele kompatibilisé teszik az ISA-t, addig sokkal nagyobb szabadságot élvezenek, mert bármit csinálhatnak a hardverrel, amit akarnak, mivel nem valószín, hogy valaki is igazán foglalkozna a hardverrel ( vagy egyáltalán tudná mit csinál ). k váltani tudnak a mikroprogramozott tervezésrl a közvetlen futtatásra, vagy hozzáadnak csvonalakat, szuperskaláris lehetségeket vagy valami mást, amit akarnak, feltéve, hogy támogatják a kompatibilitást visszafele az elz ISA-val. A cél az, hogy meggyzdjenek arról, hogy a régi programok futnak az új gépen. A kihívás akkor épít jobb gépeket, ha eleget tesz a visszafele való kompatibilitás kényszerének. A már említettet nem kell belefoglalni, az ISA tervezésnél nem számít. Egy jó ISA jelents elnyökkel szemben, különösen az egyszer számítógépes er az árral szemben. Máskülönben egyenl tervek különböz ISA-kal számolnak a 25%-os teljesítmény növelés érdekében. A mi véleményünk szerint csak a piaci er követelései teszik nehézzé (de nem lehetetlenné), hogy kidobják a régi ISA-kat és újat mutassanak be. Bárhogy is, amikor ritkán megjelenik egy általános célú ISA, addíg a specializált piacon (pl.: rendszerek, vagy multimédiaprocesszorok) sokkal srbben. Mit csinál egy jó ISA? Két elsdleges feladata van. Elször, egy jó ISA olyan utasítások sorozatár határozza meg, amelyeket hatékonyan lehet megvalósítani a mostani és a jövbeli technikákkal, melyek eredménye az olcsó tervezés több generáció számára. A gyenge tervet nehezebb megvalósítani, több munkát igényel elállítani a processzort és több memóriár igényel a programok futtatása. Lassabban is futhat, mert az ISA elfedi a lehetségeit, hogy mveletek egybeesnek, ami sokkal bonyolultabb tervezést igényel, hogy ugyanazt az eredményt érje el. A tervezés amely élvezi a technika jellemz tulajdonságait, szalmalláng lehet, amely biztosítja az egyszer generáció olcsó megvalósítását, csak azért, hogy felülmúlja egy sokkal elbbre tekint ISA-val. Másodszor egy jó ISA-nak tiszta teret kell nyújtania a lefordított kód számára. A választások sorának valóságossága és teljessége fontos vonások, amelyek nem mindig jellemzek az ISA-ra. Ezek a tulajdonságok nagyon fontosak a fordító számára, ami gondot okoz amikor a legjobban kell választani a korlátozott lehetségek közül, különösen, ha a nyilvánvaló lehetséget az ISA nem engedi meg. Amióta az ISA a kapcsolat a hardver és a szoftver között, eleget kell tennie a hardver tervezk kívánságainak (könny legyen hatékonyan megvalósítani) és eleget kell tennie a hardver tervezk kívánságainak (könny legyen jó kódot írni rá). 5.1. Az ISA szint áttekintése Kezdjük azzal az ISA tanulmányozását, hogy mi is az. Ez így könny kérdésnek tnik, de több bonyodalom merülhet fel, mint amit gondolnánk. A következ fejezetben felvetünk néhányat a következ témák közül. Meg fogjuk nézni a memóriák modelljeit, regisztereket és utasításokat. 5.1.1. Az ISA szint tulajdonságai Elször is, az ISA szintet az határozza meg, hogy a gép milyen a gépi nyelvet programozók számára. Nincs olyan ( józan) ember, aki többé programot ír gépi nyelven, határozzuk meg újra, nevezzük az ISA szint kódot annak, amit a fordító kiad ( figyelmen kívül hagyva az operációs rendszer hívását és a szimbólikus assembly nyelvet egy pillanatra). Hogy ISA szint kódot állítson el, a fordító

***[306-309] Ezen információk összessége határozza meg az ISA szintet. Az elz definíció alapján az, hogy milyen a mikroarchitektúra (mikroprogramozott, pipeline, superscalar, és így tovább) nem része az ISA szintnek, mert a programozó nem látja ezeket. Ez az állítás azonban nem teljesen igaz, mert ezen tulajdonságok közül néhány befolyásolja a teljesítményt, és ezt már észrevehetik a programozók. Mindezeket figyelembe véve, például egy superscalar megvalósítás képes un. backto-back utasítások végrehajtására ugyanabban a ciklusban, feltéve, hogy az egyik mveletben egész, a másikban lebegpontos számokat használ. Ha a fordító váltogatja az egész és lebegpontos utasításokat, akkor az észreveheten jobb teljesítményt eredményez. Így a superscalar utasításvégrehajtás bizonyos részei észlelhetk a ISA szinten, tehát a szintek közötti határvonal nem olyan egyértelm, mint ahogy az elsre tnhet. Néhány felépítés ISA szintjéhez leírást is közzé tesznek. Például a V9 SPARC-nak (Version 9 SPARC) és a JVM-nek is van ilyen hivatalos dokumentációja (Weaver and Germond, 1994; és Lindholm-Yellin, 1997). Azért tesznek közzé ilyen információkat, hogy lehetvé tegyék más fejlesztknek is, hogy olyan gépet építsenek, melyen ugyanazt a szoftvert futtatva pontosan ugyanazt az eredményt kapjuk. A SPARC esetében megengedték, hogy mások is tudjanak olyan SPARC chipet gyártani, amelyek funkciójukban teljesen megegyeznek az eredetivel, különbség csak árukban és teljesítményükben legyen. Ehhez a többi fejlesztnek tudnia kell, hogy mit is tud egy SPARC chip (az ISA szinten). A dokumentáció ezért leírja, milyen memóriamodellt használ, milyen regiszterei vannak, mit csinálnak az egyes utasítások, és így tovább, de arról nincs bennük szó, hogy mindezt hogyan is valósították meg az eredeti processzorban. Minden ilyen dokumentáció tartalmaz un. normative részeket, amelyek rögzítik a követelményeket, és tájékoztató részeket, melyeknek az a feladata, hogy segítse az olvasót. A normative rész nem mindig egyértelmen fogalmaz azért, hogy bizonyos dolgokat eltitkoljanak. Példaként nézzük meg a következ mondatot: Egy fenntartott opcode futtatása csapdát okozhat. Ez azt modja, hogy ha a program egy olyan opcode-ot futtat, amely nem definiált, akkor annak hibát kell okoznia, ezt nem szabad egyszeren figyelmen kívül hagyni és átugrani. Egy másik választási lehetség, hogy ezt a kérdést nyitva hagyjuk. Ebben az esetben a mondat így nézne ki: Egy foglalt opcode futtatása a megvalósításban definiált. Ez azt jelenti, hogy a programozónak nem kell semmilyen különös viselkedésre számítania, szabadságot adva így a gyártóknak. A legtöbb architektúrát letesztelnek, hogy valóban tudja-e azokat a dolgokat, amiket elvárnak tle. Világos, hogy miért is van a V9 SPARC-nak ilyen dokumentációja, amely leírja az ISA szintjért: azért, hogy minden V9 SPARC chip ugyanazokat a szoftvereket tudja futtatni. Hasonló okoból van a JVM-nek is leírása: azért, hogy minden olyan processzor, mint a picoJava II futtatni tudjon legális JVM programokat. Nincsen viszont dokumentáció a Pentium II ISA szintjérl, mert az Intel nem akarja, hogy más processzorgyártó is tudjon Pentium II-t készíteni. Valóban, az Intel bírósághoz is fordult, hogy megállítsa processzorainak klónozását. Másik fontos tulajdonsága az ISA szintnek, hogy a legtöbb gépnek legalább két módja van. A kernel mód arra szolgál, hogy futtassa az operációs rendszert és lehetvé tegye az utasítások végrehajtását. A felhasználói (user) mód feladata az

alkalmazások futtatása, de nem engedi bizonyos érzékeny utasítások végrehajtását (mint például a közvetlen beavatkozást a cache-be). Ebben a fejezetben fleg a felhasználói mód utasításaival és tulajdonságaival fogunk foglalkozni. 5.1.2 Memóriamodellek Minden számítógép felosztja a memóriát memóriacellákra, amelyeket egymás után megcímez. Manapság egy cella 8 bites, de régebben 1-60 bites cellákat is használtak (lásd 2-10-es ábra). Egy 8 bites cellát byte-nak hívnak. Azért 8 bites rekeszeket használnak, mert az ASCII karakterek 7 bitesek, így egy ASCII karakter plusz egy paritásbit éppen egy byte-ot ad. Ha majd az UNICODE lesz az elterjedtebb, akkor talán a jöv számítógépeinek memóriája 16 bites, folyamatosan címezhet egységekre lesznek bontva. Összességében 24 mindjárt másképp fest, mint 23, mert a 4 a 2 hatványa, míg a 3 nem. A byte-okat általában 4 byte-os (32 bit) vagy 8 byte-os (64 bit) csoportokra osztják, és hozzájuk olyan utasításokat készítenek, amelyek ilyen szavakkal képesek dolgozni. Néhány megvalósításban a szavaknak rendezve kell lenniük, így például egy 4 byteos szónak a 0, 4 vagy 8 címen kell kezddnie, és nem az 1 vagy 2 címen. Teljesen hasonlóan, egy 8 byte-os szónak a 0, 8 vagy 16 címen kell kezddnie, de nem kezddhet 4-en vagy 6-on. Egy 8 byte-os szó igazítását az 5-2-es ábra mutatja. 5-2-es ábra: Egy 8 byte-os szó egy un. little-endian memóriában. (a) Igazított. (b) Nem igazított. Néhány gép megköveteli, hogy a szavak igazítva legyenek memóriájában. Az igazítás gyakran szükséges, mert a memóriák így sokkal hatékonyabban mködnek. Például a Pentium II, amely egyszerre 8 byte-ot tölt be a memóriából, 36 bites címet használ, de ebbl csak 33 bitet utal a címre ahogy ezt a 3-44-es ábrán is láthatjuk. A Pentium II még akkor sem tudna rendezetlen memóriából olvasni, ha akarna mert az alsó 3 bit gyakorlatilag nem része a memóriacímnek. Ezek mindig nullák, ezzel "kényszerítve" a memóriát, hogy a címek 8 többszörösei legyenek. Az igazítás szükségessége néha jelents problémákat okoz. A Pentium II-n az ISA szint programok megengedik, hogy bármilyen cím szóra hivatkozzunk. Ez a 8088as idkbe nyúlik vissza, mert a 8088-nak 1 byte széles adatbusza volt (és így nem volt szükség igazításra). Amikor egy Pentium II-es program beolvas egy 4 byte-os szót, amely a 7-es címen kezddik, akkor a hardvernek végre kell hajtani egy memóriaolvasást 0-tól 7-ig és egy másikat 8-tól 15-ig. Ezután a beolvasott 16 byte-ból ki kell választani a 4 szükséges byte-ot, és összeállítani belle a helyes bytesorrend 4 byte-os szót. Az, hogy bármilyen címrl szavakat tudjunk olvasni speciális logikát igényel a processzortól, amelyek így nagyobbá és sokkal drágábbá válnak. A processzortervez mérnökök szívesen megszabadulnának ettl, így csak a programokat kellene átalakítani úgy, hogy igazítva írjanak és olvassanak a memóriában. A probléma csak az, hogy a tervezk kérdésére: "Kit érdekelnek azok a réges-régi 8088-as programok amelyek rosszul használják a memóriát?" röviden így válaszolnak: "Az ügyfeleinket". A legtöbb gépnek egy lineárisan címezhet területe van az ISA szinten, amely egy 0 címtl egy bizonyos fels határig címez, általában 232-ig vagy 264-ig. Néhány gépnek külön memóriaterülete van az utasítások és az adatok számára, tehát az az

utasítás, amely a 8 címen kezddik mást jelent, mint az az adat, amely szintén 8 címen kezddik. Ez a módszer sokkal bonyolultabb, mint ha egyszerbb, lineárisan kezelhet memóriánk lenne, ám az elz eljárásnak van néhány elnye. Elször is, ez lehetvé teszi, hogy 232 byte terület legyen programjaink számára és 232 byte az adatoknak is, miközben csak 32 bites címeket használunk. Másodszor, minden írás autómatikusan az adatterületre megy, elkerülve ezzel a program véletlenüli felülírását, tehát egy hibalehetségét. Felhívjuk a figyelmét, hogy a külön utasítás- és adatterület nem ugyanaz, mint az 1es szint osztott cache (split level 1 cache). Az els esetben a teljes címezhet memória mérete megduplázódott, és valamely címrl való olvasás eltér eredményt ad attól függen, hogy az utasítás- vagy az adatterületrl olvastunk. Egy osztott cache-ben egyféle cím van, csak a memóriaterület egyes részeit különböz cachek tárolják. A memóriamodellek másik megjelenése az ISA szinten a memóriasémák. Az csak természetes, hogy egy LOAD utasítás, amelyet egy STORE utasítás után hajtunk végre ugyanazon a címen, ugyanazt az értéket fogja erdményezni, amelyet az imént tároltunk. Ahogy a 4. fejezetben is láttuk, néhány megvalósításban a mikroutasítások át vannak rendezve. Így fennáll az a veszély, hogy a memória nem úgy fog viselkedni, ahogyan azt elvárjuk. A probléma csak súlyosbodik egy többprocesszoros rendszeren, ahol a CPU-k folyamatosan olvasni vagy írni akarnak a megosztott memóriába. A rendszertervezk többféleképpen is megpróbálták megoldani ezt a problémát. Az egyik drasztikus megoldás, hogy a memóriaeléréseket sorba állítják, vagyis csak akkor jöhet a következ, mikor az eltte lév mvelet már befejezdött. Ez a módszer rontja a teljesítményt, de egyszer megoldást jelent (minden mvelet szigorú sorrendben hajtódik végre). Ahhoz, hogy valami sorrend legyen a memóriában a programnak egy SYNC utasítást kell végrehajtania, amely letiltja új memóriahivatkozások fogadását egészen addig, míg az elz mveletek be nem fejezdtek. Ez súlyos terhet jelent a programozóknak, mert meg kell érteniük, hogyan is mküdik annak a gépnek a mikroarchitektúrája, de ez teljes szabadságot jelent a hardvertervezk számára a memóriaoptimalizálás terén. Közbüls memóriamodellek is elképzelhetek, ahol a hardver automatikusan blokkol bizonyos mveleteket. A mikroarchitektúra ezen sajátosságai rendkívül bosszantók (legalábbis az alacsony szinteken programozók számára), mindezek ellenére a fejldés mégis ebbe az irányba halad a legújabb technológiák miatt (mikroutasítások átrendezése, pipeline,több cacheszint, stb). Még több ilyen rendellenes példát fogunk látni a fejezet hátralév részeiben. 5.1.3 Regiszterek Minden számítógépnek van néhány, az ISA szinten is látható regisztere. Ezeknek az a feladata, hogy szabályozzák a programok futását, ideiglenesen eredményeket tároljanak stb.. Általában azok a regiszterek, amelyek a mikroarchitektúra szintjén láthatóak (pl.: TOS és MAR, lásd 4-1-es ábra) nem láthatók az ISA szinten, bár némelyik mint például az utasításszámláló vagy a veremmutató regiszter mintkét szinten jelen van. Másrészrl, az ISA szinten lév regiszterek mindegyike látható a mikroarchitektúra szintjén is. Az ISA regiszterek két csoportba sorolhatók: speciális és általános célú regiszterek. A speciális regiszterek tartalmazzák az utasításszámláló, veremmutató regisztereken kívül a többi olyan regisztert is, melyeknek valamilyen speciális funkciója van.

Ellentétben, az általános célú regiszterek azért vannak, hogy fontos változókat és számítások részeredményeit tárolják. F szerepük a gyakran használt adatok gyors elérésének biztosítása (alapveten a memória kikerülésével). Egy gyors CPU-val és (viszonylag) lassú memóriával rendelkez RISC gépnek legalább 32 általános célú regisztere van, az újabb és újabb processzorokban pedig egyre több lesz. A legtöbb számítógépben az általános célú regiszterek teljesen megegyeznek. Tehát ha a regiszterek mindegyike egyenérték, akkor a fordító használhatja R1-et egy ideiglenes adat tárolására, de ugyanúgy használhatja az R25-öt is. Nem számít, melyiket választja. Néhány gépnek vannak olyan általános célú regiszterei, amelyek egy kicsit mégis speciálisak. Például a Pentium II-n van egy EDX nevezet regiszter, amely általános célokra is használható, de ez tartalmazza a szorzás végeredményének illetve osztásnál az osztandó szám "felét".

***[310-313] Habár az általános célú regiszterek teljes mértékben felcserélhetk, mégis általános dolog az operációs rendszer vagy a fordítók számára, hogy elfogadjanak bizonyos egyezményeket arról, hogy ezen regisztereket hogyan használják. Például egyes regiszterek tartalmazhatnak paramétereket, amelyek egy meghívott eljáráshoz szükségesek, mások alkalmi regiszternek használhatók. Ha egy fordító egy fontos helyi változót tesz R1 ­ be majd meghív egy könyvtári eljárást, ami azt hiszi, hogy R1 egy alkalmi regiszter, amely számára elérhet, akkor mire a könyvtári eljárás visszatér R1 ­ ben valószínleg szemét lesz. Ha vannak az adott rendszerre jellemz megállapodások a regiszterek használatáról, a fordítóknak és a gépi kódú programozóknak tanácsos ezeket követni. Az ISA ­ szint, felhasználói programok számára is látható regiszterek mellett mindig léteznek tekintélyes mennyiség különleges célra fenntartott regiszterek is, amelyek csak kernel ­ módban elérhetk. Ezek a regiszterek vezérlik a különféle cache ­ ket, a memóriát, a be ­ és a kimeneti eszközöket és a gép más hardware jellemzit. Ezeket csak az operációs ­ rendszer használja, így a fordítók és a felhasználók nem szükséges, hogy ismerjék ket. Az egyik vezérl regiszter, ami a kernel és a felhasználói regiszterek átmenete: a jelz regiszter vagy PSW (Program Állapot jelz Szó). Ez a regiszter különféle, a cpu számára fontos biteket tartalmaz. A legfontosabb bitek az állapotkódok. Ezek minden ALU ciklus során beállítódnak, és a legutóbbi mvelet helyzetét tükrözik. Jellemz állapotjelz bitek például: N ­ értéke 1, ha az eredmény Negatív Z ­ értéke 1, ha az eredmény nulla (Zéró) V ­ értéke 1, ha az eredmény (Verem-)túlcsordulást okozott C ­ értéke 1, ha végeredmény a bal széls bit kivitelét okozta (Carry out) A ­ értéke 1, ha a 3. bitet vitték ki (Auxilary carry = segéd kivitel) P ­ értéke 1, ha a végeredménynek is van Peritása Az állapotjelzk fontosak, mert az összehasonlító és feltételes elágazó utasítások (úm. feltételes ugró utasítások) használják. Például a CMP utasítás jellemzen kivonja egymásból a két paramétert, és a különbség alapján állítja be az állapotjelzket. Ha a paraméterek egyenlek, a különbség nulla lesz és a Z állapotjelz a PSW ­ ben 1 ­ re lesz beállítva. Egy ezt követ BEQ (elágazó egyenlség) utasítás megvizsgálja a Z bitet, és ha az értéke 1, akkor elágazik. A PSW az állapotjelz kódok mellett mást is tartalmaz, de a teljes tartalom géprl ­ gépre változik Jellemz kiegészít mezk a gép ­ mód (pl. felhasználó/kernel), a nyomkövet bit (debugging során használt), a CPU elsbbségi szint és a megszakítást engedélyez helyzet. A PSW általában olvasható felhasználó ­ módban, de néhány mez csak kernel ­ módban írható ( pl.: felhasználó/kernel módjelz bit). 5.1.4 Utasítások Az ISA szint tulajdonképpen gépi utasítások összessége. Ezek irányítják a gép mködését. A memória és a regiszterek közötti adatmozgatás mindig LOAD és STORE utasításokkal történik, a MOVE paranccsal pedig egyik regiszterbl a

másikba másolja az adatot. Számolási mveletek mindig jelen vannak, úgy mint igaz hamis utasítások vagy összehasonlító utasítások ahol az eredménytl függen a program elágazik. Már láttunk néhány tipikus ISA utasítást és ebben a fejezetben még többet meg fogunk ismerni. 5.1.5 Hogyan néz ki a PII ISA szintje Ebben a fejezetben 3 teljesen eltér ISA szintet fogunk megnézni: az Intel IA32, ami a Pentium II ­ ben testesedik meg, V9SPARC ami az UltraSPARC processorban van, és a JVM a picoJava II ­ben. Nem az a célunk, hogy kimerít leírást készítsünk az ISA szintrl, hanem kiemeljük a legfontosabb tulajdonságait, és megmutassuk, hogyan is néznek ki ezek a különböz változatokban. Kezdjük mindjárt a PII ­vel. PII processzort több generáció óta fejlesztik, eldeinek tekinthetk azok a legelsprocesszorok is, amirl a legels fejezetben beszéltünk. Az alap ISA nemcsak a 8086 és 8088 ­ as processzorokra írt programok futtatását támogatja, hanem tartalmaz maradványokat 8080 ­ as processzorból is ami egy a 70 ­ es évekbe népszer cpu volt. A 8080 egy olyan processzor volt, aminek kompatibilisnek kellet lennie a 8008 ­ cal ami egy 4004 ­ en alapult ami egy 4 bites skövület volt. A szoftver szemszögébl a 8086 és a 8088 - as processzorok teljesen 16 bites gépek voltak. Habár 8088 ­ nak 8 bites adatbusza. Ezeknek az utóda a 8286 is 16 bites volt. A f elnye a nagyobb címezhet területében rejlett, bár kevés program használta ezt, mert 16384 db 64k ­ s szegmensbl állt nem pedig egy lineárisan címezhet 224bytos memória. 8386 ­ os volt az els 32 bites processzor az intelek közül. Minden ezt követ géptípus(8486,Pentium,Pentium Pro, PentiumII, Celeron, és Xeon) teljesen ugyanazzal a 32 bites architektúrával rendelkezik, mint a 8386, ezt hívjuk IA ­ 32 ­ nek, és itt ezzel fogunk részletesen foglalkozni. A leglényegesebb változtatás a 8386 óta az MMX utasítások megjelenése volt a Peniumban és az azt követ processzorokban. A PentiumII ­ nek háromféle mködési módja van, kett ebbl arra szolgál, hogy kompatíbilis legyen a 8088 ­ cal. Valós módban az összes 8088 óta bevezettet tulajdonság ki van kapcsolva, így a Pentium II úgy viselkedik, mint egy mezei 8088, ha valamelyik programban valami hiba keletkezik, akkor az egész gép összeomlik. Ha az Intel embereket gyártana tenne beléjük egy olyan kapcsolót, amivel átváltoztathatja ket csimpánzzá (agy nagy része kikapcsol, nem beszél, legtöbbször banánr eszik stb.). Egy lépéssel feljebb a 8086 ­ os Virtuális mód van, amely lehetvé teszi a 8088 ­as programok biztonságosabb futtatását. Ebben a módban az operációs rendszer felügyeli az egész gépet. Egy régi 8088 ­ as program futtatásához az operációs rendszer létrehoz egy speciálisan elszigetelt környezetet, ami úgy viselkedik mint a 8088 kivéve azt az esetet ha a program összeomlik, ekkor az operációs rendszer jelez a helyett, hogy a rendszer összeomlana. Amikor a felhasználó a windowsban egy msdos ablakot nyit és ebben egy programot indít, akkor ez a program ebben a virtuális 8086 ­ os módban fog futni azért, hogy a windwos megvédhesse magát a rosszalkodó msdos programoktól. Az utolsó mód a Védett mód, amelyben a Pentium II ténylegesen Pentium II ként viselkedik, nem pedig egy méregdrága 8088 ­ as ként. Ezen bellül is 4 szint (privilege levels) érhet el , amelyet a PSW bitjei szabályoznak. A 0. szint megfelel

egy másmilyen gép kernel módjának és a gép minden funkciója elérhet. Ezt az operációs rendszer használja. A 3. Szint a felhasználói programok számára van. Ez nem enged olyan utasításokat, amelyek biztos hibát okoznak, és a felügyel regisztereket és így nem hagyja hogy a rosszul mköd programok tönkretegyék a teljes rendszert. Az 1 ­ es és a 2 ­ es szintet ritkán használják. A Pentium II ­ nek hatalmas címezhet területe van memóriája 16384 szegmensre van osztva és ezek mindegyike 0 tól a 232-1 - ig címezhet. A legtöbb operációs rendszer (beleértve a UNIXot és a WINDOWS összes verziójat) csak egy szegmenset támogat így a legtöbb alkalmazás is csak 232 byte méret lineáris memória területet lát. Ennek egy részét maga az operációs rendszer foglalja el. A címezhet terület minden bytja rendelkezik saját címmel, ami egy 32 bit hosszú szó. Szavak az ún. little endian formátumban vannak tárolva (azaz az alsó bytenak van a legkisebb címe). A Pentium II regisztereit az 5-3 as ábra mutatja. Az els négy regiszter az EAX, EBX, ECX, EDX 32 bites és többé - kevésbé általános célú, habár mindegyiknek megvan a speciális feladata. EAX a f számolási regiszter ; az EBX használható mutatók tárolására (memória címek) ; ECX fontos szerepet játszik a ciklusokban ; EDX pedig a szorzásban és az osztásban van szerepe, ahol az EAX ­ szel együtt tartalmazzák egy 64 bites számot, ami a szorzás eredményét illetve osztásnál az osztandót tartalmazza. Ezen regiszterek mindegyike tertalmaz egy 16 bites regisztert, ami a 32 bit alsó 16 bitje, és egy 8 bites regosztert ami a 32 bit alsó 8 bitje. Ezek a regiszeterek könnyvé teszik a 16 és 8 bites mennyiségekkel való számolást. A 8088 és a 8286 csak a 8 és a 16 bites regisztereket ismeri. A 32 bites regiszterek 8386 ban jelentek meg elnvezésük elé egy E bet került, ami az angol extended (kiterjesztett) szóból származik. A következ három regiszter is némileg általános célú, de ezek már sokkal inkább speciálisak mint az elz négy volt. Az ESI és az EDI regiszterek mutatókat tárolnak, például a hardveres tömbkezel utasításokban, ahol ESI a forrás tömb EDI pedig a cél tömb címét tartalmazza. Az EBP szintén mutató, ún. bázismutató regiszter, olyan mint a LV az IJVM ­ ben. Végül az ESP a veremmutató. 5-3-as ábra: a PII elsdleges regiszterei A regiszterek következ csoportja (CS ­ GS ­ ig) a szegmensregiszterek. Durván fogalmazva ezek elektronikus trilobiták, régi maradványok amelyek a 8088 memória címzésében játszottak szerepet. Elég annyit tudnunk, hogy amikor a PII egyszer lineáris 32 bites címterületet használ, ezeket mellzi. Következ az EIP, ami az utasításszámláló (Extended Instruction Pointer). Végül elérkeztünk az EFLAGS hoz ami tulajdonképpen a PSW. 5.1.6 Hogyan néz ki az UltraSparcII ISA szintje? A Sun Microsystems elször 1987 ­ ben mutatta be a SPARC architektúrát. Elsk között volt a kereskedelemben megjelen RISC processzorok között. Az architektura a 80 ­ as években a Berkeley Egyetem kutatásain alapszik (Patterson, 1985; Petterson és Séquin, 1982). Az eredeti SPARC egy 32 bites architektúra volt de az UltraSPARC II már 64 bites processzor, ami egy V9 ­ es SPARC ­ on alapul, ezt

fogjuk ebben a fejezetben tárgyalni.

***[314-317] Nem érkezett meg. Szabó Péter: h838452

***[318-321] A JVM-nek nincsenek olyan általános célú regiszterei, melyeket egy program betölthet, vagy tárolhat. Ez egy igazi virtuális gép. Bár napjainkban ez a megoldás szokatlannak számít, ez járul hozzá az egyszer és elegáns ISA-hoz, és a könny összeállíthatósághoz. A f probléma a virtuális gépekkel, hogy nagyon sok memóriahivatkozás szükséges hozájuk. Azomban, ahogy azt már láttuk a 4.6.3-as szakaszban is, egy okos terv nagyrészben megsemmisül úgy, hogy összetett JVM utasításokat fznek egybe. Rádaásul a felépítés egyszersége azt jelenti, hogy csekély mennyiség szilíciummal megvalósítható, meghagyva a csiprész nagyrészének elérhetségét a hatalmas els szint cache memória részére, ami tovább csökkenti a memóriahivatkozások számát. ( A pico-Java II-nek legfeljebb 16KB+16KB cache memóriája van, mert nem egy káprásztatóan gyors, hanem inkább egy nagyon olcsó csip létrehozása volt a cél. ) 5.2 ADATTÍPUSOK Minden számítógépnek szüksége van adatokra. Valójában sok számítógéprendszernek a valódi célja a pénzügyi, kereskedelmi, tudományos, mszaki és egyéb adatok feldolgozása. Ezeket az adatokat tudományos alakkal kell kifejezni a számítógépben. Az ISA szintjén változatos adattípusok használatosak. Ezeket az adattípusokat fogjuk bemutatni. Egy bizonyos adattípusnál az egyik kulcskérdés mindig a hardveres támogatottság. A hardveres támogatottság azt jelenti, hogy létezik egy vagy több utasítás, amelyek egy bizonyos formájú adatra számítanak, és a felhasználó nem választhat szabadon egy másik adatformát. Például a könyvelknek van egy olyan sajátságos szokásuk, hogy a negatív számoknál a mínusz jelet inkább a szám jobb oldalára írják, minthogy a bal oldalára, ahogy azt a számítógépszakemberek is tették. Gondoljunk arra, ha egy könyvelcégnél megyznék a számítógépközpont vezetjét, hogy jobboldali mínuszjelet használjanak ( a baloldali helyett ). Ez kétségtelenül mély benyomást tenne a vezetre - mivel az összes szoftver mködésképtelenné válna ( egy ilyen változtatás következtében ). A hardver egy bizonyos formát vár az egészekre, és nem mködik helyesen, ha valami mást kap. Most vegyünk egy másik könyvelcéget, amely éppen most kötött szerzdést, hogy ellenrzi az állami költségvetést ( mennyivel tartozik az amerikai kormány az embereknek ). Itt nem mködne a 32 bites számolás, mert a számok nagysága nagyobb, mint 232-en ( körülbelül 4 billió ). Az egyik megoldás, hogy két 32 bites egészet használunk, így 64 bites lesz. Ha a gép nem támogatja az ilyenfajta duplapontos számokat, akkor szoftverrel kell megoldani minden számolást, de a két mód bármelyike jó, mert a hardvernek mindegy. Ez egy olyan adattípusra példa, melyet a hardver nem támogat, de nem igényel hardvermódosítást. A következ fejezetekben olyan adattípusokat fogunk vizsgálni, melyeket a hardver támogat, és hogy melyik milyen speciális formát igényel.

5.2.1 Numerikus adattípusok Az adattípusok két kategóriára oszthatók fel: numerikus és nem numerikus. A legfbb numerikus adattípus az egészek ( integers ). Sokfajta hosszúságban léteznek, tipikusan 8, 16, 32 és 64 bitesek. Az egészek dolgokat számolnak ( pl: egy vasárúbolt raktárán lév csavarhúzók száma ), azonosítanak ( pl: banki számla száma ) és sokminden másra alkalmasak. A legtöbb modern számítógép az egészket "páros" ( páros: negatív számok is ) binális jelrendszerben tárolja, bár a múltban más rendszerek is használták. A binális számok tárgyalása az A Függelékben található. Néhány számítógép támogat jelöletlen egészeket hasonlóan a jelöltekhez. A bitek nincsenek elre megjellve ( helyiérték ), és minden bit tartalmaz adatokat. Ennek az adattípusnak az az elnye, hogy így van egy plussz bit, így például egy 32 bites változó 0-tól (232-1)-ig bezárólag tud tárolni egészeket. Ellentétben a "páros" jelölt 32 bites egésszel, amely csak (231-1)-ig tudja kezelni a számokat, de természetesen negatív számok kezelésére is alkalmas. Vannak olyan számok, amelyek nem fejezhetk ki egészekkel, ilyen a 3,5. Az ilyen számok kifejezésére használjuk a lebegpontos számokat. Ezeket a számokat a B Függelékben tárgyaljuk. Ezek hossza 32, 64, olykor 128 bit. A legtöbb számítógépnek vannak utasításai a lebegpontos számolásra. Sok számítógépnek külön regiszterei vannak az egész változók és a lebegpontos változók tárolására. Néhány programnyelv, nevezetesen a COBOL, decimális számokat is megenged adattípusként. Azok a gépek, amelyek COBOL-barátok akarnak lenni, gyakran hardveresen támogatják a decimális számokat. Ez speciállisan úgy történik, hogy a tizes számrendszerbeli számjegyeket 4 bittel kódólják, és két számjegy kerül egy bájtba ( binális kód, decimális forma ). Azonban a számolás nem mködik helyesen a kreált decimális számokon, ezért speciállis decimális-számolás-javító utasításokra van szükség. Ezeknek az utasításoknak tudniuk kell az átvitelt a 3. bitbl. Ez az, amiért a feltételkód gyakran tartalmaz egy kiegészít átviteli bitet. Mellékesen a rossz hír 2000. év problémáját azok a COBOL programozok idézték el, akik úgy gondolták, olcsóbb az évet 2 decimális számjeggyel kifejezni, mint egy 16 bites binális számmal. Egy kevés optimalizálás. 5.2.2 Nem numerikus adattípusok Bár a legtöbb korai gép a számokkal való mveletekkel kereste kenyerét, a modern számítógépeket gyakran használnak nem numerikus alkalmazásokra, mint a szövegszerkesztés vagy az adatbáziskezelés. Ezekhez az alkalmazásokhoz más adattípusokra és gyakran más ISA-szint utasítások támogatására van szükség. A karakterek nyílvánvalóan fontosak, bár nem minden számítógép gongoskodik hardveres támogatásukról. A legnépszerbb karakterkódrendszerek az ASCII és az UNICODE. Ezek 7 illetve 16 bitesek. A 2. fejezetben tárgyaltuk ezeket. Nem szokatlan, hogy az ISA-szintjén olyan utasítások legyenek, melyek a sztringek kezelésére lettek tervezve. Sztring: egymás után következ keraktersorozat.

Az ilyen sztringeknek sokszor sokszor egy speciállis karakter szab határt, mely a sztring végén áll. Egy sztring hossza magába foglalhatja a végjelet is. Az utasítások képesek másolni, keresni, szerkeszteni és egyéb funkciókat végrehajtani a sztringeken. A logikai értékek szintén fontosak. A logikai érték kétféle értéket vehet fel: igaz vagy hamis. Elméletben 1 bit elég lenne kifejezni a logikai értéket, például 0-val a hamisat és 1-gyel az igazat ( vagy fordítva ). A gyakorlatban 1 bájtot használnak egy logikai érték kifejezésére, mert az egyedüli biteknek nincs saját címzésük egy bájtban és így nehéz kódolni ket. Közös megegyezés szerint a 0 hamisat, és minden más az igazat jelent. Az egyik helyzet, amikor a logikai értéket természetszeren 1 bittel fejezzük ki, amikor egy egész sor van belle, tehát 32 logikai értéket 32 biten tárolhatunk. Az ilyen adatszerkezetet bit térképnek hívjuk, és sokféle összetételben elfordul. A bit térkép például egy lemezen lév üres szektorok megjelölésére szolgálhat. Ha egy lemezen n üres szektor van, akkor a bit térkép n bites. Az utolsó adattípusunk a pointer, ami csak egy gépi címzés. Már láttunk ismétld pointereket. A Mic-x gépen az SP, PC, LV és a CPP példák a pointer adattípusra. Egy rögzített határon belül változtatható pointerek kódolása rendkívül népszer minden gépen. 5.2.3 A Pentium II adattípusai A Pentium II támogatja a "páros" jelölt egészeket, a jelöletlen egészeket, a binális kódolású decimális számokat és az IEEE 754 lebegpontos számokat, ahogy az fel van sorolva az 5-6.-os ábrán. Eredete miatt, minthogy egy 8/16 bites gép, jól kezeli az ilyen nagyságú egészeket, a számos utasítással együtt. Ezek az utasítások számolásra, logikai mveletek elvégzésére és összehasonlításra használatosak. A változókat nem kell felsorolni a memóriában, de jobb megvalósítást érünk el, ha a változók címzései 4 bájt többszörösei. Típus 8 bit 16 bit 32 bit 64 bit 128 bit Jelölt egész x x x Jelöletlen egész x x x Binális kódolású decimális x Lebegpontos x x Ábra 5-6. A Pentium II numerikus adattípusai. A támogatott adattípusokat x-szel jelöltük. A Pentium II a 8 bites ASCII karakterek kezelésében is jó. Vannak speciállis utasításai másolásra és keresésre a sztringekben. Ezeket az utasításokat olyan sztringekre lehet használni, melyeknek ismerjük a hosszát, vagy melyeknek a vége meg van jelölve. Gyakran használják ezeket a sztringeket kezelési könyvtárakban.

5.2.4 Az UltraSPARC II adattípusai Az UltraSPARC II széles körben támogatja az adattípusokat, ahogy azt az 57.-es ábra is mutatja. Az egészekhez kizárólag 8, 16, 32 és 64 bites változókat támogatja mind jelölt, mind jelöletlen típusban. A jelölt egészek "páros"-ak. A 32, 64 bites változókat tartalmazza és megersíti az IEEE 754 szabvány ( 32 és 64 bites számokhoz ). A binális kódolású decimális számokat nem támogatja. Minden változót fel kell sorolni a memóriában. Típus 8 bit 16 bit Jelölt egész x x Jelöletlen egész x x Binális kódolású decimális Lebegpontos Ábra 5-6. Az UltraSPARC II numerikus adattípusai. 32 bit x x x 64 bit x x x 128 bit

x

Az UltraSPARC II ersen regiszterorientált, és majdnem minden utasítás 64 bites regisztereken mködik. Karakter és sztring adattípusokat nem támogatnak a speciális hardver utasítások. 5.2.5 A Java Virtialis Gép ( JVM ) adattípusai A Java ersen tipizált nyelv, ami azt jelenti, hogy minden változónak speciális típusa és mérete van, amit ismerünk a deklarációkor. A JVM által támogatott runtime típusok ezeket a típusokat tükrözik vissza. A JVM az 5-8.-as ábrán felsorolt típusokat támogatja. A jelölt egészek "páros"-ak. Jelöletlen egészeket nem nyújt a Java nyelv és nem is támogatja. Valamint a binális kódolású decimális számokat sem. Típus 8 bit Jelölt egész x Jelöletlen egész Binális kódolású decimális Lebegpontos Ábra 5-6. A JVM numerikus adattípusai. 16 bit x 32 bit x 64 bit x 128 bit

x

x

A JVM támogatja a karaktereket, de a hagyományosabb 8 bites ASCII karakterek helyett a 16 bites UNICODE karaktereket. Ez korlátozott támogatás a pointereknek, ami föleg bels használatú deklarációra alkalmas, de a runtime rendszer felhasználói programként nem tud közvetlenül pointereket kódolni. A pointereket a gép fleg a feladatok besorolására használja.

***[322-325] Bugyi Zsolt - prog. mat. I 322.oldal. Az utasításkészlet architektúra szint 5. fejezet 5.3 Utasítás formák Az utasítás az opcode-ból áll, rendszerint néhány egyéb információval együtt, mint például honnan érkeznek az operandusok és hova érkezik az eredmény. Az operandusok helyének (azaz a címük) meghatározásának f témáját címzésnek nevezzük, és most ezt fejtjük ki. Az 5-9. ábra néhány lehetséges 2-es szint utsítás mutat be. Az utasításoknak mindig van egy opcode-ja, hogy leírja mit csinál az utasítás. Szerepelhet nulla, egy, kett vagy három cím.

5-9. ábra Négy gyakori utasításformátum: (a) utasítás cím nélkül. (b) utasítás egy címmel (c) utasítás két címmel (d) utasítás három címmel Némely gépen, minden utasítás egyforma hosszú. Más gépeken sok más hossz lehetséges. Lehetnek szó hossznál rövidebb, azonos vagy hosszabb utasítások. Az utasítások azonos hossza egyszersíti és könnyíti a dekódolást, de gyakran pazarolja a helyet, mivel minden utasítás a szükséges hossznál hosszabb leghosszabb utasítás hosszát veszi fel. Az 5-10-es ábra néhány lehetséges összefüggést mutat az utasítás és a szó hossza között.

5-10. ábra Néhány lehetséges összefüggés az utasítás és a szó hossz között 5.3.1 Az utasítás formátumának tervezési kritériuma Ha egy számítógéptervez csapatnak utasításformákat kell választania a géphez tekintettel kell lennie a tényezk számára. Nem szabad alábecsülni a döntés nehézségét. Az utsításformáról való döntést még az új számítógép tervezése elején meg kell hozni. Ha a számítógép a kereskedelemben sikeres, akkor az utasításkészlet

20 vagy akár több évig is fennmaradhat. Fontos az új utasításokkal való bvítés kihasználása és más lehetségek kihasználása, melyek felmerülnek egy hosszabb idszak alatt, de csak akkor sikeres az architektúra, ha hosszabb idn át marad fenn. Egy különleges ISA hatékonysága nagymértékben függ a technológiától melyjel a számítógépet kivitelezik. Hosszabb id alatt óriási változáson fog átmenni és néhány ISA választás nem fog szerencsésnek tnni. Például, ha a memóriaelérés gyors, akkor a stack alapú tervezés (mint a JVM) jó választás, de ha lassú, akkor sok regiszternek (mint az Ultra SPARCII) mennie kell. Azoknak az olvasóknak, akik úgy gondolják, hogy könny a választás, azok fogjanak egy papírdarabot és írják le jóslataikat 20 évre elre: (1) egy jellmez CPU órasebességet, és (2) egy jellemz RAM elérési idt a számítógépekre. Hajtsák össze a cetlit és tartsák meg 20 évig. Majd hajtsák szét és olvassák el az id leteltével. Persze, még az elrelátó tervezk sem hozhatnak mindig helyes döntést. És ha mégis, akkor is szembe kell nézniük a rövid határidkkel is. Még ha ez az elegáns ISA még csak egy kicsivel drágább is, mint ronda versenytársai, akkor sem sikerülhet túl sokáig fenntartani az elegáns ISA megbecsülését. Ha minden megegyezik, akkor a rövid utasítások jobbak mint a hosszabbak. Ha egy program n 16 bites utasításból áll, akkor csak fele akkora memóriát foglal el mint n 32 bites utasítás. Az egyre csökken memória árak miatt ez a tényez kevésbé lehet fontos a jövben, eltekintve attól, hogy a szoftver helyigénye még a memória árának esésénél is gyorsabban növekszik. Azonkívül, az utasítások méretének minimalizálásával a dekódolás és az átlapolás nehezebbé válik. Ezért a minimális utasításméret megvalósítását ellensúlyozni kell azzal az idvel mely az utasítások dekódolásához és futtatásához szükséges. Más okból az utasításhossz minimalizálása máris fontos és a jövben még fontosabb lesz a gyorsabb processzorok esetében: memória sávszélessége (a memória által szolgált bit/sec száma). A processzorok sebességének jelents növekedése az utóbbi évtizedben nem egyezett meg a memória sávszélességének növekedésével. Egyike az egyre inkább gyakori problémáknak a processzorokkal kapcsolatban abból ered, hogy a memóriarendszer képtelen az utasításokat és változókat olyan gyorsan szolgáltatni, mint ahogy a processzor képes lenne felhasználni azokat. Minden memóriának van egy sávszélessége, melyet a technológiája és mérnöki tervezése határozott meg. A sávszélesség problémája nemcsak a fmemóriára vonatkozik, hanem a cache-re is. Ha a sávszélessége egy utasítás-cache-nek t bps és az átlagos utasításhossz r bit, akkor a cache legfeljebb t/r utasítást tud másodpercenként küldeni. Megjegyzend, hogy ez egy fels határa a processzor sebességének amellyel utasításokat futtathat, habár jelenleg vannak kutatási munkák, melyeknek célja, hogy áttörjék még ezt az akadályt is. Nyilvánvaló, hogy a sebességet, melyen az utasítások lefuthatnak (mint például a processzor sebessége) korlátozhatja az utasítás hossza. Rövidebb utasítás gyorsabb processzort jelent. Amióta a modern processzorok alkalmasak több utasítás végrehajtására órajelenként, ezért órajelenként több utasítást kell továbbítani. Ebbl a szemszögbl nézve az utasítás-cache-t az fontos tervezési kritériummá teszi az utasítások méretét. A második tervezési kritérium elegend hely biztosítása az utasításformában minden kért mvelet kifejezéséhez. Olyan gép mely 2^n mveletet ismer és minden utasítása kisebb mint n bit nem létezik. Egyszeren nem lesz elég hely az opcode-ban jelezni, hogy melyik utasítás szükséges. És a múlt is újra és újra mutatja azt a könnyelmséget, hogy nem hagynak szabadon lényeges mennyiség opcode-ot a jövbeni utasításkészlet bvítéséhez.

A harmadik kritérium a cím mezben lév bitek számára vonatkozik. Tekintsük a tervezését egy gépnek, mely 8 bites jelleg, és egy memóriának ami 2^32-en karaktert kell tartalmaznia. A tervezk választhatnak az egymást követ címek egységekhez való rendelésénél 8, 16, 24 vagy 32 bites, valamint más lehetség közül. Képzeljük el mi történhet, ha a tervez csapat két szemben álló pártra oszlik, az egyik azt javsolja, hogy a 8 bites byte legyen a memória alapegysége, míg a másik a 32 bites szót javasolja a memória alapegységének. Az elbbi csapat 2^32 byte memóriát feltételez, számozottan 0, 1, 2, ..., 4,294,967,295. Az utóbbi csapat 230 szónyi memóriát feltételez, számozottan 0, 1, 2, ..., 1,073,741,823. Az els csapat arra mutatna rá, hogy két karakter összehasonlításához a 32 bites szervezésben a programnak nem csak a karaktert tartalmazó szót kell elhívnia, hanem ki kell hogy bontsa mindegyik karaktert az t tartalmazó szóból, hogy összehasonlíthassa ket. így ez több utasításba kerülne, és helyet pazarolna. A 8 bites szervezés más oldalról minden karakter számára gondoskodik címrl, így sokkal egyszerbb az összehasonlítás. A 32 bites szó támogatói azzal vágnának vissza, hogy rámutatnak, hogy az javaslatuknál csak 230-adikon elkülönített címre van szükség, a cím megadásának hossza csak 30 bit, ahol ahogy a 8 bites javaslatnál 32 bit-re van szükség ugyanazon memória címzéséhez. Rövidebb cím rövidebb utasítást jelent, ami nem csak kevesebb helyet foglal, de kevesebb idre is van szükség az adatlekéréshez. Választhatóan, megtarthatják a 32 bites címzést hivatkozva a 16 GB-os memóriára a kicsi 4 GB memória helyett. Ez a példa azt mutatja, azért hogy jobb memóriafelbontást nyerjünk, egyiknek fizetnie kell az árat a hosszabb címekért, és éppen ezért azok hosszabb utasításaikért. A legalapvetbb felbontás az a memória szervezés, ahol minden memóriabit közvetlenül címezhet (pl. a Burroughs B1700). Másik szélsséges eset az a memória, ami nagyon hosszú szavakból áll (pl. a CDC Cyber series 60 bites szavakkal). A modern számítógépes rendszer arra a kompromisszumra jutott, hogy bizonyos értelemben mindkettbl átveszi a rosszat. Megkövetelik az összes bitet ami szükséges a sajátos byte-ok címzéséhez, de mindem memóriaelérés egy, kett, vagy néha négy szót olvas be egyidben. Egy byte olvasása a memóriából az UltraSPARC II-n, például minimálisan 16 byte-ot tölt be (lásd: 3-47 ábra) és valószínleg egy 64 byte-os cache sor egészét. 5.3.2 Az opcode kibvítése Az elz részben láthattuk, hogy hogyan állt szemben egymással a rövid címzés és a jó memóriafelhasználás. Ebben a részben vizsgáljuk meg ezeket az ellenhatásokat beleértve mind az opcode-okat és mind a címeket. Nézzünk egy (n+k) bites utasítást, ahol k bites az opcode és az egyetlen cím n bites. Ez az utasítás 2^k különböz utasítást és 2^n címezhet memóriacellát enged meg. Választhatóan ugyanaz az n+k bit felosztható (k-1) bites opcode-ra, és (n+1) bites címre, azaz fele annyi utasítás mellett kétszer annyi memória címezhet, vagy ugyanakkora memória címezhet kétszer akkora felbontás mellett. Egy (k+1) bites opcode és egy (n-1) bites cím több mveletet eredményez, de kevesebb címezhet cella árán, vagy szegényebb felbontás és ugyanazon címezhet memória mellett. Elég bonyolult egyeztetések lehetségesek opcode bit és cím bit közt éppúgy, mint a fent leírt egyszerbbeknél. A következ bekezdésekben tárgyalt változatot opcode bvítésének nevezzük. Az opcode bvítésének fogalmát leginkább példán keresztül szemléltethetjük. Vegyünk egy gépet melyben 16 bit hosszú utasítások és 4 bit hosszú címek vannak,

ahogy az 5-11. példa mutatja. Ez az eset indokolt lehet egy gépnél, melynek 16 regisztere van (ezért 4 bit regiszter cím) amin minden aritmetikai mvelet helyet foglal. Az egyik tervezet lehetne egy 4 bites opcode és 3 cím minde utasításban, így lesz 16 háromcímes utasításunk.

5-11. ábra utasítás 4 bites opcode-dal és három 4 bites címmezvel Azonban, ha a tervezknek 15 háromcímes utasításra ,14 kétcímes utasításra, 31 egycímes utasításra és 16 cím nélküli utasításra van szükségük, akkor használhatnak olyan opcode-ot 0-tól 14-ig háromcímes utasításként, de az opcode 15-öt másképpen értelmezik (lásd: 5-12 ábra). Opcode 15 azt jelenti, hogy az opcode a 8-15. biten foglal helyet a 12-15. bit helyett. 0-3. bitek és 4-7. bitek szokás szerint két címet alkotnak. A 14 kétcímes utasítások mindegyikének 1111 van a baloldali 4 bitjén és 0000-tól 1101-ig tartó számok lesznek kezelve speciálisan a 8-11 biteken. Úgy lesznek kezelve, mintha az opcode-juk a 4-15 biten lenne. Az eredmény 32 új opcode. Mivel csak 31 szükséges, ezért a 111111111111 opcode úgy van értelmezve, hogy a tényleges opcode a 0-15. biten van, ez 16 cím nélküli utasítást erdményez. Ezeken a tárgyalásokon végighaladva az opcode egyre csak hosszabodott: a háromcímes utasításoknak 4 bites opcode-juk van, a kétcímes utasításoknak 8 bites opcode-juk van, az egycímes utasításoknak 12 bites opcode-juk, és a nulla címes utasításoknak 16 bites opcode-juk.

***[326-329] Az utasításkód kiterjesztésének ötlete bemutatja, hogyan lehet cserélgetni az utasításkódot és más információkat. A gyakorlatba, az utasításkódok kiterjesztése nem olyan világos és szabályos mint a mi példánkban. Valójában a változtatható hosszúságú utasítások at kétféleképpen is ki lehet aknázni. Az els, hogy az utasítások mind azonos hosszúságuak és a legkevesebb bitet azok az utasítások kapják melyek amelyek legtöbb bitet igénylik más dolgok meghatározására. A második, hogy az átlagos utasításhosszt lehet minimalizálni úgy hogy a gyakrabban használt utasítások rövidebbek a kevésbé gyakran használtakhosszabbak. A változó hosszúságú utasításkódok ötletének legszélsségesebb esetében lehetséges az átlagos utasításhossz minimalizálása az összes utasítás kódolásával, hogy minimalizálják a szükséges bitek számát. Sajnos ez azt eredményezte, hogy a változó hosszúságú utasításokat nem lehet byte határra igazítani. Bár voltak szabványok amelyeknek megvolt ez a tulajdonsága (például balsorsú Intel 432), a gyors dekódolás fontossága annyira fontos, hogy az ilyenfokú optimalizálás nem eléggé hatékony. Mindazonáltal gyakran alkalmazzá byte szinten. Késbb majd megvizsgáljuk a JVM szabványt és láthatjuk milyen körültekinten választották meg az utasításokat, hogy minimalizálják a program méretét. 5.3.3 A Pentium II utasításainak szerkezete A Pentium II utasításainak szerkezete nagyon összetett és szabálytalan, hat változó hosszúságú mezvel melyek közül 5 opcionális. Az általános mintát az 5- 13-as ábra mutatja. Ez a helyzet azért alakúlt ki mert az architektúrát generációkon keresztül fejlesztették és néhány korai rosz választást is tartalmazott. A lefelé való kömpatibilitás miatt ezeket a korai döntéseket nem lehetett késbb visszavonni. Álltalában a kétoperandusu mveleteknél, ha az egyik operandus a memóriában van akkor a másik nem lehet ott. Így léteznek olyan utasítások, melyek összeadnak két regisztert, egy meóriában lév adatot regiszterrel, és fordítva, de olyan nincs amely két memóriában lév szót adna össze. A korai Intel architektúrákban minden utasításkód 1 byte hosszú volt, ámbár a prefix byte-ot széles körben használták néhány utasítás módosítására. A prefix byte egy extra utasításkód toldalék az utasítás elején mely megváltoztatja hatását. A IJVM és a JVM WIDE utasítása példa a prefix byte-ra. Sajnos a fejlesztések néhány pontján az Intel kifutott az utasításkódokból ezért egy kód, a 0xFF, kijelölték mint váltókódot, hogy így engedélyezzenek egy újjabb utasításbyte-ot. A Pentium II utasításkódjaiban lév bitek egyenként nem adnak újjab információt az utasításról. Az egyetlen struktúra az utasításkódmezben a legalacsonyabb bit használata, melyet néhány utasításban a byte/word jelzésére használnak, és a közvetlen mellette levé bit amely azt mutatja, hogy a memóriacím (ha van) a forrás, vagy a cél cím. Így álltalában az utasításkódot teljesen vissza kell fejteni ahoz, hogy milyen osztályú utasítást kell végrehalytani és így ahoz is, hogy milyen hosszú az utasítás. Ez teszi nehézzé a nagyteljesítmény végrahajtást, mivel költséges dekódolásra van szükségmég ahoz is, hogy megtudjuk, hol kezddik a következ utasítás. A legtöbb utasításnál, melyek egy memóriában lév operandusra hivatkoznak, az utasításkódot egy második byte követi ami mindent elmond az operandusról. Ez a nyolc bit fel van osztva egy 2 bites MOD mezre éskét 3 bites mezre, REG és R/M.

Néha e byte els 3 bitjét az utasításkód kiterjesztéseként használják így 11 bites utasításkódot elérve. A 2 bites MOD mez azt jelentihpgy csak négyféleképpen lehet megcímezni egy operandust és egyik operandusnak regiszternek kell lennie. Logikailag az EAX, EBX, ECX, EDX, ESI, EDI, EBP, ESP közül bármely meghtaározható mint akármelyik regiszter, de a kódolás megtílt néhány kombinációt és azokat speciális esetekhez használja. Néhány mód igényel egy további byte-ot, melyet SIB-nek neveznek (Scale,Index,Base), a további meghatározáshoz. Ez a séma nem ideális, de kompromisszumot jelent lefelé való kompatibilitás és az újabb nem elrelátott tulajdonságok megvalósítása között. Mindezekhez még hozzátartozik, hogy néhány utasításnál 1,2 vagy 4 byte határoz meg egy memóriacímet (eltolás) és talán mégegyszer 1,2 vagy 4 byte tartalmaz egy konstanst (azonnali operandus). 5.3.4 Az UltraSPARC II utasításainak szerkezete Az UltraSPARC II ISA szabványával továbra is ragaszkodik a 32 bites utasításokhoz. Az utasitások általában egyszerek és csak egyetlen mveletet határoznak meg. Egy tipikus aritmetikai mvelet két regisztert határoz meg a forrás operandusokhoz és egyet a célhoz. Egy változat lehetvé teszi , hogy az utasítás egy 13 bites eljeles konstanst használjon az egyik regiszter helyett. A LOAD két regisztert (vagy egy regisztert és egy 13 bites konstanst) ad ossze, hogy meghatározza azt a memóriacímet amit ki kell olvasni. Az adatot pedig a harmadik regiszter által meghatározott címre írja. Az eredeti SPARC-nak nagyon korlátozott számú utasításformátuma volt, melyeket az 5-14-es ábra mutat. Idvel újabb típúsokat adtak hozzá. Amikor e sorokat írjuk számuk 31 és folyamatosan n. (Nem lehetünk messze attól, amikor néhány cég azt fogja reklámozni, hogy "A világ legosszetetteb RISC gépe." A legtöbb új változatot úgy nyerték, hogy levagdostak néhány bitet a különböz mezkbl. Például az eredeti elágazások a 3. formátumot használták 22 bites eltolással. Amikor a megjövendölt elágazásokat bevezették akkor a 22 bitbl hármat levágtak. Egyet használnak a jövendölés eldöntésére (elfogadva/nem elfogadva), és kettt arra használnak, hogy meghatározzák melyik feltételkód biteket kell használni. Így 19 bit maradt az eltolásra.Másik példa: több utasítás is van az adattípusok közötti konvertálásra(egeszet lebegpontosra stb.) Több ezek közül az 1b forma egy változatát használja, az IMMEDIATE mezt osztották föl egy 5 bites mezre amely a forrás regisztert adja és egy 8 bitesre amely további utasításkód biteket ad. Az utasítások többsége viszont továbbra is az ábrán látható formákat használja. Minden utasítás els két bitje segít meghatározni az utasítás formátumát és megadja a hardware-nek hogy hol találja az utasításkód többi részét, ha van még. Az 1a formánál mindkét forrás regiszter, az 1b formánál pedig az egyik forrás regiszter a másik pedig egy -4096 és +4095 közé es konstans. A 13. bit választ köztük. (A legjobboldalibb bit 0.) Mindkét esetben a cél egy regiszter. Elégséges hely áll rendelkezésre 64 utsítás kódolásához és ezek közül néhány jövöbeli használatra van fenntartva. Csak 32 bites utasításokkal nem lehetnének 32 bites konstansok az utasításokban.

A SETHI utasítás 22 bitet állít be helyet hagyva egy kovetkez utasításnak ami a többi 10 bitet állítja be. Ez az egyetlen utasítás ami ezt a formát használja. A nem elrejelzett feltételes elágazások a 3. formát használják, melyeknek a COND mez mondja meg, hogy melyik feltételeket kell tesztelni. Az A bitnek a delay slotok elkerülésében van szerepe néhány feltételnél. Az elrejelzett elágazások a ugyanezt a formátumot használják kivéve a 19 bites eltolást ahogy az fentebb említettük.

***[330-333] Lakos Péter 330-333. 5.3.5 JVM utasítás formátumok A legtöbb JVM utasítás formátum különösen egyszer az 5.-15.-ös ábrán látható valamennyi.Egyszerségük valószínüleg abból adódik, hogy a JVM új.De várjunk csak 10 évet. Valamennyi utasítás egy 1 bájtos opcode-dal kezddik.Néhányukban ezután egy második bájt következik, vagy egy index(mint az iload), egy állandó (constans, mint a bipush) vagy egy adat típusú jelz (indicator) ( mint a newarray, amely a jelzett típus 1 dimenziós elrendezését képezi a halmazból ). A 3-as formátum lényegében megegyezik a kettessel, azzal az eltéréssel, hogy ebben 16 bites állandó (konstans) szerepel a 8 bites helyett.(pl. WIDE ILOAD vagy GOTO).A 4-es formátum csak IINC-re használatos. Az 5-ös formátum csak MULTINEWARRAY-ra használatos, amely több dimenziós elrendezést készít a halmazból. A 6-os formátumot csak az INVOKEINTERFACE használja, amely eljárás(módszer) csak bizonyos körülmények között mkdik. A 7-es formátumot csak a WIDW IINC használja, amely gondoskodik egy 16 bites indexrl és egy 16 bites constansról,ezeket különböz szelvényekhez teszi hozzá. A 8-as formátumot csak a WIDE GOTO és a WIDE JSR parancsok használják (tartalmazzák), melyek távoli elágazásoknak adnak helyet és bizonyos eljárásokat hívnak életre.Az utolsó formátumot csak két parancs használja,mindkett egy Java állítás-választó eszközt használ.Röviden, 8 specifikus parancs kivételével minden JVM utasítás használja az 1-es , 2-es, vagy a 3-as formátumot, amelyek rövidek és egyszerek. A valóságban a helyzet még sokkal egyszerbb.A Java Virtual Machine utasításokat specifikusan úgy kódolták, hogy a legtöbb általános parancsot egyetlen bájt tartalmazza.Lehetség van ara , hogy 256 utasítás elférjen egyetlen bájtban, sok közülük egyetlen utasítás általános formájának speciális változata, amelyekkel az IJVM-ben találkozhattunk. Példaként lássuk, hogyan adhatunk hozzá egy helyi változót a Java-hoz. Ezt 3 különböz módon tehetjük meg, közülük a legrövidebb az általában használatos forma , míg a leghosszabb lefedi az összes lehetséges esetet. A JVM-nek van egy utasítása, az ILOAD, amely egy 8 bites indexet használ, hogy a helyi változót hozzáadja a halmazhoz. Azt is bemutattuk, hogyan teszi lehetvé a WIDE azt, hogy ugyanaz az opcode használható legyen arra, hogy az els 65,536 címszó(bejegyzés) bármelyikét meghatározza ( részletezze,felsorolja)a helyi változó keretében. Mindazonáltal a WIDE ILOAD használata 4 bájtot igényel, 1 a WIDE-hoz, 1 az ILOAD-hoz és 2 további a 16 bites indexekhez.Ezt a felosztást az a tény indokolja, hogy az ILOAD jórésze az els 256 helyi változó egyikét használja. A WIDE prefixum(elöljáró) általában szükséges, de csak ritkán használatos. De a JVM még ennél is továbbmegy. Mivel az eljárás jellemzi a helyi változó keretének els néhány szavához tartoznak, az ILOAD-ot legáltalánosabban az alsó indexel rendelkez belépésekhez alkalmazzuk.JVM tervezi elhatározták, hogy ezek a elhelyezkedések annyira általánosak lesznek, hogy érdemes meghatározni minden egyes kombináció számára a különböz, eltér 1bájtos opcode-okat.Az ILOAD_0(0x1A) a 0-s helyi változót teszi hozzá a halmazhoz.Ez pontosan megegyezik a 2 bájtos ILOAD 0 paranccsal, azzal a különbséggel ,hogy 1bájtot igényel a 2 helyett. Hasonlóan az ILOAD_1,ILOAD-2 és

az ILOAD-3(opcode 0x1B,0x1C és 0x1D )az 1-es, 2-es,és a 3-es helyi változót adja hozzá a halmazhoz. Jegyezzük meg, hogy az 1-es helyi változó például három különböz módon adható hozzá: LOAD_1-gyel, ILOAD 1-gyel vagy WIDE ILOAD 1-gyel. Számos utasításban fordulnak el hasonló variációk. Egyes speciális utasítások pontosan egyenértékek lehetnek a BIPUSH-sal az 1,2,3,4 és 5-ös értékek miatt, csakúgy , mint az -1-nél.Szintén speciális utasítások vannak a halmaz változóinak tárolásához a helyi változó készlet els 4 szavából. Érdemes tudni, hogy ezek a lehetségek nem használhatóak szabadon.Kizárólag 256 egyedülálló utasítás sorolható (határozható meg) egyetlen bájtban. Az elérhet 256 parancsból négyet az els 4 hely feltöltésére használhatunk fel.Megjegyzend, hogy íly módon az alap ILOAD parancsokhoz további 5 parancs vehet fel.Természetesen a WIDE prefixum szintén felvehet egyet az elérhet 256 érték közül(és ez még nem utasítás, csak egy prefixum), de sokkal általánosabb, hogy számos opcode-ot is használ. A JVM tervezi némileg eltér eljárást alakalmaztak ahhoz, hogy meghatározzák a konstans készletbl az operanduszok betöltését. Egyetlen utasítás két formájáról is gondoskodtak: az LDC-rl és az LDC-W-rl. A második forma, amelyet az IJVM is tartalmaz, az általános forma. A 65,536 szó közül bármely elérésére képes, amelyek a konstans készletben megtalálhatóak. Az els forma csak egy egyetlen bájtos indexet tartalmaz, ez csak az els 256 szó bármelyikét képes elérni. Ezen els 256 szó elérése történhet egy 2 bájtos utasítással, míg egyéb szavak csak 3bájtos parancsokkal érhetek el.Ez a két választási lehetség kettt igényel a 256 opcode közül. Ha a tervezk ugyanazt a technikát használták volna, amelyet az ILOAD esetében is, nevezetesen, hogy inkább a WIDE prefixumot használják az LDC-W parancs helyett, a parancsok jóval érthetbbek és szabályosabbak lennének. Mindez azt jelenti, hogy egyéb konstansok elérése az els 256-on kívül 4 bájtot igényel 3 bájt helyett. A szerz 1978-ban javasolta elször ezt a technikát, amely az opcodeokat és az indexeket egyetlen bájton belül kombinálja, majd elosztja a 256 elérhet bájtot is használatuk gyakoriságának megfelelen, mégis több mint 2 évtizednek kellett eltelnie ahhoz, hogy elfogadottá váljon.(sikere legyen). 5.4 Címzés Az opcode-ok megtervezése fontos része az ISA-nak. Mindamellett egy program az bitek jó részét, arra használta, hogy meghatározza az operanduszok származási helyét, ahelyett, hogy mveleteket hajtott volna végre rajtuk. Figyelembe kell venni az ADD utasítást is amelynek 3 operanduszra megadására van szüksége: két forrásra, és egy célra. (Ez a általános használatban egy idtartam operandus, ami mind a hármat kijelöli,a célterület pedig egy hely, ahol az eredmények tárolódnak.Az ADD-nek valahogyan meg kell mondania, hogy hol találhatók az operanduszok, illetve hogy hová tehet (hol tárolható) az eredmény. Ha a memória-címek 32 bitesek, akkor az utasítások egyszer leírásához, az opcode-hoz csatólt három 32 bites címre van szükség. Két általános módszer használható a leírások méretének csökkentésére.Az els, ha az operandusz többször került használatba, akkor bekerült egy regiszterbe.Egy regiszter használata egy változó miatt, duplán hasznos: egyrészt a hozzáférés gyorsabb, másrészt kevesebb bitet kell lefoglalni az operandusz meghatározásához. Ha 32 regiszter van, akkor valamelyik közülük, képes csupán 5 biten meghatározni azt. Ha az ADD képes volt arra, hogy csak a regisztert használja, akkor mindössze 15 bitre

volt szüksége ahhoz, hogy mind a három operanduszt meghatározza, ezzel szemben 96 bitre volt szüksége akkor, ha azok mind a memóriában voltak. Természetesen a regiszterek használata sem problémamentes. Valójában, néha a regiszterek használata több problémával jár. Ha az operandusz a memóriában volt, akkor elször be kellett tölteni egy regiszterbe, és ez több leíró (meghatározó) bitet igényelt, mintha egyszern csak meghatároztuk volna a helyét a memóriában.Elször is egy LOAD utasításra van szükség ahhoz, hogy az operandusz bekerüljön, egy regiszterbe. Ez nem csak egy opcode-ot igényel, hanem szükség van még a teljes memóriacím, illetve a cél-regiszter meghatározására is.Tehát, ha az operandusz csak egyszer volt használatban, akkor nem érdemes elhelyezni egy regiszterben. Szerencsére, az évek során megmutatkozott, hogy az operanduszok sokszor kerülnek ismételt használatba. Következésképpen a legfrisseb (mai) egységeket (építményeket) nagy számú regiszterrel látják el, és a legtöbb nagy terjedelm helyi változó ezekben a regiszterkben tárolódik, így kiküszöbölhet a legtöbb memória-hivatkozás.Így tehát csökkent a program mérete, és futási ideje is. A második eljárás csökkenti a meghatározás méretét és meghatározza egy vagy több operandusz értelmét (jelentését). Számos technika létezik, ennek megvalósítására.Az egyik mód a önálló meghatározás használatára, egy forrás, illetve egy cél operandusz megadása.Az általános három címes ADD utasítás ezt a formát használja: Céloperandusz = Forrás-Operandusz 1 + Forrás-Operandusz 2 A két címes utasítás korlátozott formát használ: Regiszter 2 = Regiszter2 + Forrás-Operandusz 1 Ez az utasítás bizonyos értelemben ártalmas (veszélyes) lehet a Regiszter 2 tartalmára, mindaddig, amyg nem kerül rögzítésre. Ha az eredeti változóra késbb szükség lehet, akkor azt elször el kell másolni egy másik regíszterbe. Megállapodás szerint a két címes utasítások (parancsok) rövidebbek, de kevésbbé elterjedtek. Különböz tervezk, különbözeket választottak. A Pentium II például két címes ISA szint utasítást használ, ellenben például az Ultra SRAC II -vell, ami három címes utasítást használ. Csökkentsük az operanduszok számát a mi ADD utasításunkban hároról, kettre. A korai számítógépek egyetlen regiszterrel rendelkeztek, ezt akkumulátornak hívták.Az ADD utasítás például mindig hozzáad egy "emlékeztet szót "az akkumulátorhoz, így csak egy operanduszra van szüksége a meghatározáshoz ( az emlékeztetre). Ez a technika jól dolgozik az egyszer számításoknál, de amikor összetett, közbüls eredményekre van szükség, akkor az akkumulátornak vissza kell írnia a memóriába, és így az elérés késik. Most eljutottunk a három címes ADD-k tól a két, illetve egy (szimpla) címesekig. Mit hagytunk ki ? A nulla (0) címeket ? Igen. A negyedik fejezetben láttuk hogy az IJVM stac-et használ. Az IJVM IADDnek nincsenek címei. Mindkett, a forrás, illetve a cél is megtalálható benne. Hamarosan részletesebben is látni fogjuk, a stack címzését.

***[334-337] javított!
234. ábra 4. fejezet A mikroprogramok szintje 4-17. ábra A Mic-1 mikroprogramja (1. rész) cimke mveletek Main1 PC=PC+1; fetch; goto(MBR) byte Nop1 Iadd1 Iadd2 Iadd3 tetejébe Isub1 Isub2 szava) Isub3 Iand1 Iand2 Iand3 verem tetejébe Ior1 Ior2 Ior3 verem új Dup1 Dup2 Pop1 Pop2 TOS Pop3 Swap1 második Swap2 Swap3 Swap4 Swap5 második Swap6 Bipush1 Bipush2 Bipush3 beillesztése goto Main1 MAR=SP=SP-1; rd H=TOS MDR=TOS=MDR+H; wr; goto Main1 MAR=SP=SP-1; rd H=TOS MDR=TOS=MDR-H; wr; goto Main1 MAR=SP=SP-1; rd H=TOS MDR=TOS=MDR AND H; wr; goto Main1 MAR=SP=SP-1; rd H=TOS MDR=TOS=MDR OR H; wr; goto Main1 MAR=SP=SP+1 MDR=TOS; wr; goto Main1 MAR=SP=SP-1;rd TOS=MDR; goto Main1 MAR=SP-1; rd MAR=SP H=MDR; wr MDR=TOS MAR=SP-1; wr TOS=H; goto Main1 SP=MAR=SP+1 PC=PC+1; fetch MDR=TOS=MBR; wr; goto Main1

magyarázat MBR tárolja a mveleti kódot; következ beolvasása; elküldés(dispatch) Nem tesz semmit. Beolvassa a verem legfels alatti szavát. H=a verem teteje Összeadja a két fels szót; beírja a verem Beolvassa a verem legfels alatti szavát H=TOS (top of verem-a verem legfels Elvégzi a kivonást; beírja a verem tetejébe Beolvassa a verem legfels alatti szavát H=TOS "És" mvelet végrehajtása; beírja az új Beolvassa a verem legfels alatti szavát H=verem teteje "Vagy" mvelet végrehajtása; beírja a tetejébe Növeli SP értékét és bemásolja MAR-ba A verem új szavának beírása Beolvassa a verem legfels alatti szavát Vár, amíg a memóriából betöltdik az új Az új szó beolvasása a TOS-ba MAR értékét SP-1-re állítja; a verem szavát beolvassa A MAR-t a legfels szóra állítja TOS-t elmenti H-ba; a második szót beírja TOS-ba A régi TOS-t bemásolja MDR-be MAR értékét SP-1-re állítja; a verem szavaként írja be TOS felülírása (update) MBR=a verembe illesztend byte PC értékét növeli; következ mveleti kód beolvasása A konstans eljeles kiterjesztése; verembe MBR tartalmazza az indexet; LV-t MAR=a beillesztend helyi változó címe SP az új verem tetejére mutat; írás PC-t növeli; következ mv. kód tet átírása TOS felülírása MBR tartalmazza az indexet; LV-t MAR=azon helyi változó címe, ahova akarunk TOS bemásolása MDR-be; szó írása

Iload1 H=LV bemásolja H-ba Iload2 MAR=MBRU+H; rd Iload3 MAR=SP=P+1 elkészítése Iload4 PC=PC+1; fetch; wr beolvasása; veremIload5 Istore1 bemásolja H-ba Istore2 menteni Istore3 TOS=MDR, goto Main1 H=LV MAR=MBRU+H MDR=TOS; wr

Istore4 Istore5 beolvasása Istore6 Wide1 Wide-iload1 beolvassa a Wide-iload2 Wide-iload3 Wide-iload4 Wide-istore1 beolvassa a Wide-istore2 Wide-istore3 Wide-istore4 akarunk Ldc_w1 beolvassa a Ldc_w2 Ldc_w3 Ldc_w4 cimke iinc1 ba iinc2 változó iinc3 iinc4 iinc5 iinc6 felülírása goto1 goto2 byte beolvasása goto3 mentése goto4 goto5 goto6 beolvasására iflt1 iflt2 iflt3 iflt4 ifeq1 ifeq2 ifeq3 ifeq4 if_icmpeq1 if_icmpeq2 beolvasására if_icmpeq3 ba if_icmpeq4 if_icmpeq5 if_icmpeq6 be, T szükséges

SP=MAR=SP-1; rd PC=PC+1; fetch TOS=MDR; goto Main1 PC=PC+1; fetch; goto (MBR OR 0x100) PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MAR=LV+H; rd; goto iload3 PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MAR=LV+H; goto istore3 PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MAR=H+CPP; rd; goto iload3 mveletek H=LV MAR=MBRU+H; rd PC=PC+1; fetch H=MDR PC=PC+1; fetch MDR=MBR+H; wr; goto Main1 OPC=PC-1 PC=PC+1; fetch H=MBR<<8 H=MBRU OR H PC=OPC+H; fetch goto Main1 MAR=SP=SP-1; rd OPC=TOS TOS=MDR N=OPC; if(N) goto T; else goto F MAR=SP=SP-1; rd OPC=TOS TOS=MDR Z=OPC; if(Z) goto T; else goto F MAR=SP=SP-1; rd MAR=SP=SP-1 H=MDR; rd OPC=TOS TOS=MDR Z=OPC-H; if (Z) goto T; else goto F OPC=PC-1; fetch; goto goto2

Beolvassa a verem legfels alatti szavát PC-t növeli; következ mveleti kód TOS felülírása Többszörös elágazás fels bitbeállításával MBR tárolja az els index-byte-ot; másodikat H=az els index byte 8 bittel balra tolva H=a helyi változó 16 bites indexe MAR=a beillesztend helyi változó címe MBR tárolja az els index-byte-ot; másodikat H=az els index byte 8 bittel balra tolva H=a helyi változó 16 bites indexe MAR=a helyi változó címe, ahol tárolni MBR tárolja az els index-byte-ot; másodikat H=els index byte<<8 H=16 bites indexet a konstans-készletbe MAR=a konstans készlet címe magyarázat MBR tárolja az indexet; LV-t bemásolja HLV+index értéket bemásolha MAR-ba; beolvasása Konstans beolvasása Változó bemásolása H-ba Következ mveleti kód beolvasása Összeget bemásolja MDR-be; változó A mveleti kód címének eltárolása MBR=az eltolási cím els byte-ja; második Emelés és a megjelölt els byte H-ba H=16 bites elágazás eltolási cím Eltolási cím hozzáadása OPC-hez Várakozás a következ mveleti kód A verem legfels alatti szavának beolvasása TOS ideiglenes tárolása OPC-ben Az új verem tetejének tárolása TOS-ba N bitre történ elágazás (Branch on N bit) A verem legfels alatti szavának beolvasása TOS ideiglenes tárolása OPC-ben Az új veremadat tárolása TOS-ba Z bitre történ elágazás (Branch on Z bit) A verem legfels alatti szavának beolvasása MAR beállítása az verem új tetejének A verem második szavának bemásolása HTOS ideiglenes tárolása OPC-ben Az verem új tetejének tárolása TOS-ba Ha a két fels szó megegyezik, menjen Tegyébként F-be A goto1-hez hasonló, a célzott címhez

F F2 F3 Invokevirtual1 beolvasása Invokevirtual2 Invokevirtual3 Invokevirtual4 körzetbl Invokevirtual5 ben Invokevirtual6 számláló Invokevirtual7 beolvasása Invokevirtual8 Invokevirtual9 Invokevirtual10 (# locals) Invokevirtual11 Invokevirtual12 Invokevirtual13 locals) Invokevirtual14 ba Invokevirtual15 Invokevirtual16 Invokevirtual17 régi PC-t Invokevirtual18 Invokevirtual19 tároljuk Invokevirtual20 Invokevirtual21 beolvasása Invokevirtual22 cimke ireturn1 beolvasásához ireturn2 ireturn3 beolvasása ireturn4 ireturn5 beolvasása ireturn6 ireturn7 ireturn8 veremtetbe

PC=PC+1 PC=PC+1; fetch goto Main1 PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MAR=CPP+H; rd OPC=PC+1 PC=MDR; fetch PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H PC=PC+1 TOS=SP-H TOS=MAR=TOS+1 PC=PC+1; fetch H=MBRU<<8 H=MBRU OR H MDR=SP+H+1; wr MAR=SP=SP+1 MDR=LV; wr MAR=SP=SP+1 MDR=LV; wr PC=PC+1; fetch LV=TOS; goto Main1 mveletek MAR=SP=LV; rd LV=MAR=MDR; rd MAR=LV+1 PC=MDR; rd; fetch MAR=SP LV=MDR MDR=TOS; wr; goto Main1

Az eltolási cím els byte-jának kihagyása PC most a következ mveleti kódra mutat Várakozás a mveleti kód beolvasására MBR=1-es indexbyte; PC növelése; 2. byte Emelés, és els byte tárolása H-ba H=a program-mutató eltolási címe CPP-bl A metódus-mutató beolvasása a CPP Visszatérési PC ideiglenes tárolása OPCPC az új programra mutat; paraméter beolvasása A paraméter számláló második byte-jának Emelés és els byte mentése H-ba H=a paraméterek száma # helyváltozók els byte-jának beolvasása TOS=OBJREF-1 címe TOS=OBJREF címe (új LV) # hely második byte-jának beolvasása (# Emelés/léptetés és az els byte mentése HH=# helyi változók (locals) OBJREF felülírása a link-mutatóval SP, MAR beállítása arra a helyre, ahova a mentjük A régi PC mentése a helyi változók fölé SP arra a helyre mutat, ahol a régi LV Régi LV mentése a mentett PC fölé Az új metódus els mveleti kódjának LV-t beállítja, hogy LV területére mutasson magyarázat SP, MAR nullázása az új link-mutató Várakozás az olvasásra LV beállítása a link-mutatóra; régi PC MAR beállítása a régi LV beolvasásához PC visszaállítása; következ mveleti kód MAR beállítása a TOS írására LV visszaállítása A visszaadott érték mentése az eredeti

4-17. ábra A Mic-1 mikroprogramja (3/3) Ha az MBR-ben lév byte csupa 0, a NOP utasításhoz tartozó mveleti kód a következ, úgy a következ mikroutasítás nop1-gyel jelölt lesz, és a 0. rekeszbl lesz beolvasva . Minthogy ez az utasítás nem tesz semmit, egyszeren visszaugrik a f ág kezdetére, ahol a ciklus megismétldik, de egy új MBR-be olvasott mveleti kóddal. Újra kihangsúlyozzuk, hogy a mikroutasítások a 4-17. ábrán a memóriában nem egymás után következnek, és hogy a Main1 nem a nullás vezérl tár címen van (mert a nop1-nek kell a nullás címen lennie). A mikroassembler végzi el minden egyes mikroutasítás megfelel helyre történ elhelyezését és rövid sorozatokba történ rendezését a NEXT_ADDRESS mez felhasználásával. Minden sorozat az általa interpretált IJVM mveleti kód numerikus értékének megfelel címen kezddik (pl. POP a 0x57-es címen indul), de a ciklus többi része bárhol lehet a vezérlés tárolóban, és nem feltétlenül egymást követ címeken.

Most vizsgáljuk meg a IJVM IADD utasítását. A ciklusból az iadd1-gyel jelölt mikroutasításokhoz kell jutnunk. Ez az utasítás az IADD-ra jellemz mveletettel kezddik: 1. A TOS már létezik, de a verem legfels alatti szavát be kell olvasni a memóriából. 2. A TOS-t hozzá kell adni a memóriából behozott legfels alatti szóhoz. 3. Az eredményt, amelyet be kell írni a verembe, el kell tárolni a memóriába, minthogy a TOS regiszterbe is. Az operandus memóriából való betöltéséhez szükséges a verem mutató csökkentése, és annak beírása a MARba. Meg kell jegyeznünk, hogy ez a cím egyben az is, melyet a következ írásnál használunk. Továbbá mivel ez a hely lesz a verem teteje, SP-hez is hozzá kell rendelni ezt az értéket. Ezért egyetlen mvelet meg tudja állapítani SP és MAR új értékét, csökkentheti SP-t, és azt mindkét regiszterbe beírhatja. Ezek az els mveletben mennek végre, (iadd1) és az olvasási mvelet elindulnak. Emellett MPC megkapja az értéket iadd1 NEXT_ADDRESS mezjérl, amely iadd2 helye, bárhol is van. Ekkor iadd2 be lesz olvasva a vezérl tárból. A második ciklusban, mialatt várunk az operandusnak a memóriából történ beolvasására, bemásoljuk a verem legfels szavát a TOS-ból H-ba, ahol elérhet lesz az összeadáshoz, mikorra a beolvasás befejezdik. A harmadik ciklus (iadd3) elején, MDR tartalmazza a memóriából beolvasott összeadandót. Ebben a ciklusban ez hozzáadódik a H tartalmához, és az eredmény visszaíródik MDR-be, valamint a TOS-ba. Egy írási mvelet is elindul, amely a verem tetejét elmenti a memóriába. Ebben a ciklusban a GOTO-nak a hatása az, hogy hozzáfzi a Main1 címét az MPC-hez, eljuttatva minket a következ utasítás végrehajtásának kezdpontjához. Ha a következ mveleti kód, amit most az MBR tárolódik, 0x64 (ISUB), a mveleteknek majdnem pontosan ugyanaz a sorrendje alakul ki ismét. A Main1 elindulása után a vezérlés áttevdik a 0x64-en lév mikroutasításnak (isub1). Ezt a mikroutasítást az isub2, isub3 és végül ismét Main1 követi. Az egyetlen különbség az elz és a mostani sorrend között, hogy az isub3-ban a H tartalmát kivonjuk MDR-bl az összeadás helyett. Az IAND értelmezése majdnem azonos az IADD, és ISUB-éval, kivéve, hogy a verem két fels szava bitenként "és"-eldik, összeadás vagy kivonás helyett. Hasonló dolog történik az IOR-ral. Ha az IJVC mveleti kód értéke DUP, POP vagy SWAP, a vermet meg kell változtatni. A DUP utasítás egyszeren megismétli a verem tetejét. Mivel e szó értéke már tárolva van a verem tetején, a mvelet ugyanolyan egyszer, mint SP növelése, úgy, hogy az új helyre mutasson, és elmenteni TOS-t erre a helyre. A POP utasítás is majdnem ilyen egyszer, csak csökkenti SP-t, a verem legfels szavának törléséhez. Azonban a verem tetejének megtartásához most szükséges a verem új tetejének beolvasása a memóriából, és annak TOS-ba való írása. Végül, a SWAP utasítás magába foglalja a memória két helyén lév értékek cseréjét: a verem két legfels szaváak cseréjét. Ez valamivel könnyebb, mivel a TOS már tartalmazza ezen értékek egyikét, ezért ezt nem kell a memóriából beolvasni. Az utasítást a késbbiekben részletesebben tárgyaljuk. A BIPUSH instrukció ennél kicsit komplikáltabb, mivel az utasítás kódját egy egyszer byte követi, ahogy az a 4-18. ábrán látható. A byte-ot eljeles egészként kell értelmezni. Ezt a byte-ot, amely már betöltdött a memóriába a Main1 során, eljelesen ki kell terjeszteni 32 bitesre, és be kell illeszteni a verem tetejébe. Ez a mvelet ezért ki kell, hogy terjessze eljelesen az MBR-ben lev byte-ot 32 bitessé, és be kell másolja MDR-be. Végül SP értéke n eggyel, és be lesz másolva MAR-ba, engedélyezve az operandus kiíratását a verem tetejébe. Ezalatt ennek az operandusnak a TOS-ba is be kell másolódnia. Tehát, a fprogramhoz való visszatérés eltt, a PC értékét növelni kell, hogy a következ mveleti kód elérhet legyen a Main1-ben. 4-18. ábra A BIPUSH utasítás formátuma

***[338-341] Nem érkezett meg! Ilonka István

***[342-345]

5-23. ábra Veremhasználat, mely kiértékel egy fordított lengyel formulát. A másik választás a PC-rokon címzés. Ebben az eljárásban, magában az utasításban lév ( jelölt ) offset van hozzáadva a programszámlálóhoz, hogy a célcímhez jusson. Valójában ez egyszeren indexelt módszer, melyben a PChasználja regiszterként.

5.4.10. Az utasításkódok és a címzési módok merlegessége
Szoftverileg az utasításoknak és a címzéseknek szokásos felépítésnek kellene lennie az utasításformátumok minimális számával együtt. Egy ilyen felépítés sokkal könnyebbé teszi a fordítóprogram számára a jó kód megadását. Minden mveleti kódnak engedélyeznie kellene mindenfajta címzési módot, ahol van értelme. Továbbá minden regiszternek elérhetnek kellene lennie mindenfajta regisztermód számára ( beleértve a keretindexet( FP ), a veremmutatót( SP ) és a programszámlálót( PC ) ). Példaként vegyünk egy korrekt konstukciót a 3-címzéses gépre, és tekintsük az 5-24. ábrán a 32 bites utasításformátumot. 256-ig a mveleti kódok fenn vannak tartva. Az els formátumban minden utasításnak két forrás- és egy célregisztere van. Az összes aritmetikai és logikai utasítás ezt a formátumot használja. A címzés végén fel nem használt 8 bitnyi terület további utasítások megkülönböztetésére használható. Például egy mveleti kódot kijelölhetünk minden lebegpontos mvelethez, amelyek közül kiválik egy plusz terület. Azonkívül, ha a 23. bitet kitzzük, akkor a 2. formátumot használjuk, és a másoodik operandus többé nem regiszter, hanem egy 13 bites, ami közvetlen állandóként van jelölve. A LOAD és STORE parancsok is használhatják ezt a formulát a segédmemóriában, indexelt módban. Néhány további parancs szükséges, mint a feltételes ágak, de ezek könnyen beilleszthetk a 3. formátumba.

5-24. ábra Egy 3-címzéses gép utasításformátumainak egyszer konstrukciója Például egy mveleti kódot kijelölünk minden ( feltételes ) ágra, eljárásmódhívásra, stb., 24 bitnyi helyet hagyva a PC-rokon offsetre. Feltéve, hogy ez az offset szavakban számolt, a kapacitás +32 Mb-ban lenne. Néhány más mveleti kódot fenntartanak a LOAD és STORE parancsoknak, amelyek a hosszú offseteket igénylik ( 3. formátum). Ezek nem lennének teljesen általánosak ( például csak az R0-t lehet menteni és tárolni ), de ritkán használják. Most pedig tekintsünk egy tervezetet egy 2-címzéses gépre, amely egy memóriájában lév szót tud használni bármelyik operandushoz ( 5-25. ábra ). Egy ilyen gép képes egy memóriabeli szót hozzáadni egy regiszterhez, egy regisztert egy szóhoz, egy regisztert egy regiszterhez vagy egy szót egy másik szóhoz. Jelenleg a memóriaárak viszonylag magasak, így ez a kivitelezés jelenleg nem népszer, de ha a jövben a cache- vagy a memóriatechnológia fejldése következtében lejjebb mennek az árak, akkor ez egy különösen könny és hatékony konstrukció összeállítását eredményezi. A PDP-11 és a VAX, amik nagyon sikeres gépek voltak, két évtizeden keresztül domináltak a minikomputer- világban, az alábbi hasonló konstrukciót használva.

5-25. ábra Egy 2-címzéses gép utasításformátumainak egyszer konstrukciója Ebben a kivitelezében újra van egy 8 bites mveleti kódunk, de most 12-12 bitünk van a forrás és a célállomás pontos meghatározására. Minden egyes operandus esetén 3 bit adja a módot, 5 bit a regisztert és 4 bit az offsetet. A módot meghatározó 3 bittel el tudjuk látni a közvetlen-, a direkt-, a regiszter-, a regiszterközvetett-, az indexelt- és a veremmódokat, és még maradt hely további két jövbeli módszer számára is. Ez egy korrekt és szabályos kivitelezés, amit könny megszerkeszteni és elég rugalmas, fleg ha a programszámláló, a veremmutató és a helyi változómutató az elérhet általános regiszterek között van.

Az egyedüli probléma itt az, hogy a direkt címzéshez a címhez több bitre van szükségünk. A PDP-11 és a VAX adott egy extra szót az utasításnak minden egyes közvetlenül címzett operandus címéhez. A két elérhet címzési mód közül bármelyiket használhatjuk egy 32 bites offsettel rendelkez indexelt módra, követve a parancsot. Így a legrosszabb esetben, vegyünk mondjuk egy memóriából memóriába men ADD parancsot, amelynek mindkét operandusa közvetlenül címzett, vagy a hosszú indexelt formát használja, így az utasítás 96 bit hosszú lenne, és 3 busz( ciklus )t foglalna ( egyet a parancsra, kettt az adatokra ). Másrészt a legtöbb RISC tervezetnek legalább 96 vagy talán még több bitre van szüksége, hogy egy memóriában lév tetszleges szót hozzá tudjanak adni egy másik, szintén memóriabeli tetszleges szóhoz, és legalább 4 buszt használnak. Az 5-25. ábrához sok alternatíva lehetséges. Ebben a kivitelezésben végre lehet hajtani az állítást i=j; az egyik 32 bites utasításban, feltéve, ha az i és a j is az els 16 feletti variációk esetén át kell térnünk a 32 bites offsetekre. Az egyik lehetség egy másik formátum lenne, aminek egyetlen 8 bites offsetje van két 4 bites helyett, plusz egy kikötés, mely szerint vagy a forrás vagy a célállomás használhatja, de a kett egyszerre nem. A lehetségek és a választások korlátlanok, és a gépek tervezinek manipulálniuk kell a tényezket, hogy jó eredmények szülessenek.

5.4.11. A Pentium II címmegadási módszerei
A Pentium II címmegadási módszerei nagyon szokatlanok és különbözek, attól függen, hogy egy egyéni utasítás a 16 vagy a 32 bites módban van. Lent mellzzük a 16 bites módot; a 32 bites mód épp elég kellemetlen. A támogatott módszerek, beleértve a közvetlen, direkt, regiszter, regiszterközvetett, indexelt és egy speciális módszert, tömbösítik az elemeket. A probléma az, hogy nem minden módra vonatkoznak a parancsok, és nem használható mindegyik regiszter akármilyen módban. Ez még nehezebbé teszi a fordítóprogram-írók munkáját, és rossz kódokhoz vezet. Az 5-23. ábrán a MODE byte felügyeli a címmegadási módszereket. Az operandusok egyikét a MOD és az R/M mez kombinációja határozza meg pontosan. A másik mindig egy regiszter, melyet a REG mez értéke ad meg. Az 5-26. ábrán felsorolt 32 kombinációt pontosan meg lehet határozni a 2 bitnyi MOD és a 3 bitnyi R/M mez segítségével. Például, ha mindkét mez nulla, az operandust az EAX regiszterben lév memóriacímbl olvassa ki. A 01 és 10 oszlopok tartalmazzák azokat a módszereket, melyekben a regiszter az utasítást követ 8 vagy 32 bites offsethez van hozzárendelve. Ha kiválasztunk egy 8 bites offsetet, elször eljel segítségével kiegészítjük 32 bitre, mieltt még hozzáadnánk. Például egy ADD parancs esetén, ahol R/M=011, MOD=01, és a 6 offset közül egy kiszámítja az EBX és a 6 összegét, és elolvassa a memóriabeli szót az egyik operandus címén. Az EBX nem módosult. A MOD=11 oszlop két regiszter közötti választásra ad lehetséget. A szavas utasításokhoz az elst, a byte-os utasításokhoz a második lehetséget választja.

5-26. ábra A Pentium II 32 bites címmegadási módszerei. M[x] az x-re vonatkozó memóriabeli szó Vegyük észre, hogy a tábla nem teljesen szokványos. Például nincs út az EBP-n keresztül a közvetettbe és az ESP-bl az offsetbe. Néhány módszerben egy újabb byte, amit SIB-nek ( Skála, Index, Alap ) hívnak, a MODE byte-ot követi ( ld. 5-13. ábra ). A SIB byte pontosan meghatározza a skálatényezt és két regisztert. Ha a SIB byte jelen van, az operandus címét úgy lehet kiszámítani, hogy az indexregisztert megszorozzuk ( a skálától függen ) 1-gyel, 2-vel, 4-gyel vagy 8-cal, hozzáadjuk az alapregiszterhez, és végül hozzáadhatjuk egy 8 vagy 32 bites eltoláshoz, a MOD-tól függen. Majdnem az összes regiszter használható indexként is, alapként is. A SIB módszer hasznos az elérési tömbök számára. Például tekintsük a Java állítást erre: ( i = 0; I < n; I++ ) a[i] = 0; ahol a a jelenlegi eljárásban lokális tömb, amely 4 byte-os egészekbl áll. Az EBP-t tipikusan arra használjuk, hogy annak a veremkeretnek az alapjára mutasson, mely a lokális variációkat és a tömböket tartalmazza, mint ahogy azt az 5-27. ábra is mutatja. A fordítóprogram az i-t az EAX-ban tarthatja. Hogy a[i]-t elérje, egy SIB módszert kell alkalmaznia, melynek operanduscíme a 4 EAX, az EBP és a 8 összege volt. Ez az utasítás el tudja tárolni a[i]-t egyetlen utasításként. Megéri ez a módszer a fáradtságot? Nehéz megmondani. Kétségtelenül, ha ezt az utasítást helyesen használjuk, "megtakaríthatunk" pár ciklust. Hogy milyen gyakran hasznájuk, az a fordítóprogramtól és az alkalmazástól függ. Az a probléma, hogy ez az utasítás bizonyos nagyságú területet foglal el a chip felületén, amelyet másképp használhattunk volna fel, ha ez az utasítás nem lenne jelen. Például az els szint cache lehetett volna nagyob, vagy a chip lehetett volna kisebb, és ezzel talán kicsivel nagyobb órasebesség lett volna elérhet. Ezek azok a választások, amelyekkel a tervezk folyamatosan szembekerülnek. Általában, a széles kör szimulációs mködéseket elbb megtervezik, minthogy bármit is szilíciumba öntenének, de ezekhez a szimulációkhoz szükséges a munkamegterheltség milyenségérl alkotott helyes elképzelés. Biztosan nyer fogadás, hogy a 8088 tervezi nem csatoltak Web böngészt teszthalmazukhoz.

***[346-349] javított! 5.4.12 Az UltraSPARC II címzési módjai Az UltraSPARC ISA-ban minden parancs közvetlen vagy regiszteres címzést használ, kivéve akkor, ha az memória címzés. A regiszter módnál az 5 bit egyszeren meghatározza, hogy melyik regisztert kell használni. A közvetlen módnál egy (eljellel ellátott) 13 bit hosszú konstans szolgáltatja az adatot. Nincs más mód ami használható lenne a számtani, logikai és ehhez hasonló utasitásokban. A memória címzésnek három féle parancsa van. A LOAD, a STORE és egy multiprocessoros szinkronizáló utatitás. A LOAD, a STORE parancsoknak két módja van, hogy megcimezzék a memóriát. Az els mód kiszámolja két regiszternek az összegét és azután ezen keresztül közvetetten irányít. A másik egy hagyományos indexelés 13 bit eltolással. 5.4.13 Az JVM címzési módjai A JVM-nek nincs általános címzési módja, abban az értelemben, hogy egy néhány bit mondja meg, hogy kell kiszámolni a címet (mint ahogy a Pentium II tudja). Helyette minden parancsnak van egy specifikus címzési módja ami összefüggésben áll vele. Mivel hogy nincsenek látható regiszterei a regiszter és a regiszter indirekt címzési mód még csak nem is lehetséges. Egy kis száma a parancsoknak , mint a BIPUSH, közvetlen címzést használ. Egyetlen mód ami rendelkezésre áll, az index mód. Ezt használja az ILOAD, ISTORE, LDC_W, és jó néhány egyéb utasítás a relatív változók és a alapértelmezett regiszterek specifikálására helyett, leggyakrabban az LV és a CPP. Az elágazások szintén az index módot használják. 5.4.14 A cimzési mód tárgyalása Mostanra elég alaposan átnéztünk néhány cimzési módot. Ezek közül egyet használ a Pentium II, UltraSPARC II és a JVM, ezek összesitett táblázata a 5-28. Mint ahogyan be is jelöltük, nem mindegyik mód használható az összes instrukcióval. A gyakorlatban nincs is szükség sok cimzési módra egy effektiv ISA rendszernél. Mivel kezdetben csaknem az összes kódot, amit ezen a szinten irnak, forditók generálnak, a szerkezet cimzési módjainak legfontosabb aspektusa az, hogy a választásokból kevés legyen, és azok világosak legyenek, és mindezt olyan ráforditással (a kód méretére és a végrehajtási idre nézve), hogy mindezek könnyen számithatók lehessenek. Ez azt jelenti általánosan, hogy a gép egy extrém megoldást használ: vagy ajánljon fel minden lehetséges válsztást, vagy csak egyet. Bármi dolog e kett között azt jelent, hogy a forditó olyan választásokkal néz szembe, amikhez lehet, nincsen meg a tudása vagy a kifinomultsága. Ergo a legátláthatóbb szerkezeteknek általában csak kevés cimzési módja van, szigorú megszoritásokkal használatukra. A gyakorlatban tehát, ha azonnali, direkt regiszter és indexelt módunk van, az elég szinte minden feladat végrehajtásra. Tehát, minden regisztert (beleértve a helyi (változó értékü) pointert, verem mutatót és program számlálót) fel kéne használni mindenho, ha akár egy regiszterre is szükség van. Komlikáltabb cimzési módok csökkenthetik az instrukciók számát, de az számitási sorozatok bevezetésének a kárára, hiszen különbz számitások részeit nem lehet könnyen párhuzamusan végezni.

Mostanra befejeztük tanulmányainkat arrók, hogyan is lehet opcodeokat és cimeket, valamit különböz cimzési módokat használni. Ha új computerhez kerülünk, akkor nemcsak a a cimzési módok és instrukciók alapos megismerése szükséges, nem csak azt kell látni, mi elérhet, miért azok a válaztások lettek alkalmazva és le kell vonnunk az alternativ választások konzekvenciáit. 5.5. INSTRUKCIÓ-TIPUSOK ISA szinten az instrukciókat feloszthatjuk kb. fél tucat csoportra, amelyek géprl gépre ugyanazok, ennek ellenére különbözö részletei lehetnek. Tulajdonképpen minden gépnek van néhány kihasználatlan insturkciója az elz modellekkel való kompatibilitás miatt, mert a tervezknek egy fantasztikus ötlete volt, esetleg a kormány tette azt bele, cserébe támogatást nyújtott. Most gyorsan áttekintjük az általános kategóriákat, anélkül, hogy kimeritenénk ket. 5.5.1. Adatmozgatásinstrukciók Az adat másolása egyik helyrl a másikra kell, hogy az egyik legfontosabb instrukció legyen. A másolásnál egy új objektum a másolat eredeti identikus (jellemz) bittel olyan lesz mint az igaz. A "mozgás" szó itt mást jelent, mint a normál magyar nyelvben. Amikor azt mondjuk, hogy Martin elment New Yorkból Kaliforniába, ezen nem azt érjük, hogy egy Martin-másolat Kaliforniában van, és az igazi még mindig New Yorkban van. Amikor azt mondjuk, a memória 2000. helyérl egy másik regiszterbe került az adat, akkor az eredeti még mindig a 2000 helyen maradt. Az adat mozgatási instrukciót más néven "adat duplikálási ionstrukcio", ahol az adat mozgatási id kötött. Két oka van, hogy az adatot le lehet másolni az egyik helyrl a másikra: Az egyik alapvet tulajdonság pont a változók értékének a kijelölése. Az A=B kiadásakor a a B változó értéke a A változó memória cimére másolódik, hiszen a programozó ezt kivánta. A második ok pedig, hogy adatot másoljunk, hogy tárolni és kezeleni hatékonyan tudjuk. Mint láttuk, sok instrukció csak akkor tud változókat használni, ha azok regiszterben vannak. Kezedttl fogva két lehetséges forrás van, ahonnan az adatokat vehetjük (memória vagy regiszter) illetve ahova azok kerülhetnek (memória és regiszter), ezek tehát négy különböz másolási müveletet határoznak meg. Vannak computerek, amelyek négy ilyen instrukcióval rendelkezenkm, valamelyek csupán egyet használak mindegyikre. A LOAD parancs másol memóriából regiszterbe, a STORE regiszterbl memóriába, a MOVE regiszterbl regiszterbe, de a memóriából memóriából nincsen külön, ilyen szinten definiált müvelet. Az adatmozgatási instrukcióknak rendelkezni kell valamilyen módon a kezelend adat hosszáról. Néhány ISA rendszereknél rendelkezésre állnak olyan instrukciók, amely a változó mozgatásáat az els bittl akár az egész memória méretéig képesek kezelni. Meghatározott word (fixed-word-length) hosszúságú gépeknél a mozgatandó mennyiség gyakran egy szó.Bármilyen hosszabb vagy rövidebb mozgatást már szoftveres úton kell megoldani, akár shifeteléssel (átugrás) vagy összeolvasztással (merging). Néhány ISA rendszer további lehetseget nyújt, hogy kevesebbet mint egy szót (rendszerint a bájtok számának csökkentésével), vagy pedig több szót is lehet. Többszavas adatlánc (multiple-word) másolása veszélyes is lehet, különösen, ha a

szószám nagy, mert sok idt vehet igénybe és esetleg a közepén meg kell szakitani. A változtatató szóhosszúságú gépek rendelkeznek olyan instrukciókkal, amelyek csak a forrást és a célt határozzák meg pontosan, a hosszt nem. A mozgatást addig folytatódik, amig el nem éri a adatvége jelet az adatban. 5.5.2. Dyadic müveletek A dyadicus müveletek azok, amelyek két operandumot használnak fel, hogy egy végeredményt adjanak. Minden ISA rendszerben vannak olyan istrukciók amelyek összeadást, kivonást hajtanak végre egész számokon. Az egész számok szorzása és osztása is majdnem standardok. Feltételezheten szükségtelen, hogy ezek fontosságát magyarázzuk. A dyadicus parancsok másik csoporja a booleani (logikai) instrukciók. 16 funkció létezik a két változóra. Habár kevés, ha egyáltalán van olyan gép, amelyek van saját insturkciója mind a 16-ra. Rendszerint NOT, OR, AND áll rendelkezésre, néha az EXCLUSIVE OR, NOR, NAND. Az AND fontos használata, amikor egy szóval bitenként dolgozunk. Például, egy 32bit wordhosszúságú gépben 4 8 bites karaktert tárolnak szavanként. Feltételzvén, hogy elválaszuk a második karakter a másik háromtól, hogy ki tudjuk nyomtatni, vagyis kell egy szó, ami azt a karaktert tartalmazza (a jobb legszéls 8 bit), ezt hivjuk right justified (jobbról igazolt)nak, a baloldali szélen 24 bit zérókkal. Az AND utatitásnál maszkot használunk Ennek az a lényege, hogy a nem kivánatos bitek zéróra változnak, kimaszkosulnak (masked out), mint lejjebb látható. Az eredmény azért lesz eltolva jobb irányba 16bittel, hogy izolálják a karaktert a szó jobb végétl. Az OR fontossága abban rejlik, hogy a biteket egy szóba csomagoljuk, mivel ez a kinyerés ellentéte. Azért, hogy egy 32bites szóból a els jobboldali 8 bitet, a többi zavarása nélkül, kimaszkoljuk, az uj karakter OR-ozzuk, mint lennt látható. Az AND müvelet hajik arra, hogy elmozditsa az 1eket, mert soha nincs több egy az eredményben, mint az operandumok (összeadandók) összességében. Az OR müvelet képes rá, hogy 1-et szúrjon be, mert mindig van legalább annyi 1-es az eredményben, mint az operandumban.

***[350-353] Nem érkezett meg. Marhella Krisztián: h837036

***[354-357] A Java-ban a használt kifejezés a method (eljárás). Amikor a mvelet befejezte a feladatát, vissza kell mennjen a hívás utáni kijelentésre. Ezért, a visszatérési címet a a mveletnek kell továbbitani, vagy elmenteni valahova, úgy, hogy az elérhet legyen amikor a visszatérésre kerül sor. A visszatérési cím a következ három hely egyikében helyezhet el: a memórijában, a regiszterben vagy a sztek-ben. Messze a legrosszabb megoldás az egyedülálló, rögzitett memórija rekeszbe való helyezés. Ebben az elrendezésben, ha a mvelet egy másik mveletet hív, a második hívás az els hívás visszatérési címének az elvesztéséhez fog vezetni. Némi javulást jelent az, ha a mveletet hívó parancs a visszatérési címet a mvelet els szavába helyezi, amivel az els végrehajtható parancs a második szó lesz. A mvelet így visszatérhet úgy, hogy közvetetten elágazódik az els szóra, vagy, ha a hardware egy elágazási OP-kódot helyez az els szóba a visszatérési cím mellé, akkor közvetetten ágazódhat a visszatérési címre. A mvelet hívhat más mveleteket, mert minden mveletben van hely egy visszatérési címnek. Ha a mvelet saját magát hívja, ez az elrendezés nem vállik be, mert az els visszatérési cím megsemmisül a második híváskor. A mvelet azon képessége, hogy önmagát meghívja, nevezetesen rekurzió, rendkivül fontos mint a teoretikusok úgy a programózók részére is. Továbbá, ha az A mvelet hívja a B-t, a B mvelet pedig hívja a C-t, és a C mvelet hívja az A-t (közvetet vagy százszorszép-fzér rekurzió), ez az elrendezés szintén nem vállik be. Nagyobb javulást jelent, ha a mveletet hívó parancs a visszatérési címet regiszterbe helyezi, amivel a biztos helyre való elhelyezés felelsegét a mveletre hagyja. Ha a mvelet rekurziv, minden híváskor más-más helyre kell hogy tegye a visszatérési címet. A legjobb dolog amit a mveletet hívó parancs tehet a visszatérési címmel, az az, hogy a sztekbe helyezze el. Amikor a mvelet befejezdött, törli a visszatérési címet a sztekböl, és betölti a program számlálójába. Ha a mvelet hívás e formája lehetséges, a rekurzió nem okoz semmi különösebb gondot; a visszatérési címet automatikusan oly módon menti el, hogy mellzi az elz visszatérési cím megsemmisítését. 5.5.6 Ciklus Vezérlés Egyes parancscsoportok rögzített számszor való elvégzésére srn kel sor és ezért egyes gépeknek parancsaik vannak ennek megkönnyítésére. Az összes ilyen elrendezés magába foglal egy számlálot, amelyet növel vagy csökkent egy konstans ertékkel egyszer minden alkalommal amikor a cikluson végigmegy. Szintén, a számlálot egyszer ciklusonkent kivizsgálja. Ha bizonyos feltételek teljesülnek, a ciklus befejezdik. Az egyik módszer a számlálót a cikluson kívül inicializálja és közvetlenül utána elkezdi a ciklus kódjának a végrehajtását. A ciklus utolsó parancsa megváltoztatja a számlálot és, ha a kilépési feltétel meg nem elégül ki, visszaágazódik a ciklus els parancsára. Különben, a ciklus befejezdik és továbblép, a ciklus utáni els parancsot hajtja végre. A ciklusszervezés e formáját végfeltételes tipusú ciklusnak nevezzük, és a 5-29(a) ábrán láthatjuk. (Itt nem tudtuk a Java-t igénybe venni, mert a Java-ban nincs goto parancs.)

i = 1; L1: L1: els-kifejezés; : : : utolsó-kifejezés; i = i + 1; if ( i < n) goto L1; L2: (a)

i = 1; if (i > n) goto L2; els-kifejezés; : : : utolsó-kifejezés i = i + 1; goto L1; (b)

Ábra 5-29. (a) végfeltételes ciklus. (b) kezdfeltételes ciklus. A végfeltételes ciklusnak az a tulajdonsága van, hogy a ciklus (ciklusmag) legalabb egyszer végrehajtódik, meg akkor is ha az n kisebb vagy egyenl 0. Peldaként, vegyünk figyelembe egy programot, amely karbantartja a cégnek a személyzeti adatait. A program, egy bizonyos pontjan, olvas adatokat egy konkrét alkalmazottról. Ay n-be az alkalmazott gyermekeinek számát olvassa be, és végrehajtja a ciklust n-szer, egyszer gyermekként, olvasva a gyerek nevét, nemét és születési dátumát, hogy a cég tudjon küldeni neki egy születésnapi ajándékot, ami a cég egyik járulékos juttatása. Ha az alkalmazottnak nincs gyermeke, az n az 0 lesz, de a ciklus mégis egyszer végrehajtódik, amivel elküldi az ajándékokat és hibás eredményt ad. Az 5-29(b) ábra egy másik módját mutatja a vizsgálatnak, amely az n kisebb vagy egyenl 0-ra is helyesen mködik. Vegyük észre, hogy a vizsgálat különbözik a két esetben, ami a tervezket arra kényszeríti, hogy vagy az egyik, vagy a másik eljárást válasszák. Vegyük figyelembe a kódot, amely a kifejezés alapján jön létre for (i = 0; i < 1; i++) {kifejezések} Ha a kompájlernek nincs semmi információja az n-röl, kénytelen az 5-29(b) ábrán lev eljárást alkalmazni, hogy helyesen tudja kezelni az n 0 esetet. Ha mégis, meg tudja határozni, hogy n > 0, peldául úgy, hogy látja hol van az n értékelve, akkor használhatja az 5-29(a) ábrán lev jobbik eljárást. A FORTRAN szabvány korábban azt állította, hogy minden alkalommal a ciklust egyszer végre kell hajtani, az 5-29(a) ábrán lev hatékonyabb kód létrehozása érdekében. 1977-ben ezt a hibát kijavították, amikor még a FORTRAN közösség is kezdte belátni, hogy nem volt jó ötlet az idegenszer szemantikájú ciklusparancs, amely idönként rossz eredményt adott, még akkor sem, ha ciklusonként megsporolt egy elágazódási parancsot. A C és a Java ezt mindig helyesen végezték el. 5. 5. 7 Bemenet / Kimenet Egyik másik parancscsoport sem létezik annyi változatban géptöl gépig, mint az I/O parancsok. Pillanatnyilag, három különböz I/O vázlatot használnak a személyszámítógépeken. Ezek:

1. Programozott I/O foglalt várással 2. Megszakítás-hajtású I/O 3. DMA I/O Most sorjában e vázlatok mindegyikét megvitatjuk. A legegyszerübb lehetséges I/O eljárás a programozott I/O, amelyet általában az olcsobb mikroprocesszerekben alkalmaznak, peldául, a beépített rendszerekben, vagy olyan rendszerekben amelyeknek gyorsan kell válaszolni a küls változásokra (real-time rendszerek). Ezeknek a CPU-knak altalában egy egyetlen kimenet (output) es egyetlen bemenet (input) parancsuk van. E parancsok mindegyike az I/O eszközök (készülékek) egyikét választja. Egyetlen bett visz át a processzorban lev rögzített regiszter és a kiválasztott I/O eszköz között. A processzornak a parancsok egy meghatározott sorozatát kell elvégeznie minden írott vagy olvasott betért. E eljárás egyszer peldájaként, tekintsünk meg egy terminált 4 1-bites regiszterrel, ami az a 5-30. ábrán látható. Két regiszter a bemenetre szolgál, egy státus és egy adat regiszter, kett pedig a kimenetre, szintén egy státus és egy adat regiszter. Mindegyiküknek egyedülálló címe van. Ha memórija-térképezett I/O-t használunk, mind a négy regiszter része a számítógép memórija címterének és írható és olvasható a közönséges parancsokkal. Egyebként, különleges I/O parancsok, nevezetesen, IN és OUT, vannak biztosítva az írásra és olvasásra. Mindkét esetben, a bemenet és a kimenet is a processzor és a regiszterjei közötti adat és status információ átvitelével telyesül. Bet rendelkezésre áll készen Billentyzet státus megszakítás engedélyezett engedélyezett Billentyzet baffer Kapott bet Képerny baffer kimutatandó bet Képerny státus megszakítás Következ betüre

Ábra 5-30. Az egyszer terminál eszköz regiszterjei A Billentyzet státus regiszterben 2 bit használt, mig 6 bit nem. A legbalsóbb bitet (7) a hardwer 1-re állitja mindig, amikor bet érkezik. Ha a software elözleg a 6-os bitet bekapcsolta, szakítás jön létre, másképpen nem (a szakításokat röviden késöbb tárgyaljuk). Amikor programozott I/O-t használunk, hogy bemenetet kapjunk, a CPU rendes körülmények között rövid ciklusokat hajt végre ismételten olvasva a billentyzet státus regiszterét, várva, hogy a 7-es bit következzen. Amikor ez bekövetkezik, a software beolvassa a billentyzet baffer regisztert, hogy megkapja a bett. A billentyzet adat regiszter beolvasása okozza, hogy a BET RENDELKEZÉSRE ÁLL bit újbol 0 értéket vesz fel. A kimenet hasonloképpen mködik. Ahoz, hogy bett írjon a képernyre, a software elször a képerny státus regisztert olvassa és vizsgálja, hogy a BETRE KÉSZEN bit értéke 1-e. Ha nem, a ciklus addig ismétldik ameddig a bit nem lesz 1, azzal arra utalva, hogy az eszköz készen áll a bet elfogadására. Amint a terminál

készen lesz, a software beírja a bett a képerny baffer regiszterbe, ami azt okozza, hogy a bet képernyre lesz továbbítva és a BETRE KÉSZEN bit a képerny státus regiszterben törölve lesz. Amikor a bet ki lett írva és a terminál készen van a következ bet kezelésére, a BETRE KÉSZEN bitet a kontroller automatikusan újbol az 1 értékre állitja. A programozott I/O példájaként, tekintsük meg az 5-31. ábrán látható mveletet. Ezt a mveletet két paraméterrel hívjuk: a betsorral amelyet ki kell írni és a betk számával a sorban, amely lefeljebb 1 K. A mvelet teste (magja) egy ciklus amely egyenkent írja ki a betket. Minden betért, A CPU-nak várni kell amig az eszköz nem lesz készen, ekkor pedig kiírja a bett. Az in és out olyan tipikus asszemblernyelv rutinok, amelyek olvassák illetve írják az els paraméterrel meghatározott eszköz regiszteréböl ill. regiszterébe a második paraméterként meghatározott változót. A 128-al való osztás megszabadít az alacsony-rend 7 bittl, így 0 állapotban hagyva a BETRE KÉSZEN bitet. public static void output_buffer(int buf[ ], int count) { // Kiírja az adatok egy tömbjét az eszközön int status, i, ready; for (i = 0; i < count; i++) { do { status = in(display_status_reg); ready = (status << 7) & 0x01; } while (ready = = 1); out(diplay_buffer_reg, buf[i]); } } Ábra 5-31. A programozott I/O peldája. A programozott I/O elsdleges hátránya az az, hogy aCPU az idejének a javát rövid ciklusok ismétlésével tölti, mig várja, hogy az eszköz készen legyen. Ezt a hozzáállást foglalt várásnak nevezik. Ha a CPU-nak nincs más feladata (pl. a mosógépben lev CPU), a foglalt várás elfogadható lehet (habár még az egyszer kontrollereknek is srn kell kísérni több egyidej eseményt). Akárhogyan, ha van más feladat is amit el kell végezni, mint amilyen a másik programok futtatása, a foglalt várás vázlat pazarló, ugyhogy más eljárásra van szükség. A módja annak, hogy megszabaduljunk a foglalt várástol az, hogy a CPU elinditja az I/O eszközt és megmondja neki, hogy szakítást hozzon létre amikor elvégezte feladatát. Az 5-30. ábrán megmutattuk, hogy sebo@(anna)inf.u-szeged.hu

//beolvassa a státust // elkülöníti a betre készen bitet

***[358-361]

Azzal, hogy az INTERRUPT ENABLE bitet egy gépi regiszterben helyezik el, a software kérheti, hogy a hardware adjon jelet, amikor az I/O befejezdött. A megszakítást részleteiben, ebben a fejezetben késbb fogjuk tanulmányozni, amikor áttérünk az irányításra. Megéri megemlíteni, hogy sok számítógépben a megszakító jelet eredményezi, ha AND-eljük az INTERRUPT ENABLE bitet egy READY bittel. Ha a számítógép lehetvé teszi a megszakítást (mieltt elindítja az I/O ­t), hamarosan megszakítás fog bekövetkezni, mert a READY bit 1 lesz. Így szükséges lehet, hogy elször elindítsuk a gépet, majd azonnal utána lehetvé tegyük a megszakítást. Egy byte beírása az állapot regiszterbe nem fogja megváltoztatni a READY bitet, amely csak olvasható. Bár a megszakított-meghajtott I/O nagy lépés összehasonlítva a programozott I/O-val, de még távol áll a tökéletestl. Az a probléma, hogy a megszakítás minden közölt karakterhez szükséges. Kidolgozni egy megszakítást költséges. Az egyedüli lehetséges mód az, hogy meg kell szabadulni a megszakítások legtöbbjétl. A megoldást akkor találjuk meg, ha visszamegyünk a programozott I/Ohoz, de valaki mással csináltatjuk ezt. (Nagyon sok problémára az a megoldás, ha valaki mással csináltatjuk meg.) Az 5-32 ábra mutatja, hogy kivitelezhet. Itt mi adtunk egy új chipet, egy DMA (Közvetlen Memória Bemenet ) által irányítottat a rendszerhez, közvetlen hozzáférhetséggel a bus-hoz. A chipnek legalább négy regisztere van belül, amelyek közül mindegyik letölthet egy olyan software-rel, ami CPU-n fut. Az els tartalmazza az olvasható vagy írható memória címet. A második tartalmazza annak a számát, hogy mennyi byte-ot (vagy szót) fognak átvinni. A harmadik pontosan meghatározza a gép számát vagy az I/O címét, amelyet használni fognak, így pontosan meghatározva a kívánt I/O gépet. A negyedik azt mondja meg, hogy az adatot le fogják-e olvasni vagy le fogják-e írni az I/O gépre. Ahhoz, hogy egy 32 byte-ból álló blokkot írjunk a 100-as cím memóriából egy állomásra (mondjuk a 4-es gépre), a CPU az els három DMA regiszterbe írja a 32, 100 és 4 számokat, majd a WRITE kódját (mondjuk 1) írja be a negyedik regiszterbe, ahogyan azt 5-32 ábra mutatja. Miután beállítottuk ezeket, a DMA vezérl arra kéri a bus-t, hogy olvassa le a százas byte-ot a memóriából, ugyanúgy ahogy a CPU olvasna a memóriából. Miután megkaptuk ezt a byte-ot, a DMA vezérl kiad egy I/O parancsot a négyes gépnek, hogy írja le a byte-ot ennek. Miután mindezek a mveletek befejezdtek, a DMA vezérl megnöveli a cím regisztert eggyel, és lecsökkenti a számregisztert eggyel.

Amikor a szám 0-ra ér a DMA vezérl abbahagyja az adatok közlését, és követeli a megszakítást a CPU chipen. A DMA-val a CPU-nak csak néhány regisztert kell beállítania. Ezután szabadon megtehet bármit, amíg a teljes átvitel befejezdik, amely idpontban megszakítást kap a DMA vezérltl. Néhány DMA vezérlnek 2 vagy 3 vagy, több regiszter sorozata van, így egyidejleg többszörös átvitelt is tudnak irányítani. Míg a DMA nagyon jól felszabadítja a CPU-t az I/O terhe alól, a folyamat nem teljesen szabad. Ha egy nagy sebesség eszköz, pl. egy disk a DMAval kezd el futni, sok áttétel ciklus válik szükségessé mind a memóriához, mind az eszközhöz (a DMA-nak mindig gyorsabb az áttétele, mint a CPU-nak, mert az I/O eszközök nem tudják tolerálni a késést). Azt a folyamatot, amikor arra késztetjük a DMA vezérlt, hogy ilyen bus ciklusokat vigyen a CPU-ról cikluslopásnak nevezzük. Mindazonáltal a nyereség azzal, hogy byte ­onként (szavanként) egy megszakítást végzünk sokkal jobban, meghaladja a veszteséget, ami a cikluslopással jár. 5. 5. 8 a Pentium II parancsai Ebben a fejezetben és a következ kettben három gép, a Pentium II, az UltraSPARC és a pico JAVA II parancsait fogjuk áttekinteni. Mindhárom gépnek van egy olyan magja, amelyet a programozó mindig létrehoznak, valamint van olyan rész, amelyet ritkán használnak, vagy csak az operációs rendszer használ. Mi most a közös részekre helyezzük a hangsúlyt. Kezdjük a Pentium II-vel. A Pentium II parancsrendszerében keverednek azok a parancsok, amelyeknek csak 32-bit módban van értelmük, és azok az elemek, amelyek a korábbi 8088 formához térnek vissza. Az 5-33-as ábrán az általánosabb egész számmal mköd parancsok néhányát mutatjuk be, amelyeket a fordítok és a programozók napjainkban inkább, használnak. Ez a lista messze áll a teljestl, hiszen nem tartalmazza a lebegpontos parancsokat, az irányító parancsokat, vagy még néhány megszokottól eltérbb egész számmal mköd parancsokat (például 8-bit byte használata AL-ben arra, hogy táblázatot készítsünk). Mindazonáltal jó áttekintést ad arról, hogy a Pentium II mit tud csinálni. A Pentium II parancsai közül sok utal egy-két változóra, akár a regiszterben akár a memóriában. Például a kétváltozós ADD parancs a forrást, hozzárendeli a rendeltetési helyhez, és az egyváltozójú INC parancs növeli (egyet hozzáad) a változóhoz. Néhány parancsnak van sok rokon változata. Például a shift parancsok mind a bal, mind a jobb oldalra

el tud mozdítani és a jelet tudja akár speciálisan kezelni. A legtöbb parancsnak sok különböz kódja van, amely a változók természetétl függ. Az 5-33-as ábrán az SRC mez az információ forrása és nem változik. Ezzel ellentétesen a DST mez a rendeltetési helyet jelenti, és amelyet a parancs valóban megváltoztat. Vannak arra vonatkozó szabályok, hogy mik azok, amelyek eredetként, illetve rendeltetési helyként szerepelhetnek, amelyek változhatnak szabálytalanul parancsról parancsra, de mi itt most nem megyünk ebbe bele. Sok parancsnak három változata van 8, 16 és 32 bit változókhoz. Ezek a parancsban található opcode-okban és/vagy bit-ekben különböznek egymástól. Az 5-33-as ábra a 32 bit parancsokat mutatja be. A kényelem kedvéért a parancsokat több csoportba osztottuk. Az els csoport azokat a parancsokat tartalmazza, amelyek az adatokat mozgatják a gép körül, köztük a regiszter és a memória között. A második csoportba a számtani parancsok tartoznak, mind a jelzettek, mind a jelzetlenek. A szorzásnál és osztásnál a 64 bit-es eredmény vagy hányados EAX-ban ( alacsony rend rész) vagy EDX-ben (magas rend rész) van elraktározva. A harmadik csoportba a bináris kódolású tízes számrendszerbeli (BCD) számok tartoznak, amely minden byte-ot két négy bit-es részként kezel. Mindegyik rész egy tízes számrendszerbeli számot (0-9) tartalmaz. Az 1010-tól a 111-ig terjed bit kombinációt nem használják. Így egy 16 bit egész szám állhat egy tízes számrendszerbeli számból 0-9999. Mivel ez a fajta tárolás eredménytelen, hatástalan, ezért kiküszöböli az arra irányuló szükségletet, hogy a bemenetet tízesrl átalakítsuk kettsre, majd a kimenet miatt azt átalakítsuk tízesre. A parancsokat számtani mveletek elvégzésére használják a BCD számokon. Ezeket leginkább COBOL programoknál használják. A Boolean és a shift/rotate parancsok irányítják a bit-eket vagy byte-okat számos módon. Számos kombináció létezik. A következ két csoport a tesztelésre és összehasonlításra majd egyenesen az eredményre való ugrásra alkalmasak. A teszt és összehasonlító parancsok eredményei az EFLAGS regiszter számos bitjében vannak elraktározva. A Jxx egy sor olyan parancsot helyettesít, amely a megelz összehasonlítás eredményétl függen ugrik. (azaz bitek EFLAGS-ban) A Pentium II-nek sok parancsa van a töltésre, tárolásra, összehasonlításra és karakterek vagy szavak sorának a beolvasására. Ezen parancsok, elé lehet illeszteni azt, hogy REP, amely addig ismétli ezeket, amíg egy bizonyos feltételt el nem érnek. Például az ECX minden ismétlés után csökken, amíg a 0-t el nem éri. Ezen a módon tetszleges adat tömbök mozgathatók, összehasonlíthatók stb.

Az utolsó csoportba olyan parancsok keveréke tartozik, amelyek sehova máshova nem illenek. Ide tartozik az átalakítás, tömbök hosszának kezelése, a CPU leállítása és az I/O. A Pentium II-nek számos elljárója van, amelyek közül egyet (REP) már említettünk. Az összes elöljáró olyan speciális byte, amely majdnem az összes parancsot megelzhetik hasonlóan a WIPE-hoz IJVM-ben. A REP folyamatosan ismételteti a parancsot, amíg az ECX el nem éri a 0-t, mint ahogy elbb ezt már elmondtuk. A REPZ és a REPNZ folyamatosan végrehajtja az t követ parancsot mindaddig, amíg a Z állapot beáll vagy nem áll be,

***[362-365] 362 AZ UTASÍTÁSKÉSZLET ARCHITEKRÚRASZINTJE 5. fej.

illetleg.A LOCK lefoglalja a buszt az utasítás végrehajtásának idejére,hogy biztosítsa a multiprocesszor szinkronizációt. Más prefixeket arra használnak, hogy rákényszerítsék az utasításokat a 16-bites vagy a 32-bites módra, ami nemcsak a hosszát vátoztatja meg az operandusnak, hanem teljesen újradefiniálja a címzési módot. Végül a Pentium II-nek összetett szegmentációs sémája van, kód, adat, verem és extra szegmensekkel, amit a 8088-tól örökölt.Vannak olyan prefixek, amelyek ezeknek a speciális szegmenseknek az elérését biztosítják, de ezekkel nem kell foglalkoznunk. (szerencsére) 5.5.9 Az UltraSPARC II Utasításai Az UltraSPARC II-nek az összes fordító által használt egész típusú utasítását felsoroltuk az 5-34-es táblázatban.A lebegpontos utasítások nem szerepelnek benne, sem a vezérl utasítások (pl. cache kezelés, rendszer alaphelyzetbeállítása), sem a nem felhasználói címzési utasítások vagy az elavult utasítások. A beállítás meglepen kicsi: az UltraSPARC II igazán egy csökkentett utasításkészlet számítógép. Az 1, 2, 4 és 8 bájtos LOAD és STORE utasítások hatása nyilvánvaló. A 64-bitesnél kisseb számot is 64-bites regiszterbe tölti, és a szám lehet eljel kiterjesztett vagy nulla kiterjesztett. Mindkét utasításnak létezik ilyen változata. Az aritmetikai csoprt a következ. Az olyan utasítások, amelyeknek a nevében szerepel a CC beállítják az NZVC feltételes jelzbiteket. A többi ezt nem teszi. CISC gépeken a legtöbb utasítás beállítja a feltételes kódokat, de a RISC gépeken ez nemkívánatos, mert ez korlátozza a fordító szabadságát az utasítások felcserélésében, ha megpróbál feltölteni egy üres helyet. Ha az erdeti utasítások sorrendje A...B...C, ahol A beállítja a feltételes kódokat és B pedig teszteli, a fordtó nem tudja beilleszteni C-t A és B közé, ha C beállítja a feltételes kódokat. Ezért sok utasításnak van két vátozata, így a fordító normálisan tudja használni az egyiket, ami nem változtatja meg a feltételes kódokat,hacsak nem késbb akarja tesztelni. Szorzás, eljeles osztás és eljel nélküli osztás egyaránt támogatott. Cimkézett aritmetika egy speciális önigazoló formája a 30-bites számoknak. Ez használható nyelveknél, mint Smalltalk és Prolog, amelyekben a vátozók nem típusosak a fordítás idején és a típusuk megváltoztathatók a futás idején. Cimkézett számokkal a fordító tud ADD utasítást létrehozni és a futás alatt dönti el, hogy egész ADD vagy lebegpontos ADD-ra van szükség. A shift csoport tartalmaz egy bal és két jobb shiftet, mindkett 32-bit és 64-bit kiterjesztett verzióval. Az SLL-nek mind a 64-bite shiftelve van, ugyanis ez kompatibilis a régi szoftverrel. A shifteket legtöbbször bit manipulációra használják. A legtöbb CISC gépnek sok shift és forgatás utasítása van, de ezek legtöbbje teljesen használhatatlan. Csak néhány fordító író szán ezekre

a szabadidejébl. A logikai utasításcsoport hasonló az aritmetikaihoz. Ez tartalmazza az AND, OR EXCLUSIVE OR, ANDN, ORN és XNORN.Az utóbbi három SEC. 5.5 UTASÍTÁS TÍPUSOK Logikai Logikai ÉS Logikai ÉS és icc beállítás Logikai NEMÉS Logikai NEMÉS és icc beállítás Logikai VAGY Logikai VAGY és icc beállítás Logikai NEMVAGY 363

Betöltések LDSB ADDR, Eljeles bájt betöltése (8 bits) AND R1, S2, DST DST LDUB ADDR, Eljel néküli bájt betöltése( 8 bits) ANDCC DST LDSH ADDR, Eljeles félszó betöltése (16 bits) ANDN DST LDUH ADDR, Eljel nélküli félszó betöltése (16 ANDNCC DST bits) LDSW ADDR, Eljeles szó betöltése ( 32 bits) OR R1, S2, DST DST LDUW Eljel nélküli szó betöltése (32 bits) ORCC ADDR, DST LDX Kiterjesztett betöltése (64-bits) ORN ADDR,DST ORNCC Tárolások STB SRC, ADDR STH SRC, ADDR STW SRC, ADDR STX SRC, ADDR Bájt tárolása (8 bits) Fálszó tárolása (16 bits) Szó tárolása (16 bits) Kiterjesztett tárolása (64 bits)

Logikai NEMVAGY és icc beállítás XOR R1, S2, Logikai KIZÁRÓVAGY DST XORCC Logikai KIZÁRÓVAGY és icc beállítás XNOR Logikai KIZÁRÓVAGY Logikai KIZÁRÓVAGY és icc beállítás Irányítás átirányítása Elágazás jóslással Regiszteres elágazás Call eljárás Visszatérés az eljárásból Ugrás és linkelés Regiszterablakok kiegészítése Regiszterablakok visszaállítása Feltételes csapda

XNORCC

Aritmetika ADD R1, S2, Összeadás DST ADDCC Összeadás és icc beállítás ADDC Összeadás átvitellel ADDCCC SUB R1, S2, DST SUBCC SUBC

BPcc ADDR BPr SRC, ADDR CALL ADDR RETURN ADDR Összeadás átvitellel és icc beállítás JMPL ADDR, DST Kivonás SAVE R1, S2, DST Kivonás és icc beállítás RESTORE Kivonás átvitellel Tcc CC, TRAP#

SUBCCC

Kivonás átvitellel és icc beállítás

MULX R1, S2, Szorzás DST SDIVX R1, Eljeles osztás S2, DST UDIVX R1, Eljel nélküli osztás S2, DST TADCC R1, Címzett összeadás S2, DST

PREFETCH FCN LDSTUB ADDR, R MEMBAR MASK

Elhozza az adatot a memóriából Elemi töltés/tárolás Memóriatároló

Vegyes

SETHI CON, Bitek állítása 10-tl 31-ig DST MOVcc CC, Feltételes mozgatás Eltolások/forgatások S2, DST SLL R1, S2, Logikai balrashiftelés(64 bits) MOVr R1, S2, Regiszterbe mozgatás DST DST SLLX R1, S2, Logikai kiterjesztett balrashiftelés NOP Nincs mvelet DST (64) SRL R1, S2, Logikai jobbrashiftelés (32 bits) POPC S1, Populáció számláló DST DST SRLX R1, S2, Logik. kiterjesztett RDCCR V, Feltételes kód regiszter DST jobbrashiftelés(64) DST olvasása SRA R1, S2, Aritmetikai jobbrashiftelés (32 bits) WRCCR R1, Feltételes kód regiszter írása DST S2, V SRAX R1, S2, Aritmetikai kiterj. jobbrashiftelés RDPC V, DST Beolvassa a DST (64) programszámlálót SRC = forrásregiszter DST = célregiszter R1 = forrás regiszeter S2 = forrás: regiszter vagy közvetlen ADDR = memóriacím TRAP# = csapdaszám FCN = függvénykód MASK = operáció típusa CON = konstans V = regiszter kijelöl CC = feltételes kódkészlet R = cél regiszter cc = feltétel r = LZ, LEZ, Z, NZ, GZ, GEZ

Figure 5-34. Az UltraSPARC II elsdleges egészutasításai. 364 AZ UTASÍTÁSKÉSZLET ARCHITEKRÚRASZINTJE 5. fej.

bizonytalan érték, de mivel egy lépésben végrehajthatók és nincs szükség kiegészít hardverre, így sokat gyorsíthatnak. Még a RISC gép tervezk is sokszor engednek a csábításnak. A következ utasításcsoport tartalmazza az átvezérlést. BPcc képviseli az olyan utasítások készletét, amelyek elágaznak a különböz feltételekben és meghatározza az utasításban, hogy vajon a fordító szerint kell-e az elágazás vagy nem. BPcc teszetli a regisztert és elágazik, ha feltételt talált. Két módon lehet az eljárásokat meghívni. A CALL utasítást az 5-14-es táblázat 4-es formája szerint használja a 30-bites PC-s word offset-et. Ez az

érték elég, hogy a hívó bármely irányban bármely 2 gigabyte-nál közelebb lev utasítást elérjen. A CALL utasítás leteszi a visszatérési címet R15-be, ami R31-be kerül a hívás után. A másik út az eljárások meghívására a JMPL használata, mely az 1a vagy az 1b formátumot használja és megengedi, hogy a visszetérési címet belerakjuk valamely regiszterbe. Ez a forma hasznos, ha a cél címet a végrehajtás alatt számoltuk ki. SAVE és RESTORE befolyásolja a regiszterablakot és a veremmutatót. Mindkettt csapdázza, ha a következ (elz) ablak nem elérhet. Az utolsó csoport néhány vegyes utasítást tartalmaz. A SETHI azért kell mert nincs lehetség arra, hogy egy 32-bites közvetlen oprandust a regiszterbe töltsünk. Ezt úgy oldjuk meg, hogy a SETHI-t arra használjuk, hogy 10-tl 31-ig a biteket beállítjuk és az ezt követ utasítást használva közvetlen alakra hozzuk a biteket. A populáció számláló utasítás egy rejtély. Ez a szóban lev 1 biteket számolja. Azt híresztelik, hogy jó bombarobbanások szimulására és, hogy a Los Alamos Nemzetközi Laboratórium ( a nagy költekez) elnyben részesíti azokat a gépeket, amelyek tartalmazzák ezt az utasítást. Az utolsó három utasítás speciális registerek írására és olvasására szolgál. A listáról hiányzó ismert CISC utasítások zöme szimulálható G0-al vagy egy konstans operandussal (1b formátum) . Néhányat közülük megadtunk az 5-35-ös táblázatban. Ezeket ismeri az UltraSPARC II-es assembler és a fordítók is gyakran használják. Közülük sok használja azt, hogy G0 nullára van huzalozva és így a benne való tárolásnak semmi hatása sincs.. 5.5.10 A picoJava II Utasítások Itt az id, hogy foglalkozzunk a picoJava II ISA szintjével. Ez megvalósítja az összes 226-utasítás JVM utasításkészletét, azaz 115 extra utasítást a C, C++ implementációhoz és az operációs rendszer számára. Elsdlegesen a a JVM utasításokra koncentrálunk, habár ez csak egy része a JAVA fordító által használt utasításoknak. A JVM ISA-nak nincsenek a felhasználó által látható regiszterei vagy bármely olyan tulajdonsága, mint a legtöbb CPU-nak. (A picoJava II-nek van 64 on-chip regisztere a verem tetjén, de ezek azonban a felhasználói programoknak láthatatlanok) A legtöbb JVM utasítás szavakat tesz a verembe vagy a már veremben lev szavakon hajt végre mveleteket és szavakat vesz ki a verembl. A legtöbb JVM utasítást közvetlenül a picoJava II hardvere hajtja végre, de néhányuk mikroprogramozott és van néhány csapda a szoftveres futtatáshoz. SEC. 5.5 UTASÍTÁSTÍPUSOK 365

Utasítás Hogy kell csinálni MOV SRC, DST OR SRC, G0 és tároljuk az eredményt DST-ben CMP SRC1, SUBCC SRC2, SRC1 és tároljuk az eredményt G0-ban SRC2 TST SRC ORCC SRC1, G0 és tároljuk az eredményt G0-ban

NOT DST NEG DST INC DST DEC DST CLR DST NOP RET

XNOR DST, G0 SUB DST, G0 és tároljuk az eredményt DST-ben ADD 1, DST (közvetlen operandus) SUB 1, DST (közvetlen operandus) OR G0, G0 és tároljuk DST-ben SETHI G0, 0 JMPL %l7+8, %G0
Firure 5-35. Néhány szimulált UltraSPARC II utasítás.

Tehát egy kicsi ISA-szint futtatási rendszer szükséges a mködéshez, de ez a futtatási rendszer jóval kissebb, mint az egész JVM interpreter és csak ritkán használt. Tartalmazza a kódot néhány komplex utasítás értelmezésére, ezek az osztálybetölt, byte-kód ellenrz, szál menedzser és a szemétgyjt. A JVM-nek egy viszonylag kicsi és jól érthet utasításkészlete van. A JVM utasításkészletet az 5-36-os táblázatban soroltuk fel, kivéve néhányat a széles, gyors és rövid formájú utasítások közül. Ezeket leszámítva a táblázat teljes. A JVM utasítások típusosak, különböz utasítások vannak ugyanazon mvelet megvalósítására különböz adattípusokon. Például az ILOAD utasítás egy 32-bites egészt tesz a verembe, amíg az ALOAD egy 32-bites hivatkozást (pointert) tesz a verembe. Ez az ers típusosság nem szükséges a helyes mvelethez, mivel mindkét esetben az eredmény az, hogy valamilyen memóriacímrl 32-bit kerül a verembe. Ez az ers típusosság teszi képessé a JVM-et arra, hogy futás idben ellenrizze a JVM bináris programokat, hogy azok nem szegik meg a biztonsági korlátokat úgy, hogy alattomosan egy egészt pointerré alakítva tiltott memóriaterületeket érjen el. Menjünk végig a JVM utasításokon. Az els utasítás a táblázatban a typeLOAD IND8 Tulajdonképpen ez nem egy utasítás, hanem egy sablon utasítások generálására. A JVM különösen szabályos, ezért ahelyett, hogy az utasításokon egyesével végigmennénk néháhy esetben csak szabályokat adunk meg rájuk. Például a fenti esetben a type helyén a következ négy bet állhat: I, L, F vagy D, amelyek megfelelnek az integer, long, float (32-bites lebegpontos) és double (64-bites lebegpontos) típusoknak. Theát itt valójában négy utasítást adtunk meg (ILOAD, LLOAD, FLOAD, DLOAD) mindegyik 8-bites indexet használ egy lokális vátozó meghatározására és az értékét a verembe teszi.

***[366-369]

***[370-373] 370. ­ 373. oldalig Az UltraSPARC II az ISA tervezetben egy adott szintet jelképez. Egy teljes 64 bites ISA-val rendelkezik (128-as busszal). Sok regisztere van és egy olyan utasítás készlete, ami hangsúlyozza a 3 regiszteres mveleteket (kiegészítve) a LOAD és a STORE utasítások egy kis csoportjával. Az összes utasítás ugyanakkora, habár a formátumok egy kicsit kicsúsztak az ellenrzés alól. Mindenek ellenére ez egy kerülút nélküli hatékony megoldáshoz vezet. A legtöbb új tervezet az UltraSPARC II-höz hasonlít, kevesebb parancsformátummal. A JVM egy más konstrukció. Eredetileg az ISA-t úgy tervezték, hogy az applettek (kis programok) elküldhetk legyenek az Interneten, és hatékonyan fordíthatók legyenek a célállomáson software-ré. Ráadásul egy egynyelv tervezet! Ez verem használathoz és, rövid, de variálható hosszúságú utasítások használatához vezetett, nagyon nagy utasítás srséggel (átlag csupán 1,8 byte/utsítás). Egy olyan hardware létrehozása, ami egyszerre egy JVM utasítást hajt végre megcímezve a memóriát utasításonként kétszer vagy háromszor egy teljesítménybeli katasztrófa lenne. Azonban azáltal, hogy 64 szavas vermet teszünk a chipre és azáltal, hogy utasításokat srítünk azért, hogy a teljes szekvenciákat alakítsunk át, modern 3 címes RISC utasításokká, a picoJava II. vesz egy igen nem hatékony ISA-t, és jó munkát végez vele. A dönt tényez itt az, hogy egy modern számítógép magva egy mélyen huzalozott 3 regiszteres load/store RISC motor. Az UltraSPARC egyszeren feltárja a motort a felhasználónak. A Pentium II elrejti azáltal, hogy egy régebbi ISA-t vesz és feldarabolja a CISC utasításokat RISC mikromveletekké, melyet hatékonyan végre lehet hajtani. A picoJava II szintén a magvába rejti a RISC motort. De azt úgy teszi, hogy összekombinál több ISA utasítást egy RISC utasítássá, ami pont az ellentéte annak, amit Pentium II tesz Összefoglalásképp, ha Goldilocksnak* kellene futatnia néhány számítógépes utasítást, ott kint az erdn, látná, hogy néhány túl nagy (a Pentium II-es utasításait fel kellene darabolni), hogy néhány épp jó (az UltraSPARC II utasításait eredetiként kerülnek végrehajtásra). Ez a 3 medve elmélet a számítástechnikában. (* Goldilocks angol lány mesehs. Aki betéved a három medve lakásába és felpróbálgatja a ruhákat. Természetesen csak az egyik medve ruhája lesz rá pont jó, a többi nagy vagy túl kicsi.)

6. A vezérlés folyamata
A vezérlés folyamata egy olyan szekvenciára utal, amelyben az utasításokat dinamikusan hajtják végre, más szavakkal a program végrehajtásközben. Általában az elágazások és az eljárás hívások hiányában a sikeresen végrehajtott utasításokat pozícionáljuk és beolvassuk az egymást követ memória helyekrl. Ezek az eljárás hívások okozzák a vezérlési folyamat megváltozását. Megszakítva az éppen folyó eljárást és elindítva a meghívott eljárást. Ezek a korrutinok rokonságban állnak az eljárással és hasonló változást okoznak a vezérlés folyamatában. Ezek nagyon hasznosak a párhuzamos folyamatok szimulálására. A csapdák és a megszakítások is a folyamatok megszakítását okozzak. Amikor speciális körülmények lépnek fel. A következ részben mindezen témát megvitatjuk.

5.6.1 a vezérlés szekvenciális folyamata és az elágazások
A legtöbb utasítás nem változtatja meg a vezérlés folyamatát. Miután egy utasítást végrehajtott a memóriában, az ezt követ instrukciót pozícionálja és beolvassa, majd végrehajtja. Mindenegyes utasítás után a programszámláló növekedni fog az utasítás hosszával. Ha egy olyan intervallumon keresztül vizsgáljuk, ami hosszú, és összehasonlítjuk az átlagos utasítási idvel a programszámláló megközelítleg: az id lineáris függvénye megnövelve az átlagos instrukció hossz és az átlagos instrukció id hányadosával. Másképpen fogalmazva a dinamikus sorrend, amelyben a processzor valójában végre hajtja az utasításokat, ugyan az, mint az a sorrend, amelyben az instrukciók megjelennek a magban. Ha egy program elágazásokat tartalmaz, akkor ez az egyszer reláció nem valósul meg a fent említett két sorrend között. A függvény nem lesz lineáris. Ha az elágazások jelen vannak a programszámláló nem lesz többé monoton növ id függvény. Ennek következtében nehézzé válik az utasítások szekvenciáját látni a programból. A programozóknak, ha gondjuk van azzal, hogy nyomon kövessék azt a szekvenciát, ahogyan a processzor végrehajtja az utasításokat, hajlamosak hibázni. Ez a megfigyelés ösztönözte Dijkstra-t (1968) hogy írjon egy akkor vitatott levelet, amelynek az volt a címe, hogy "GO TO Statement Considered Harmful" (GO TO utasítás károsnak tekinthet), amelyben azt javasolja, hogy mellzük a goto utasításokat. Ez a levél volt a szülatyja a strukturált programozásnak. Amelynek az egyik elve a goto utasítások helyettesítése egy strukturáltabb formájú vezérlési folyamattal, mint például a "while" sorozat. Természetesen ezek a programok is lefordíthatók kétszint programokra, amelyek lehet, hogy tartalmaznak sok elágazást, mert az if, while és más magas szint vezérlési struktúrák végrehajtása elágazásokhoz vezet.

6,2 Elágazások
A programok strukturálásának a legfontosabb technikája az eljárás. Egy bizonyos szemszögbl egy eljáráshívás, megváltoztatja a végrehajtás folyamatát, mint egy elágazás, azonban abban különbözik tle, hogy az eljáráshívás teljesítése után az eljárás visszaküldi a vezérlést az eljárást hívó utasítást követ utasításra. Azonban egy másik szemszögbl egy eljárás testet egy magasabb szinten lév új utasítás meghatározásaként lehet tekinteni. Ezen álláspont szerint az eljáráshívást egy egyedi utasításként kell elképzelni, még akkor is, ha az eljárás meglehetsen komplikált. Ahhoz, hogy megértsünk egy eljáráshívást tartalmazó kód darabot, csak azt szükséges tudni róla, hogy mit tesz és, hogy hogyan teszi. Egy különlegesen érdekes utasításfajta a rekurzív utasítás, amely egy olyan utasítás, amely magát hívja el vagy közvetlen vagy, közvetve egy más eljárás láncon keresztül. A rekurzív eljárás tanulmányozása komoly betekintést ad számunkra arról, hogy az eljáráshívások, hogyan hajtódnak végre és milyen helyi változatai vannak valójában. Most egy példát mutatunk a rekurzív eljárásra: a "Hanoi-i torony" egy nagyon si probléma, amelynek egy egyszer megoldása van a rekurzív eljárás alkalmazásával. Egy bizonyos Honai-i kolostorban van három arany rúd. Az els rúdon 64 darab koncentrikus arany lemez van. Minden egyes lemez közepén van egy lyuk a rúd számára és minden lemez egy kicsit kisebb átmérj annál, ami közvetlenül alatta van. A második és a harmadik rúd kezdetben még üres. Az ottani szerzetesek szorgalmasan rakták át a lemezeket az els rúdról a harmadikra, úgy, hogy egyszerre csak egy lemezt raktak, és nem történhetett

olyan, hogy egy nagyobb lemez került egy kisebbre, mikor végeztek, azt mondták, hogy jön a világ vége. Ha manuális tapasztalatot akarunk, vagyis ki akarjuk próbálni, akkor minden jól fog menni, ha manyag és kevesebb lemezt használunk. Azonban, ha így megoldjuk a problémát semmi sem fog történni. Ahhoz, hogy hozzájussunk ehhez a világvége effektushoz 64 arany lemezre van szükség. Elször csak n=3 lemezre bemutatva az eljárás: Annak a megoldása, hogy az n számú lemezt elmozdítsuk az els rúdról a harmadikra, a következ lépéseket kell tennünk: 0. Alaphelyzet 1. Az els, vagyis a legkisebb lemezt áttesszük az els rúdról a harmadikra. 2. Az els rúdról a második lemezt a második rúdra tesszük. 3. A harmadik rúdon található legkisebb lemezt ráhelyezzük a második rúdon találhatóra. 4. Áttesszük az els rúdról a harmadikra a legnagyobb lemezt 5. A második rúdról a fels (legkisebb) lemezt rátesszük az els rúdra 6. Majd végül a második és els rúdról a lemezeket rátesszük a harmadik rúdon lév legnagyobb lemezre. Hogy megoldást találjunk a problémára szükségünk van egy olyan eljárásra, amellyel az n számú lemezt el tudjuk mozdítani az i rúdról a j rúdra. Mikor ezt a mveletet meghívjuk és megnevezzük: Tornyok (n, i, j,) utasítással

***[374-377] ... Az eljárás elôször teszteli, hogy a n egyenlô-e 1-el. Ha igen, akkor a megoldás triviális, csak át kell tenni az egy diszket i-rôl j-re. Ha n nem=1, akkor a megoldás 3 részbôl áll, amit meg kell vizsgálni, mindegyiket, egy rekurziv eljárás hívásával. A teljes megoldás látható az 5-40. ábrán. A towers(3,1,3) hívás, hogy megoldja az 5-39. ábra problémáját 3 új hívást generál, amelyek towers(2,1,2) towers(1,1,3) towers(2,2,3) Az elsô és a harmadik újabb 3 hívást generál, mindegyiket a teljes hétbôl. 5-40. ábra. Eljárás a Hanoi Tornyai megoldására. A rekurziv eljárásokhoz, szükségünk van egy veremre, ahova eltároljuk a paramétereket és a lokális változókat minden híváskor úgy, mint az IJVM-nél. Minden alkalommal, amikor egy eljárás meghívunk egy új verem terület foglalódik le az eljárásnak a verem tetején. A legutóbb létrehozott veremterület az aktuális az aktuális veremterület. A példánkban a verem nô felfelé az alacsony memóriaterületekrôl a magasabbakba, csakúgy, mint az IJVM-nél. A veremmutatóhoz való hozzáadáskor, amely a verem tetejére mutat, gyakran nem árt, ha van egy veremterület mutatónk, FP (Frame Pointer), amely egy állandó részre mutat a területen belül. Mutathat egy kapcsolatmutatóra, mint IJVM-nél, vagy az elsô lokális változóra. Az 5-41. ábra a gép veremterületét mutatja 32-bites szavakkal. Az eredeti towers hívás betette az n, i és j változókat a verembe, aztán elindított egy HIVO utasítást, ami betette a visszatérési címet a verembe, az 1012-es címre. A bejegyzésnél a meghívott eljárás törli a régi FP értéket (1000) az 1016-os címen és átírja a veremmutatót, hogy foglaljon tárat a lokális változóknak. Egy 32 bites változóval (k), SP (veremmutató) 4-el nô 1020-ra. Az 5-41. ábra mutatja az ezek után elôálló helyzetet. 5-41. ábra. A verem az 5-40. ábra szerinti mködés néhány pontján. Az elsô dolog, amit egy eljárásnak csinálnia kell, mikor meghívtuk, hogy elmentse az elôzô FP-t (így vissza lehet állítani az eljárás végén), átmásolja az SP- az FP-be, és talán növelje egy szóval, attól függôen, hogy az új terület FP-je hova mutat. A példában az FP az elsô lokális változóra mutat, de az IJVM-nél, LV a kapcsolatmutatóra mutatott. Különbözô gépek kissé különbözôen kezelik a veremterület mutatót, néha a veremterület aljára, néha a tetejére, néha pedig a közepére (mint az 5-41. ábrán.) téve azt. Ebben a megvalósításban hiba összehasonlítani az 5-41. és a 4-12. ábrát, hogy lássunk két különbözô módszert a kapcsolatmutató irányítására. Más módszerek is lehetségesek. Minden esetben a kulcs annak a lehetôsége, hogy végre tudjunk hajtani egy eljárást, vissza tudjunk térni és

vissza tudjuk állítani a verem állását olyanra, amilyen volt, amikor még az határozta meg az aktuális eljárás meghívását. A kódot, ami elmenti a régi veremterület mutatót, kiszámolja az újat és átaszámolja a veremmutatót, hogy helyet foglaljon a lokális változóknak, eljárás elôzménynek (procedure prolog) nevezzük. Az eljárás végén a vermet újra fel kell szabadítani, amit az eljárás zárása (procedure epilog) végez. A legfontosabb számítógép jellemzôk egyike az, hogy milyen röviden és gyorsan tudja végrehajtani az elôzményt és a zárást. Ha ez hosszú és lassú, az eljáráshívás sokba fog kerülni. A programozók, akik imádják a hatékonyság oltárát, meg fogják tanulni elkerülni a sok rövid eljárás írását és óriási, monolitikus, strukturálatlan programokat írnak helyette. A Pentium II Enter és LEAVE utasításai úgy lettek megtervezve, hogy az eljárás elôzmények és zárások nagy részét hatékonyan végezzék. Természetesen van egy különleges modelljük, amiszerint a veremterület mutatót kezelhetik, és ha a fordító modellje más, nem tudják használni. Most térjünk vissza a Hanoi Tornyai problémához. Minden eljáráshívás egy új területet ad a veremhez, és minden eljárás visszaadás töröl egy területet a verembôl. A verem használatának bemutatását egy rekurziv eljárás végrehajtsa során, a towers(3,1,3)-mal kezdôdô hívások felvázolásával folytatjuk. Az 5-41(a). ábra a vermet csak e hívás végrehajtása után mutatja. Az eljárás elôször teszteli, hogy n egyenlô-e 1, és annak felfedezése után, hogy n=3, beírja k-t és a következô hívást végzi towers(2,1,2) Miután ez a hívás megtörtént a verem az 5-41(b). ábra szerint alakul, és az eljárás ismét kezdôdik elejétôl (egy meghívott eljárás mindig az elején kezdôdik). Ekkor az n=1 vizsgálata megint hamis lesz, így újra beírja k-t és folytatja a következô hívással towers(1,1,3) A verem ekkor az 5-41(c). ábrán láthatóan néz ki, és a program számláló az eljárás elejére mutat. Az n=1 most teljesül és egy sor kiíródik. Ezután az eljárás visszatér kitörölve egy veremterületet és visszaállítva az FP-t és SP-t az 5-41(d). ábra szerint. Ez aztán folytatja a futást a visszatérési címen, amelyik a második hívás: towers(1,1,2) Ez új területet ad a veremhez, ami az 5-41(e). ábrán látható. Egy másik sor is kiíródik; a viisszatérés után egy terület törlôdik a verembôl. Az eljárások így folytatódnak, amíg az eredeti hívás végrehajtódik, és az 5-41(a). ábra által mutatott terület törlôdik a verembôl. A rekurzió mködésének legjobb megértéséhez ajánlott végigjárni a towres(3,1,3) teljes futását papírral és ceruzával.

5.6.3 Társrutinok. A szokásos meghívás sorozatnál van egy világos megkülönböztetés a meghívó eljárás és a meghívott eljárás között. Vizsgáljuk meg az A eljárást, ami meghívja a B-t az 5-42. ábrán. A B eljárás számol valameddig, majd visszatér az A-ba. Elsô megvilágításban ajánlott a helyzetet szimmetrikusan átgondolni, mivel se A se B nem fôprogram, mindkettô eljárás. (Az A eljárás lehet fôprogramból meghívva, de ez most lényegtelen.) Továbbá, elôször az irányítás átadódik A-tól B-nek - a meghívás késôbb pedig az irányítás átadódik B-tôl A-nak - visszatérés. 5-42. ábra. Mikor az eljárás meghívódik, annak futtatása mindig az elején kezdôdik. Az asszimetria abból adódik, hogy mikor az irányítás átmegy A-ból B-be, a B eljárás futása az elejétôl kezdôdik; Mikor B visszatér A-ba, a futás nem az A elejétôl kezdôdik, hanem a meghívás helye utántól. Ha A fut valameddig és újra meghívja B-t, a végrehajtás ismét a B elején kezdôdik, nem az elôzô visszatérés helyén. Ha, a futás során A többször meghívja B-t, B végrehajtása mindig az elején kezdôdik újra és újra, mindenkor, ellenben A soha nem indul újra. A különbségre a módszer világít rá, ami az irányítást váltja A és B között. Mikor A hívja B-t, akkor az eljárás meghívó utasítást használja, ami beteszi a visszatérési címet (azaz a hívást követô hely címét) valami használható helyre, például a verem tetejére. Ezután beteszi a B címét a programszámlálóba, hogy végrehajtsa a hívást. Mikor B visszatér, nem használja a hívó utasítást....

***[378-381] Mikor B visszatér, nem használja a hívás utasítást hanem helyette a visszatérés utasítást használja amely egyszeren kiveszi a visszatérési címet a verembl és beteszi a program számlálóba. 5-43. ábra: Mikor egy társrutin viszavette, a futtatás kezdetét veszi ott ahol elzleg abbamaradt és nem az elején. Néha hasznos ha két eljárás van, A és B mindkett eljárásként hívja meg a másikat, mint ahogy az 5-43.-as ábra mutatja. Mikor B visszatér A-hoz, elágazik az állításhoz ami követi a hívást B-hez, mint fönt. Mikor A átengedi az irányítást B-nek, nem a kezdethez megy (kivéve az els alkalommal), hanem ahhoz az állapothoz ami a leggyakoribb "visszatérés", az az A leggyakoribb hívása. Két eljárás ami így mködik a társrutin. A társrutinok általános felhasználása az amikor párhuzamos futtatást szimulálnak egyetlen (egyedüli) CPU-n. Egyetlen társrutin sem fut valóban párhuzamosan a többivel, hacsak nincs saját CPU-ja. Ez a fajta programozás egyszerbbé teszi néhány alkalmazás programozását. Hasznos olyan szoftverek tesztelésénél amelyek késbb több processzoron futnak majd. Sem a szokásos hívás, sem a szokásos visszatérés utasítás nem használható a társrutinok hívására, mert a cím az ághoz a verembl jön. Mint egy visszatérés a társrutin saját magát hívja úgy, hogy tesz egy visszatérést valahova a rákövetkez visszatéréshez ami saját magához vezet.Az jó lenne, ha lenne egy utsítás ami kicseréli a verem tetejét a programszámlálóval. Részletesebben ez az utasítás elször elvenné a régi visszatérési címet a verembl egy bels regiszterbe, majd betenné a program számlálót a verembe és végül a bels regisztert átmásolná a programszámlálóba. Mivel egy szó ki lett véve a verembl és egy szó be lett téve a verembe ezért a verem mutató nem változott. Ez az utasítás ritkán létezik ezért ezt szimulálni kell, mint jónéhány más utasítást a legtöbb esetben. 5.6.4 Csapdák A csapda egyfajta automatikus eljárás hívás amit meghív néhány feltétel amit a program ad, többnyire egy fontos de ritkán elforduló feltétel. Jó példa erre a tólcsordulás. Sok számítógépen, ha az aritmetikai mvelet túllépi a legnagyobb értéket akkor az ábrázolható. Egy csapda okozza, ami azt jelenti, hogy a vezérlés folyása átvált egy rögzített memória rekeszre, ahelyett hogy folytatná a sorrendet. Abban a rögzített rekeszben van egy ág egy eljáráshoz ami hívta csapda kezelt, ami véghezvisz néhány helyénvaló cselekedetet. Mint például kiírja a hibaüzenetet. Ha egy mvelet eredménye a tartományon belül van, nem okoz csapdát. Nélkülözhetetlen a csapdáknál, hogy a program néhány kivételes feltétele okozza és a hardver vagy egy mikroprogram felfedezze. Egy másik módszer a túlcsordulás kezelésére, hogy létezik egy 1 bites regiszter, aminek 1-es értéke van, ha túlcsordulás történt. A programozó aki vizsgálni akarja a túlcsordulást, bele kell foglaljon egy egyértelm "elágazik, ha a túlcsordulás bit be van állítva" utasítást minden aritmetikai mvelet után. Ez a módszer lassú és helypazarló. A csapdák id és memória takarékosak az egyértelm programozó által felügyelt vizsgálathoz képest. A csapdát megvalósíthatja egy egyértelm mikroprogram (vagy hardver) teszt.

Ha túlcsordulást észlel a csapda címe betöltdik a programszámlálóba. Mi a csapda az els szinten talán a program felügyelet alatti szinten. Ha egy mikroprogram végzi a tesztet az idt takarít meg ahhoz képest mikor a programozó tesztel, mivel egy mikroprogram könnyen átlapozható. Memória takarékos is mivel csak egy helyen kell, hogy megtörténjen például a mikroprogram fciklusában függetlenül attól, hogy mennyi aritmetikai mvelet történik a fprogramban. Leggyakoribb, hogy a lebegpontos számítások okoznak túlcsordulást, alulcsordulást, vagy egész számok túlcsordulnak, védelmi hibák, nem definiált opkódok, verem túlcsordulások, kísérletek nemlétez I/O eszköz elindítására, kísérletek egy szó feltöltésére páratlan címrl, és nullával való osztásokkor. 5.6.5 Megszakítások A megszakítások változások a vezérlés menetében, amit nem a futó program okoz, hanem valami más ami általában I/O-val van kapcsolatban. Például egy program utasítja a lemezt, hogy áthelyezzen információt, és állítsa be a lemezt, hogy hajtson végre egy megszakítást amint végez az áthelyezéssel. Mint a csapda a megszakítás is megállítja a futó programot és átadja az irányítást egy megszakítás kezelnek, ami végrehajt néhány helyénvaló cselekményt. Mikor befejezi a megszakításkezel visszaadja a vezérlést a megszakított programnak. Újra kell kezdenie a megszakított eljárást pontosan abban az állapotban ahol az volt mikor a megszakítás történt, ami azt jelenti, hogy minden bels regisztert vissz kell állítani az megszakítás eltti állapotába. Az alapvet különbség a csapdák és megszakítások között az, hogy a csapdák szinkronban vannak a programmal, míg a megszakítások nem. Ha a program milliószor is tér vissza ugyanazzal a bemenettel a csapdák akkor is újratörténnek ugyanazon a helyen minden alkalommal, de a megszakítások váltakozhatnak attól függen például, hogy pontosan mikor üt le egy ember egy terminálnál kocsi visszát. Az ok a csapdák reprodukálhatóságára és a megszakítások nem reprodukálhatóságára az, hogy a csapdákat közvetlenül a program okozza, míg a megszakításokat - legjobb esetben - nem közvetlenül okozza a program. Hogy lássuk valóban hogyan is mködnek a megszakítások, hagyják hogy átgondoljuk egy általános példán keresztül: a számítógép kiakar tenni egy sornyi karaktert a terminálra. A rendszer szoftver elször összegyjti az összes karaktereket amit ki akar írni a terminálra egy bufferbe, inicializál egy globális változót a ptr-t, hogy a buffer elejére mutasson, és beállít egy második változót is count ami egyenl a kiíratásra szánt karakterek számával. Ezután megvizsgálja, hogy a terminál készen áll-e, ha igen kiírja az els karaktert (Pl.: regisztereket használva, mint az 5-30-as ábrán). Elindítva az I/O-t, a CPU üresen készen áll, hogy elindítson más programot, vagy valami mást. Természetesen kell idben a karakterek megjelennek a képernyn. A megszakítás most kezddhet. Egyszer formában a lépések folytatódnak. HARDVER CSELEKMÉNY 1. Az eszközvezérl érvényesít egy megszakítás vonalat a rendszer sínen, hogy elindítson egy megszakítás sorrendet. 2. Amint a CPU elkészült, hogy kezelje a megszakítást, ad egy nyugtázó

megszakítás jelzést a sínen. 3. Mikor az eszközvezérl veszi, hogy az megszakítás jelzése nyugtázva van, tesz kis valós számot (integer) az adat vonalba, hogy azonosítsa magát. Ezt a számot nevezik a megszakítás vektornak. 4. A CPU eltávolítja a megszakjtás vektort a sjnbl és elmenti ideiglenesen. 5. Ekkor a CPU beteszi a program számlálót és a PSW-t (Program Állapot Szó) a verembe. 6. A CPU ekkor bemér egy új programszámlálót a megszakításvektor használatával, úgy hogy indexnek használja azt egy táblában a memória alján. Ha a program számláló 4 bájtos, pl. akkor a megszakítás vektor n megfelel a 4n címnek. Ez az új program számláló a megszakítást kezdeményez eszköz megszakítás szolgáltatás rutinjának elejére mutat. Gyakran a PSW-t is így töltik fel, vagy módosítják (pl.: hogy ne engedélyezzék a további megszakításokat). SZOFTVER CSELEKMÉNY 7. Az els dolog amit a megszakítás szolgáltatás rutin tesz az az, hogy elmenti az összes regisztert, hogy késbb visszaállítható legyen. Elmenthetek a veremben, vagy a rendszer táblában. 8. Minden megszakítás vektor rendszerint meg van osztva az adott típusú összes eszköz között, ezért nem lehet még tudni, hogy melyik terminál kérte a megszakítást. A terminál szám megtalálható pár eszköz regiszter olvasásával. 9. Bármely más megszakítás információ, mint az állapot kód, most olvasható. 10. Ha egy I/O hiba keletkezett, akkor azt itt kezeli le. 11. A globális változók, ptr és count fel lesznek újítva. Az elzt növeljük, hogy a következ bájtra mutasson és a késbbi le lesz csökkentve, hogy megmutassa hogy egy bájtal kevesebb marad a kimeneten. Ha a count nagyobb, mint 0 akkor több karaktert kell megjeleníteni. Átmásolja a most a ptr által mutatott értéket az kimeneti buffer regiszterbe. 12. Ha szükséges egy különleges kódot bocsát ki, hogy tudassa az eszközzl, vagy a megszakítás vezérlvel, hogy a megszakítás végre lett hajtva. 13. Minden elmentett regisztert visszaállít. 14. Végrehajtja a VISSZATÉRÉS A MEGSZAKÍTÁSBÓL utasítást, visszatéve a CPU-t abba a módba és állapotba amiben a megszakítás történte eltt volt. A számítógép onnan folytatja ahol volt. A kulcs fogalom a megszakításokkal kapcsolatban az átláthatóság. Mikor egy megszakítás kérdik, néhány esemény történik és néhány kód futódik, de mikor

minden befelyezdött a számítógép visszatérhet pontosan abba az állapotba amiben a megszakítás eltt volt. Egy megszakítás rutin ezekkel a tuljdonságokkal az átláthatóság. Ha minden megszakítás átlátható, akkor ez egyszerbbé teszi a megértésüket. Ha egy számítógépnek csak egy I/O eszköze van, akkor a megszakítások mindig úgy mködnek ahogy leírtuk, és nincs semmi más amit elmondhatnánk róluk. Azonban egy nagy számítógépnek lehet tóbb I/O eszköze is, és több is futhat egy idben, lehetséges, hogy több felhasználó parancsára. Ha egy nem nulla valószínség fennáll mialatt egy megszakítás rutin fut egy második I/O eszköz igyekszik generálni egy megszakítást. Két megközelítése van ennek a problémának. Az els egyetlen megszakítás rutint sem engedélyez a késbbi megszakításoknak, mint a legels dolog amit tesznek, még mieltt elmenti a regiszterket.

***[382-385]
Tannenbaum Írta :Szikszai Sándor H938348@sirius.inf.u-szeged.hu

382 5.fejezet

Az utasításkészlet arhitektúraszintjei

??????... Tehát, egy 9600 bps-es komonikációsvonalon, az adatok 1042 mikroszekundumonként érkeznek, akár kész van az egység, akár nincs. Ha az adat (karakter) feldolgozása nem fejezdik be, mikorra a következ karakter érkezik, adatvesztés léphet fel. Amikor a számítógép idigényes I/O eszközöket kezel, a legjobb megoldás az, hogy az összes I/O eszközhöz prioritást rendelünk. Magasabbat az idigényesebbhez, alacsonyabbat a kevésbé kritikus eszközhöz. Hasonlóan, a processzorhoz szintén rendelni kell prioritást, tipikusan ezt a PSW mez határozza meg. Az n prioritású eszköz megszakítást a kiszolgáló rutinjának is n prioritáson kell futnia. Amíg az n prioritású megszakításrutin fut, addig más alacsonyabb prioritású eszközök megszakítását nem veszi figyelembe a processzor , amíg az n prioritású be nem fejezdik és a CPU vissza nem kapja a vezérlést. Másrészt a magasabb prioritású eszközöknek nem szabad engedni, hogy sokáig tartson kiszolgálásuk. A vezérlés megtartásának a legjobb módja az, hogyha megszakítások a észrevétlenül hajtódnak végre. Most pedig, nézzük meg az összetett megszakításkezelést egy egyszer példán keresztül. Egy számítógépben 3 I/O eszköz található, egy nyomtató, egy lemezesegység és egy RS232-es komonikációsvonal, rendre 2, 4, és 5-ös prioritással, az adott sorrendben. Kezdetben ( a t=0 idpillanatban) a felhasználói program fut, amikor hirtelen a t=10. pillanatban a nyomtató megszakítást generál. A printer megszakításkiszolgálója az ISR elindul.(lásd 5.44-es ábra) A t=15. idpillanatban az RS232-es is megszakítást kér. Mivel neki magasabb prioritása van a printerrel szemben, ez a megszakítás fog végrehajtódni elsként. A gép az állapotváltozóit - melyet a printer használt- berakja a verembe (Stack), majd az RS232 kiszolgálórutinját elindítja. Egy kicsivel késbb (t=20), a lemezesegység befejezte az aktuális mveletét és kiszolgálást szeretne kérni. Azonban az prioritása kisebb, mint az éppen futó programé, a CPU nem fogadja el a megszakításkérést, függben marad annak lekezelése. A t=25. idpillanatban az RS232-es megszakítása befejezdik, és visszatér ahhoz az állapothoz ahol az elz megszakítást félbehagyta, nevezetesen a printer kiszolgálásához, ami 2-es prioritású. A CPU rögtön átkapcsol 2-es prioritási szintre, de mieltt elindulna, a 4-es prioritású félbehagyott lemezmegszakítás aktiválódik, és csak ezután folytatódhat a printer lekezelése, ami t=40. pillanatban meg is történik. Végül a vezérlést visszakapja a felhasználói program. A 8088-as óta az Intel processzorai két szint megszakításkezeléssel rendelkeznek : a maszkolható és nem maszkolható megszakításokkal. A nem maszkolható megszakításokat kritikus hibák, illetve rendszerösszeomlások elhárítására használják, ilyenek például a memória paritáshibák. Minden I/O eszközhöz pedig maszkolható megszakítást rendeltek. Amikor egy I/O eszköz megszakítást generál, a CPU a megszakításvektort használja arra, hogy a 256-bejegyzést tartalmazó táblázatból kikeresse a megszakításkezel címét. A táblázat bejegyzései 8 bájtos szegmensdeszkriptorok, és a táblázat akárhol kezddhet a memóriában. A globális regiszter ennek a kezdetére mutat. Egyetlen megszakítászint használatával nincs mód arra, hogy a CPU a magasabb prioritású eszközök megszakításait tiltsa az alacsonyabb prioritásúakkal szemben. Ezért az Intel processzorait küls meszakításvezérlvel látták el (8259-es mikrovezérlvel). Amikor generálódik egy megszakítás, mondjuk n prioritással, a CPU megszakíja az addig folytatott munkáját. Ha a következ megszakítás magasabb prioritású, akkor a megszakításvezérl másodszor is megszakítást generál. Ha viszont a második alacsonyabb prioritású, akkor ennek a lekezelése csak az els megszakítás után kezddik el.

A megszakításvezérlnek tudnia kell az aktuális megszakításról, hogy az els befejezdött, ezért a CPU-nak parancsot kell küldenie, amikor az teljesen kész van. 5.7 Egy részletes példa : A Hanoi Tornyai Most, hogy láttuk az ISA három gépét, nézzünk néhány példaprogramot mindháromra. A példaprogram neve : Hanoi tornyai. A program Java-ban írt verziója az 5-40. ábrán található. Kövessük nyomon az Assembly -ben írt verziót is. Egy kicsit csalni fogunk, ahelyett hogy a Pentium II-re és UltraSparc II-re megírt Java változat fordítását adnánk meg, egy C - Assembly változatot fogunk megadni. Az egyedüli különbség, hogy ami a Java-ban PrintLn, az a C verzióban PrintF ("Move a disk from %d to %d\n",i,j) . A mi céljainkhoz a PrintF szintaxisa teljesen lényegtelen, alapveten a sztring szó szerint nyomtatásra kerül, annyi különbséggel, hogy a %D a soron következ egészet írja ki tízes számrendszerben. Az egyetlen dolog ami lényeges, az eljárásnak három paramétert kell meghívnia : egy sztringet és két integert. Az az oka annak, hogy a C verziót használjuk a Java verzió helyett , hogy a Java Input/Output könyvtár nem érhet el míg a C könyvtár elérhet. JVM-en mi is a Java verziót fogjuk használni. A különbség minimális, itt csak a PrinF-re vonatozik . 5.7.1 A Hanoi tornyai Pentium II Assembly nyelven Az 5-45.ábrán található a program egy lehetséges C-verziós fordítása Pentium II-re. A program els része az egyértelm. Az EBP - t keret mutatónak, az els két Word-öt linkelésre használjuk, tehát az els aktuális paraméter, az n (vagy N a MASM nem tesz megkülönböztetést) az EBP+8-nál van, majd ezt követi az i és a j az EBP+12 és EBP+16 -nál egyenként. Majd a lokális változó a k, az EBP+20-nál található. Az eljárás az új keret létrehozásával kezddik, a régi tetejére rakja. Ez úgy történik, hogy az ESP-t az EBP keretpointerbe másolja. Ezután n-t egyel hasonlítja össze, ha n>1 az ELSE-ágon folytatódik a program. Ha a THEN-ág teljesül, akkor a program a három változót a verembe helyezi : a formátumsztring kezdcímét ,az i-t és a j-t , majd meghívja magát rekurzívan. A paramétereket fordított sorrendben helyezi a verembe, a C-program szabályai szerint. Emiatt a formátumsztring kezdcíme a verem tetejére kerül. Hogyha nem fordított sorrendben lennének a paraméterek, akkor a PrintF nem tudná milyen mélyen lenne a formátumsztring kezdcíme. A hívás után az ESP-t 12-vel növeli, hogy a paramétereket kiszedje a verembl. Természetesen a paraméterek nem törldnek a memóriából. De az ESP megváltoztatása elérhetetlenné teszi ket a hagyományos veremmveletek révén. Az ELSE elágazás, ami L1­nél kezddik egyértelm. Elször is kiszámolja a 6­i­j értékét, amit a k változóban tárol. Az i és j értékétl függetlenül a harmadik rúd mindig 6­i­j. Ezt a k változóba elmentve nem kell újból kiszámítanunk. Következleg, az eljárás háromszor meghívja magát , mindig más paraméterekkel. Minden hívás után a verem törldik és tartalma az eljáráshoz hozzáadódik. A rekurzív eljárások elször megzavarhatják az embert, de egy adott szint után már egyértelmek. Mindössze annyi történik, hogy a paraméter értékeket a verembe rakja és utána az eljárás meghívja önmagát. 5.7.2 A Hanoi tornyai UltraSparc II Assembly nyelven Most nézzük meg ezt a programot UltraSparc II-n is. A kód az 5-46.ábrán található. Mivel UltraSparc II kódja sokkal olvashatatlanabb, mint többi assembly kód, ezért használata gyakorlást igényel, de mi mégis megpróbálkozunk vele .....

***[386-387, 400-401] 386. oldal Hogy ez mködjön, a programot át kell küldeni a cpp nev programon (C elfeldolgozó), mieltt összeállítanánk. Mivel az UltraSPARC II assembler kisbetket használ, mi is azokat használtunk itt(hátha valaki be akarja gépelni a programot és futtatni akarja). Az UltraSPARC II és a PII verzió algoritmusa megegyezik. Mindkett n vizsgálatával kezddik, és az else ág végrehajtásával folytatódik, ha n>1. Az UltraSPARC II verzió bonyolultságát az ISA néhány sajátosságában kell keresni. Elször is az UltraSPARC II-nek át kell adnia a formátumstring címét a printf-nek, de a gép nem tudja csak egyszeren berakni a címet a regiszterbe ami a kimen paramétert tartja, mert nincs lehetség arra, hogy berakjunk egy 32 bites konstanst egy regiszterbe egyetlen utasítással. Két utasításra van szükség, hogy ezt megtegyük: SETH és OR. A következ megemlítend dolog, hogy nincs szükség a verem beállítására a hívás után , mert az eljárás végén lév RESTORE utasítás beállítja a regiszterablakot. A képesség, hogy a kimen paramétereket regiszterbe töltsük és ne kelljen a memóriához fordulni nagy teljesítménynövekedést jelenthet, ha a hívások mélysége nem lesz túl nagy, de általánosságban elmondható, hogy az egész regiszterablak mechanizmus a bonyolultsága miatt nem éri meg a fáradságot. Vegyük észre a NOP utasítást a Done után. Ez itt egy késleltet rés. Ez az utasítás mindig végrehajtódik, még akkor is, ha egy feltétel nélküli elágazás utasítást követ. A baj az, hogy az UltraSPARC II-nek mély pipeline-ja van és mire a gép felfedezi, hogy elágazáshoz érkezett, addigra a következ utasítást gyakorlatilag már végrehajtotta. Isten hozott a RISC programozás csodálatos világában. Ez az érdekes tulajdonság hatással van az alprogram hívásokra is. Figyeljük meg a towers alprogram els hívását az Else ágon. n-1 ­et tesz %o0-ba és a %o1-be, de már azeltt meghívja a towers-t mieltt az utolsó paraméter a helyére kerülne. PII-n elször átadjuk a paramétereket, utána hívjuk az alprogramot. Itt elször átadunk néhány paramétert, alprogramot hívunk, végezetül átadjuk az utolsó paramétert. Ugyanúgy, mint korábban ,mire a gép rájön, hogy egy CALL utasítással van dolga, addigra a következ utasítás olyan mélyen van a pipeline-ban, hogy azt már végre kell hajtani. Ebben az esetben miért ne használnánk a késleltet rést, hogy átadjuk az utolsó paramétert? Mégha a hívott alprogram legels utasítása használná is azt a paramétert, akkor is idben helyére kerülne(a paraméter). Végül a Done-nál láthatjuk, hogy a RET utasításnak szintén van egy késleltet rése. Ezt a RESTORE-nál használjuk, ami a CWP-t növeli, hogy visszarakja a regiszterablakot úgy, ahogy a hívó számít rá.

5.7.3 Hanoi tornyai JVM assemblyben
A kódot az 5-47 es ábrán láthatjuk. A megoldás viszonylag egyszer, kivéve az I/O-t. Ezt a programot a Java fordító generálta, majd szerkesztve lett a

jobb olvashatóság végett.

5-46 ábra megjegyzései: /* az N a 0 input paraméter */ /* az I az 1 input paraméter */ /* a J a 2 input paraméter */ /* K a 0 lokális változó */ /* Param0 az output paraméter 0 */ /* Param1 az output paraméter 1 */ /* Param2 az output paraméter 2 */ /* cpp a megjegyzésekre a C szabályait használja*/ ! if (n = = 1) ! if (n != 1) goto Else !printf("Move a disk from %d to%d\n", i, j) !Param0 = formátumstring címe !Param1 = i !meghívja printf-t mieltt paraméter 2 (j) beállna !a hívás után a késleltet rést használja a paraméter 2 beállításához !készen vagyunk !kitölti a késleltet rést !k = 6 ­ i ­j !k = 6 ­j !k = 6- i ­ j !towers(n ­1 , i, k) indítása ! Scratch = N ­1 !paraméter 1 = i ! meghívja towers-t mieltt paraméter 2 (k) beállna ! a hívás után a késleltet rést használja a paraméter 2 beállításához !towers(1, i, j) indítása !paraméter 1 = i ! meghívja towers-t mieltt paraméter 2 (j) beállna !paraméter 2 = j ! towers(n-1, k, j) !paraméter 1 = k ! meghívja towers-t mieltt paraméter 2 (j) beállna !paraméter 2 = j !visszatérés !késleltet rést használja a ret után, hogy visszaállítsa az ablakokat

400. oldal

16. Hány regisztere van annak a gépnek, amelyiknek utasítás formátumát az 5-24 ábra szemlélteti. 17. 5-24 ábrán a 23-as bitet az egyes és a kettes formátum megkülönböztetésére használjuk. Nincs azonban bit a hármas formátum használatának jelzésére. Honnan tudja a gép, hogy azt kell használnia? 18. Programozásban gyakori, hogy egy változóról el kell dönteni, hogy az A, B intervallum része. Ha egy három cím utasításunk van A, B, X operandusokkal, akkor hány állapotkódbitet kellene ennek az utasításnak átállítania? 19. A PII-nek van egy olyan állapotkódbitje, amely követi a 3-as bit átvitelét egy aritmetikai mvelet után. Mire jó ez? 20. UltraSPARC II ­nek nincsen utasítása arra, hogy betöltsön egy 32 bites számot egy regiszterbe. Ehelyett általában két utasítást használunk: SETHI és ADD. Van még más mód, hogy betöltsünk egy 32 biten ábrázolt számot egy regiszterbe? 21. Egyik barátod éjjel 3-kor beront az irodádba, hogy elmondja vadiúj ötletét: egy utasítás két opkóddal. Elküldenéd a szabadalmi hivatalba vagy visszazavarnád a tervezasztalhoz? 22. Az alábbi kifejezések vizsgálata megszokott a programozásban. Szerkessz egy utasítást, amely ezeket a vizsgálatokat hatékonyan elvégzi. Milyen mezk lesznek ebben az utasításban? if (n = = 0) .. if (i > j) .. If (k < 4) .. 23. Milyen hatással van az 1001 0101 1100 0011 16 bites bináris számra az alábbiak? a) eltolás jobbra 4 bittel, 0 kitöltéssel b) eltolás jobbra 4 bittel, jelkiterjesztéssel c) eltolás balra 4 bittel d) forgatás balra 4 bittel e) forgatás jobbra 4 bittel 16. Hogyan tudod egy memóriaszó tartalmát törölni egy olyan gépen, amelyen nincs CLR utasítás? 17. Számítsd ki az (A AND B) OR C boolean kifejezést, ha 18. A = 1101 0000 1010 1101 B = 1111 1111 0000 1111 C = 0000 0000 0010 0000 19. Hogyan lehetne egy A és B változó tartalmát kicserélni egy harmadik változó vagy regiszter használata nélkül? (Segítség: gondolj az EXCLUSIVE OR ­ra) 20. Bizonyos számítógépeken lehetséges, hogy átrakjunk egy számot egy regiszterbl egy másikba, eltoljuk ket balra más-más mennyiségekkel és összeadjuk az eredményeket kevesebb id alatt, mint amennyire egy szorzásnak szüksége van. Milyen feltételek mellett lehet hasznos ez az utasítássorozat egy konstans és egy változó szorzatának kiszámítására? 21. Különböz gépeknek különböz az utasítássrségük(adott számítás elvégzéséhez szükséges byteok száma). Fordítsd le az alábbi Java kódrészleteket PII assemblybe, UltraSPARC II assemblybe és JVM-be. Utána számítsd ki hány

byteot használnak a különböz gépeken i és j lokális memóriaváltozók. Minden esetben a legoptimistább feltevéssel éljünk, ha valamilyen kérdés merülne fel! a) i = 3 b) i = j c) i = j - 1 16. A szövegben megvitatott ciklusszervez utasítások általánosan a ciklusok kezelésére valók. Tervezz egy utasítást, ami hasznos lehet közönséges while (elöltesztel) ciklusok kezelésére! 17. Tegyük fel, hogy a szerzetesek Hanoiban 1 lemezt tudnak percenként mozgatni.(nem sietnek a munka befejezésével, mert az ilyen tudással rendelkez embereknek korlátozottak a munkalehetségeik Hanoiban) Mennyi ideig tartana nekik a 64 lemezes probléma megoldása? Az eredményt években add meg. 18. Miért helyezik az I/O eszközök a megszakításvektort a buszra? Lehetséges volna, hogy ehelyett ezt az információt egy táblában tároljuk a memóriában? 19. Egy számítógép DMA-t használ, hogy lemezrl olvasson. A lemeznek 64 db 512 byteos szektora van sávonként. A lemez forgási ideje 16 msec. A busz 16 bit széles és egy buszátvitel 500 nsec-t igényel. Egy átlagod CPU utasítás 2 buszciklust igényel. Mennyire lassítja le a CPU-t a DMA? 20. Miért élveznek a megszakítás kiszolgáló rutinok elsbbséget, miközben normál alprogramok nem kapnak semmilyen priorítást? 21. Az IA64 architektúra szokatlanul nagyszámú regisztert tartalmaz (64?). Összefüggésben állhat-e a regiszterek nagy száma melletti döntés az elrejelzések használatával? Ha igen milyen módon? Ha nem, akkor miért van bellük annyi? 22. A szövegben már megvitattuk a spekulatív LOAD utasítás koncepcióját. Azonban nem történt említés spekulatív STORE utasításról. Miért nem? Megegyezik-e alapjában véve a spekulatív LOAD-dal, vagy van valamilyen más ok is, hogy nem foglalkoztunk velük? 23. Amikor két helyi hálózatot kell összekapcsolni, akkor egy bridge-nek nevezett számítógépet raknak közéjük, hozzákötve mindketthöz. Minden a hálózaton továbbított csomag generál egy megszakítást a bridge-n, hogy a bridge láthassa, hogy az adott csomagot továbbítani kell-e. Tegyük fel hogy, csomagonként 250 sec szükséges a megszakítás lekezeléséhez és a csomag vizsgálatához, de ­ha szükséges ­ a továbbítást a DMA végzi(hardwarebl) a CPU leterhelése nélkül. Ha minden csomag 1K, akkor mennyi az elérhet maximális adatátvitel a hálózatokon anélkül, hogy a bridge csomagokat veszítene? 24. 5-41 ábrán a keretpointer az els lokális változóra mutat. Milyen információra van szüksége a programnak, hogy visszatérjen egy alprogramból? 25. Írj assemblyben egy alprogramot, ami egy eljeles bináris egészt (integer típusú) ASCII-be konvertál! 26. Írj assemblyben egy alprogramot, ami átkonvertál egy szóbelseji ragot ellentétes lengyel jelölésre. (?) -401]

***[388-391] Nem érkezett meg. Megyesi Zoltán: h938696

***[392-395] 392 Fejezet Architektúra Parancssor Szint - Intel IA-64 5.

Ami rendkívüli, az az összefügg parancskötegek fogalma. A parancsok hármas, kötegnek nevezett csoportokban jönnek, ahogy azt az 5-48 -as ábra mutatja. Mindegyik 128-bites bit köteg három, negyven bites állandó formátumú parancsot és egy nyolc bites mintasablont tartalmaz. A kötegek összeköthetk egy kötegvégi bit használatával, így több mint három parancs lehet jelen egy kötegben. A mintasablon információt tartalmaz arról, mely parancsok futtathatók párhuzamosan. Ez a séma és oly sok más regiszterek léte lehetvé teszi a fordítóprogram számára, hogy elkülönítse a parancstömböket és közölje a processzorral, hogy párhuzamosan futtathatók. Így a fordítóprogramnak újra kell rendezni a parancsokat, leellenrizni az összefüggéseket, hogy megbizonyosodjon arról, hogy vannak elérhet funkcionális egységek, stb., a hardver helyett. Az ötlet az, hogy megvilágítva a gép bels mködéseit és elmondva a fordítóprogramíróknak, hogy megbizonyosodjonak arról, hogy minden köteg kompatibilis parancsokból áll, a RISC parancsok táblázatba foglalása átvivdik a hardverrl (futtatási id) a fordítóprogramra (fordítási id). Ez okból ezt a modellt EPIC-nek hívják (Explicity Paralell Instruction Computing). PARANCS 1 PARANCS 2 PARANCS 3 MINTASABLON a parancsok PARANCS 1 PARANCS 2 PARANCS 3 MINTASABLON kapcsolhatók PARANCS 1 PARANCS 2 PARANCS 3 MINTASABLON egymásba

predikátum regiszter R1 R2 R3
5-48 -as ábra. Az IA-64 a három parancsból álló kötegekre alapszik.

Vannak elnyei parancsok fordítási idben való táblázatba foglalásának. Elször is, mivel a fordítóprogram végzi az összes munkát, a hardver sokkal egyszerbb lehet és így tranzisztorok millióit hagyhatja meg más hasznos funkciókra. Másodsorban minden adott programnál a táblázatba foglalást csak egyszer, fordítási idben kell elvégezni. Harmadszor, mivel a fordítóprogram végzi az összes munkát, a szoftverforgalmazó számára lehetvé válik, hogy egy olyan fordítóprogramot használjon, mely órákat tölt a program optimalizálásával és minden felhasználónak hasznos minden alkalommal amikor a program fut.

393 Fejezet

Architektúra Parancssor Szint - Intel IA-64

5.

A parancskötegek ötlete felhasználható egész processzorcsaládok létrehozásához. Az alacsonyabbrend processzorok órajelenként egy parancsköteget képesek feldolgozni. A processzor várhat míg az öszes parancs feldolgozása befejezdik, mieltt megkezdené a következ köteget. A magasabbrend processzorok hatványozott számú köteget tundának feldolgozni ugyanazon órajel alatt, analgikusan az aktuális szuperskaláris fejlesztésekhez. Szintén a magasabbrend processzoroknál a processzor elkezdhet parancsokat kiadni egy új kötegbl, mieltt az elz köteg parancsait befejezte volna. Természetesen le kell ellenriznie, hogy a szükségs regiszterek és a funkcionális egység elérhetek-e, viszont nem kell leellenriznie, hogy más parancsok abból a kötegbl ütköznek-e vele, mivel a fordítóprogram biztosítja hogy erre ne kerüljön sor. 5.8.3 Predikáció Másik fontos tulajdonsága az IA-64-nek, az új mód, ahogy kezeli a feltételes elágazásokat. Ha volna egy módszer, amellyel megszabadulhatnánk a többségüktl, sokkal egyszerbb és gyorsabb processzrokat gyárthatnánk. Els látásra úgy tnhet, hogy lehetetlen megszabadulni a feltételes elágazásoktól, mert a programok tele vannak if utasításokkal. Azonban az IA-64 egy predikáció nev technikát alkalmaz, amely nagyon le tudja csökkenteni a számukat. Ezt most röviden leírjuk. A mai gépeknél az összes parancs feltétel nélküli abban az értelemben, hogy amikor a processzor rátér egy parancsra, egyszeren csak elvégzi azt. Nincs bels vitája arról, hogy "Csináljam vagy ne csináljam?". Ezzel ellentétben egy predikált architektúrában a parancsok feltételeket (predikációkat) tartalmaznak, melyek megmondják, mikor kell a parancsokat elvégezni és mikor nem. A paradigmaváltás a feltétel nélküli parancsokból predikált parancsokba az, ami lehetvé teszi, hogy megszabaduljunk a feltételes elágazásoktól. Ahelyett, hogy választanunk kellene a feltétel nélküli és a feltételes parancsszekvenciák között, az összes parancs egyesül egyetlen predikált parancsszekvenciába, mely más predikációkat használ más parancsoknál. Hogy lássuk, hogyan mködik a predikáció, kezdjük az 5-49 -es ábra egyszer példájával, mely bemutatja a feltételes végrehajtást, a predikáció elfutárát. Az 5-49 (a) ábrán egy if utasítást látunk. Az 5-49 (b) ábrán ennek fordítását látjuk három parancsra: egy összehasonlítást, feltételes elágazást és egy move parancsot. if (R1 ==0) R1 CMP R1,0 CMOVZ R2, R3,

R2 = R3; L1: (a)

BNE L1 MOV R2, R3 (b) (c)

5-49 -es ábra. (a) If utasítás. (b) Az (a) assembly kódja. (c) Feltételes utasítás.

394 Fejezet

Architektúra Parancssor Szint - Intel IA-64

5.

Az 5-49 (c) ábrán megszabadulunk a feltételes elágazástól egy új parancs, a CMOVZ használatával, ami egy feltételes move utasítás. Leellenrzi, hogy az R1-es regiszter nulla-e. Ha igen, akkor az R3-at lemásolja R2-re. Ha nem, nem csinál semmit. Mihelyt van egy olyan parancsunk, mely adatokat tud másolni mikor egy regiszter nulla, egy kis lépést tettunk egy újabb parancs felé, mely adatokat tud másolni, mikor a regiszter nem nulla, mondjuk a CMOVN. Rendelkezvén mindkét paranccsal úton vagyunk a teljes feltételes végrehajtás felé. Képzeljünk el egy if utasítást, néhány hozzárendeléssel a then részben, és néhánnyal az else részben. Az egész utasítás lefordítható egy kódra, hogy átállítson egy regisztert nullára, ha a feltétel hamis, és egy más értékre, ha igaz. Követve a regiszter setupját a then rész hozzárendelései lefordíthatók a CMOVN parancsok szekvenciájára és az else rész hozzárendelései pedig a CMOVZ parancsokéra. Az összes ilyen parancs, a regiszter setup, a CMOVN és CMOVZ egyetlen alap tömböt alkotnak feltételes elágazás nélkül. A parancsok újra is rendezhetek, vagy a fordítóprogram által (beleértve a hozzárendelések feloldását a teszt eltt) vagy a végrehajtás alatt. Az egyetlen trükk, hogy a feltételt már ismerni kell, mivel a feltételes parancsokat vissza kell vonni (a csatorna végének közelében). Egy egyszer példa mutat be egy then és egy else részt az 5-50 -es ábrán. if (R1 ==0) { R2 = R3; R4 = R5; } else { R6 = R7; R8 = R9; } (a) CMP R1,0 BNE L1 MOV R2,R3 MOV R4,R5 BR L2 L1: MOV R6,R7 MOV R8,R9 L2: (b) CMOVZ R2,R3,R1 CMOVZ R4,R5,R1 CMOVN R6,R7,R1 CMOVN R8,R9,R1

(c)

5-50 -es ábra. (a) If utasítás. (b) Az (a) assembly kódja. (c) Feltételes végrehajtás.

Habár csak nagyon egyszer feltételes parancsokat mutattunk be (a Pentium II-rl), az IA-64 -en minden parancs predikált. Ez azt jelenti, hogy minden parancs végrehajtása feltételessé tehet. Az extra 6-bites mez (az elzre vonatkozik) kiválaszt egyet a 64 1-bites predikációs regiszterekbl. Így egy if utasítás le lesz

fordítva egy olyan kódra, mely beállít egyet a predikációs regiszterekbl egyesre, ha a feltétel igaz, és nullára ha hamis. Ugyanakkor és automatikusan átállít egy másik predikációs regisztert az ellentétes értékre. A predikációt használva a gépi parancsok, melyek a then és else feltételt alkotják, egyetlen parancsba összegzdnek, az elbbiek a predikáltat, az utóbbiak annak ellentétét használják. Bár egyszer, a példa az 5-51 -es ábrán bemutatja az alapfogalmát annak, hogyan használható a predikáció elágazások eltüntetésére. A CMPEQ parancs összehasonlít két regisztert és átállítja a P4-es predikációs regisztert 1-re ha egyenlek, és nullára ha különböznek. Az if egy páros regisztert is (például P5) beállít az ellentétes állapotra. Most az is és a then rész parancsai egymás után rakhatók, mindegyik valamely predikációs regiszteren értelmezve (az ábrán zárójelezve). Tetszleges kód helyezhet ide, ha minden parancs megfelelen predikált. 395 Architektúra Parancssor Szint - Intel IA-64 5. Fejezet

if (R1 ==R2) R3 = R4 + R5; R3,R4,R5 else R6,R4,R5 R6 = R4 - R5

CMP R1,R2 BNE L1 MOV R3,R4 ADD R3,R5 BR L2 L1: MOV R6,R4 SUB R6,R5 L2: (b)

CMPEQ R1,R2,P4 ADD SUB

(a)

(c)

5-51 -es ábra. (a) If utasítás. (b) Az (a) assembly kódja. (c) Predikált végrehajtás.

Az IA-64 -nél ezt az ötletet a végletekig vittük összehasonlító parancsokkal. A predikációs regiszterek beállításához és aritmetikai és más parancsokkal, melyek végrehajtása függ valamely predikációs regisztertl. A predikált parancsok sorban besríthetk a parancscsatornába megszakítások és problémák nélkül. Ezért ilyen hasznosak. A mód, ahogy a predikáció valójában mködik az IA-64 -en az, hogy minden parancsot végrehajt. A parancscsatorna legvégén, amikor eljön az id, hogy visszavonjon egy parancsot, leellenrzi, hogy a predikáció igaz-e. Ha igaz, a parancsot hagyományosan vonja visza és az eredményeit visszaírja a célregiszterbe. Ha a predikáció hamis, nem történik visszaírás és a parancsnak nem lesz hatása. A predikációt a továbbiakban tárgyaljuk (Dulong, 1998). 5.8.4 Spekulációs Betöltések Egy másik tulajdonsága az IA-64 -nek, mely felgyorsítja a végrehajtást, a spekulációs betöltések jelenléte. Ha egy betöltés spekulációs és sikertelen, egy kivétel okozása helyett csupán megáll és beállít egy bitet, mely a betöltend regiszterrel függ

össze, mely a regisztert érvénytelenként jelzi. Ez az a "méreg-bit" melyet a 4-ik fejezetben mutattunk be. Ha kiderül, hogy a mérgezett regisztert késbb is használjuk, akkor rögtön fellép a kivétel, ellenkez esetben sohasem történik meg. A spekulácót általában a fordítóprogram használja, hogy a helyükre emelje a betöltéseket használat eltt. Így korábban kezdve befejezhetk, mieltt az eredményekre szükség lenne. Azon a helyen ahol a fordítóprogramnak szüksége van az éppen betöltött regiszterre, beszúr egy CHECK parancsot. Ha az érték jelen van, a CHECK NOP-ként viselkedik és a végrehajtás folytatódik. Ha az érték még nincs jelen, a következ parancsnak meg kell állnia. Ha egy kivétel lép fel és a "méreg-bit" aktív, a függben lév kivétel abban a pillanatban létrejön.

***[396-399] Nem érkezett meg. Simon Nikoletta: h938818

***[400-403]

-40016. Hány regisztere van annak a gépnek, amely parancsformátumai 5-24. ábra alatt vannak megadva?
17. 5-24 ábrákon 23 bitet használnak, hogy megkülönböztessék az 1. formátum használatát a 2.-étól. Azonban nincs bit arra, hogy a 3. formátum elkülönítésérl gondoskodjon. Hogyan tudja a hardware használni ezt?

18. A programozásban mindennapos, hogy a programnak szüksége van arra, hogy meghatározza, hogy hol van az X változó az A, B idközre vonatkozóan. Ha egy három-címes utasítás volt elérhet A, B és X mennyiségekkel, hány állapotbitet kellene elfoglalni ezen utasítás által. 18. A Pentium II-nek van egy állapotkódja, ami az aritmetikai eljárás után 3 biten tárolja a végrehajtás útvonalát. Mire jó ez? 20. Az Ultra SPARC II-nek nincs olyan parancsa, ami betölt egy 32 bites számot egy regiszterbe. Rendes körülmények között inkább két utasítás, a SETHI és ADD egyeztetését használják. Van-e több lehetség arra, hogy egy 32 bites számot betöltsünk egy regiszterbe? Vitassuk meg a válaszokat. 21. Az egyik barátja éppen most rontott be a szobádba hajnali 3-kor levegért kapkodva, hogy elmondja a ragyogó, új ötletét: egy utasítás két mveleti kóddal. A barátját a szabadalmi hivatalba vagy vissza a rajztáblához kellene küldenie? 22. Az if (n == 0)... if ( i > j ) ... if ( k < 4 ) ... formulák tesztelése mindennapos a programozásban. Adjunk meg egy utasítást, ami ezeket a teszteléseket eredményesen végrehajtja. Melyik terület van jelen az utasításban? 23. Az 1001 0101 1100 0011 bináris 16 bites számon mutassuk meg a következményét a: a. egy 4 bites jobb áthelyezés 0 töltéssel b. egy 4 bites jobb áthelyezés a kiterjesztés jelölésével c. egy 4 bites bal áthelyezés d. egy 4 bites balra forgatás e. egy 4 bites jobbra forgatás

24. Hogyan lehet a memória szót kitörölni CLR parancs nélkül egy gépen ? 25. Számoljuk ki az ( A AND B ) OR C Boolean kifejezés értékét az
A = 1101000010101101 B = 1111111100001111

C = 0000000000100000 értékekre. 26. Adjon meg egy eljárást, mellyel két változó, A és B értékét felcserélhetjük anélkül, hogy egy 3. változót vagy regisztert használnánk! Ötlet: Gondoljunk a kizáró vagy-ra. 27. Bizonyos számítógépeken lehetség van arra, hogy egy számot az egyik regiszterbl a másikba rakjuk, mindegyiket áthelyezzük, hogy különböz mennyiségek maradjanak, és összeadjuk az eredményeket kevesebb id alatt, mint ameddig egy szorzás tartana. Milyen esetekben hasznos ez az utasítássorozat "konstans változó" kiszámítására? 28. Különböz gépeknek különböz utasítássrsége van (azon byteok száma, amelyek szükségesek egy bizonyos számítás végrehajtásához).
A következ Java kódú töredékeknek fordítsunk Pentium II assembly nyelvrl, UltraSPARC II assembly nyelvrl és JVM ­ rl. Azután számítsuk ki, hogy a gépeknek hány byte-ra van szükségük az egyes kifejezéseknél. Tegyük fel, hogy i és j helyi változók a memóriában, de egyébként minden egyes esetben a legpozitívabb feltételezést tételezzük fel.

A. i = 3 B. i = j C. i = j ­ 1 29. A programciklus utasításokról úgy beszéltünk eddig, melyek a programciklusokat kezelték. Tervezzünk egy parancsot, ami hasznos lehet a megszokott programciklus kezelése helyett. 30. Tegyük fel, hogy Hanoiban a szerzetesek egy korongot tudnak megmozgatni percenként (nem sietnek a munka befejezésével, mert a munkalehetségek Hanoiban korlátozottak ezzel a különös képességgel rendelkez emberek számára). Mennyi ideig fog tartani, míg a teljes 64 korongos problémát megoldják? Az eredményt években fejezzük ki. 31. Az I/O eszközök miért ismerik fel a félbeszakított vektort a bus-on? Lehetséges lenne azokat az információkat egy táblázatban tárolni a

memória helyett?

32. A számítógép a DMA ­ t használja, hogy a lemezrl olvasson. A lemeznek sávonként 64512 byteos szektora van. A lemez forgási ideje 16 msec. A bus 16 bit széles és a busátvitel 500 nsec ­ ig tart. Az átlag CPU parancsának 2 bus ciklusra van szükségük. A DMA mennyire lassítja le a CPU ­ t? 33. A félbeszakított alkalmazásrutinoknak miért van elsbbségük, míg a normál eljárásoknak nincs? 34. Az IA ­ 64 architektúra szokatlanul nagy számú regisztert tartalmaz (64)?. Azért van ilyen sok, mert összefüggésben van az állításokkal? Ha igen milyen módon? Ha nem, miért van olyan sok? 35. A szövegben, a LOAD utasítás elméleti fogalma vitatott. Azonban a STORE utasítás elméletét meg sem említik. Miért nem? Lényegében ugyanaz, mint a LOAD utasítás elmélete, vagy valami más oka van, hogy nem vitatják? 36. Amikor két helyi hálózat össze van kapcsolva, van egy számítógép, amit hídnak neveznek , és a kett között van és mindkettvel össze van kapcsolva. Ha valamelyik hálózaton egy bitcsoport (csomag) mozog, a hídon szakadást okoz azért, hogy hagyja, hogy a híd észrevegye, ha a bitcsoportot továbbítani kell. Tegyük fel, hogy 250sec-ig tart, hogy kezelje a félbeszakítást és ellenrizze a bitcsoportot, de a továbbküldését, ha szükséges, a DMA hardware végzi anélkül, hogy megterhelné a CPUt. Ha minden bitcsoport 1Kbyte-os, mi az a maximum adatmennyiség a hálózaton, amit még elvisel anélkül, hogy a híd bitcsoportot veszítene? 37. Az 5-41 ábrák alatt a sormutató az els helyi változót mutatja. Milyen információra van szüksége a programnak ahhoz, hogy visszatérjen az eljárásból? 38. Írjon egy assembly nyelv subrutint, ami egy eljeles bináris egészet átír ASCII-be! 39. Írjunk egy assembly nyelv subrutint, amely a beillesztett formulát átírja

a lengyel jelölésrendszerre. 40. A Hanoi-i torony nem az egyetlen kis rekurzív eljárás, amit a számítógépes szakemberek nagyon szeretnek. A másik állandó kedvenc téma az n!, ahol n!=n(n-1)! azzal a korlátozó feltétellel, hogy 0!=1. Írjon eljárást a kedvenc assembly nyelvén az n! kiszámítására!

41. Ha nincs meggyzdve arról, hogy a rekurzió néha nélkülözhetetlen, próbáljon meg programot írni a Hanoi-i toronyra anélkül, hogy rekurziót használna, vagy rekurziót szimulálna mátrix alkalmazásával. Azonban valószínleg nem fog megoldást találni.

6.
Az operációs rendszer gépi szintje
Ez a könyv a modern számítógép szintenkénti felépítésérl szól, ahol minden szint függ az elzektl. Mi eddig már láttuk a digitális logika, a mikroarchitektura és az utasítások szintjét. Most itt az id, hogy fentebb lépjünk egy szintet, az operációs rendszer birodalmába.
Az operációs rendszer egy program, amely a programozó nézpontjából új utasítások és tulajdonságok választékát adja, elbb vagy utóbb azt, amit az ISA szint jelent. Általában az operációs rendszer végrehajtása nagyrészben a software-ban van, de nincs elméleti alapja, hogy miért nem tehet a hardware-ba, csakúgy, mint ahogyan a mikroprogramok vannak (amikor mködnek). Röviden, azt a szintet, amely végrehajt, az OSM ( Operating System Machine ) szintjének fogjuk hívni. Ez a 6-1 ábrán van bemutatva.

Bár az OSM és az ISA szintje is absztrakt (abban az értelemben, hogy nem valódi hardware szintek), van egy fontos különbség közöttük. Az OSM szint utasításkészlete az a teljes utasításkészlet, mely a felhasználó programozóknak elérhet. Ez majdnem az összes ISA-szint utasítást tartalmazza ugyanúgy, mint ahogyan az operációs rendszer az új utasítások választékát adja. Ezeket a parancsokat rendszerhívásnak (system call) hívjuk. A rendszerhívás az operációs rendszer egy elre definiált szolgáltatását hívja segítségül, amely valójában az egyik parancsa. Egy tipikus rendszerhívás adatokat olvas egy file-ból. Ki fogjuk szedni a kisbets Helvetica szóból a rendszerhívásokat.

Az OSM szint mindig értelmezett. Amikor egy aktuális program végrehajt egy OSM parancsot, mint például néhány adat file-ból való olvasása, az operációs rendszer lépésrl lépésre végrehajtja ezeket az utasításokat ugyanúgy, mint ahogyan egy mikroprogram végrehajtana egy ...

***[404-407]

6-1. Ábra Az operációs rendszer gépi szintjének elhelyezkedése. ADD leírás, lépésrl lépésre. Habár amikor a program végrehajt egy ISA szint parancsot, ezt az alatta fekv mikroarchitektúrás szint végzi el közvetlenül, az operációs rendszer mindennem támogatása nélkül. Ebben a könyvben az operációs rendszer tárgyának csak a legrövidebb bemutatását tudjuk nyújtani. Három fontos témára fogunk összpontosítani. Az els a virtuális memória, egy technika, amivel sok operációs rendszer rendelkezik, hogy úgy tnjön, a gép több memóriával rendelkezik, mint amennyi ténylegesen van. A második a I/O fájl, egy magasabb szint fogalom, mint a I/O parancs, amit már tanultunk az elz fejezetben. A harmadik és utolsó téma a párhuzamos feldolgozás - hogy képesek összetett folyamatok végrehajtani, kommunikálni, összehangolódni. A folyamat fogalma fontos, és le fogjuk írni késbb ebben a fejezetben. A létezés ideje alatt egy folyamatra úgy gondolhatunk, mint egy futó programra, és minden rend információjára (memória, adattároló, programszámláló, I/O helyzet, és így tovább). Miután megtárgyaltuk ezeket az alapokat általánosságban, meg fogjuk mutatni, hogyan vonatkoznak két példa gépünk a Pentium II (Windows NT) és az Ultra SPARC II (UNIX) operációs rendszerére. Amióta a picoJava II - t rendes körülmények között beágyazott rendszereknek használják, nincsen teljes operációs rendszere. 6.1 VIRTUÁLIS MEMÓRIA A számítógépek korai idejében a memóriák kicsik voltak és drágák. Az IBM 650 -es vezet tudományos számítógép volt ezekben a napokban (1950-es évek vége), csak 200 szavas memóriával rendelkezett. Az egyike a legels ALGOL 60 fordítóprogram csak 1024 szavas memóriájú számítógépre készült. Egy korai idmegosztó rendszer egész jól futott egy PDP-1-en aminek a teljes memória mérete csak 4096 18-bit szó az operációs rendszernek és a felhasználói programoknak együttesen. Azokban a napokban a programozók sok idt töltöttek azzal, hogy próbálták beleszorítani a programokat a kevéske memóriába. Gyakran szükséges volt egy sokkal lassabban futó algoritmust használni, mint egy másik, jobb algoritmust, pusztán azért, mert a jobb algoritmus túl nagy volt - vagyis, a program a jobb algoritmust használó programmal elfordult, hogy nem lehetett belepréselni a gép memóriájába.

A tradicionális megoldása ennek a problémának a másodlagos memória használata volt, mint például a lemez. A programozók több részre osztották a programot beborításnak (OVERLAYS) hívták ezeket, amiknek mindegyike belefért a memóriába. Hogy fusson a program az els overlay-t vették, és ez futott egy darabig. Amikor végzett, akkor beolvasta a következt, majd elhívta, és így tovább. A programozó felels volt a programok overlay-ekre való darabolásáért, dönten abban, hogy a másodlagos memóriában melyik overlay-t hol tartják, az overlay-ek szállításának elrendezésében a f memória és a másodlagos memória között, és általánosságban az egész overlay folyamat kezelésében a gép bármilyen segítsége nélkül. Habár széleskören használták sok éven át, ezzel a technikával az overlay-ek kezeléssel kapcsolatba kerülni sok munkával járt. 1961-ben fejlesztk egy csoportja Angliában, Manchesterben tervezett egy módszert az overlay folyamat automatikus végrehajtására, anélkül, hogy a programozó tudná, hogy mi történik (Fotheringham, 1961).Ez az eljárás, amit most VIRTUÁLIS MEMÓRIÁNAK hívnak, nyilvánvalóan elnyös, mert megkíméli a programozót egy csomó unalmas könyveléstl. Elször 1960-as években használták számos gépen, leginkább számítógép rendszertervezéssel kapcsolatos kutatási tervekkel társítva. az 1970-es évek elejére a virtuális memória elérhetvé vált a legtöbb számítógép számára. Most még az egy chipes számítógépeknek, beleértve a Pentium II és UltraSPARC II, is van kifinomult virtuális memória rendszere. meg fogjuk ezt nézni késbb ebben a fejezetben. 6. 1. 1 LAPOZÁS

Az ötlet, amivel a Manchester csoport elállt az volt, hogy elválasztotta az adattároló hely fogalmát a memóriahelytl. Történetesen vegyünk példának egy olyan kor számítógépét, aminek az utasításai között esetleg 16-bites adattároló mezje lehet, és 4096 szavas memóriája. A programja 65536 memóriaszót tud tárolni. A 65536 (2 a 16-dikon) 16 bites adattárolás mind egy-egy külön memória szónak felel meg. De azért ne felejtsük el, hogy a tárolható szavak csak a tárolt bitek számától függés nem az aktuálisan elérhet memóriaszavak számától. Ennek a számítógépnek az adattároló helye a 0, 1, 2, ..., 65535 számokat tartalmazza, mert annyi a lehetséges tároló hely. Ennek ellenére a gép memóriaszavainak száma valószínleg kevesebb lenne, mint 65535. A virtuális memória feltalálása eltt az embereknek különbséget kellett volna tenni a 4096 alatti, azzal egyenl, illetve 4096 feletti adattárolók között. Habár ritkán használunk ennyi szót, ezt a két részt úgy tekintjük, mint a hasznos adattároló helyet és a használatlant (a 4096 feletti tárolókat használatlannak nevezzük, mert nincs összhangban az aktuális memóriatárolókkal). Régen nem tettek különbséget az adattároló hely és a memóriatároló között, mert a hardware egymásnak teljesen megfeleltetve kezelte a két dolgot. A szétválasztásuk ötlete a következ. Rövid idn belül közvetlenül elérték a 4096 szavas memóriát, de nem volt szükséges, hogy összeegyeztethet legyen a 0-tól 4095ig terjed memóriatárolóval. Például "megmondhatjuk" a számítógépnek, hogy ezentúl amikor a 4096-os tárolóra utalunk, akkor a 0-s memóriaszót használja. Amikor a 4097-esre utalunk , akkor az 1-es memóriaszót használja, s mikor a 8191esre utalunk, akkor a 4095-öst és így tovább. Más szóval végeztünk egy leképzést az adattároló az helyrl aktuális memória tárolóra , amint azt a 6-2-es ábra mutatja.

6-2. ábra A leképzés ,amin keresztül a 4096-8191-es adattárolók vetítdnek a 04095-ös memóriatárba Ezek alapján egy 4K-os gépnek, amely nem rendelkezik virtuális memóriával, egyszer rögzített levetítése van a 0-4095-ös tárolók és a 4096 szavas memória között. Érdekes kérdés: "Mi történik, ha a program egy 8192 és 12287 közötti tárolóra ágazik?" Egy virtuális memória nélküli gépen a program hibát okozhat, ami a képernyn a "Nemlétez memória elhívása" ("Nonexisting memory referenced") formában jelenik meg és a program leáll. Egy virtuális memóriával rendelkez gépnél a következ lépések jelennek meg: 1. A fmemória tartalmát elmenti a lemezre. 2. A 8192-12287-es szavakat lemezre helyezi. 3. A 8192-12287-es szavakat letölti a fmemóriába. 4. A tároló térkép megváltozik , és a 8192-12287-es tárolókat a 0-4095-ös memóriahelyre változtatja 5. A végrehajtás folytatódik, mintha mi sem történt volna. Az automatikus fölé helyezésnek ezt a technikáját nevezzük lapozásnak, és a program nagyrészét, amit a lemezrl betáplálunk , oldalaknak. Létezik egy hamisabb módja is az adattárak memóriatárakba való leképezésének. Hangsúlyozásképpen: virtuális adattároló helynek nevezzük az adattárakat, amikre a program hivatkozik, és fizikai adattároló helynek a valóságos áramkörbl álló memóriatárakat. A memóriatérkép (vagy oldaltábla) a virtuális adattárakat a pszichikai adattárakhoz tartozónak veszi. Tegyük fel, hogy van elég hely a lemezen ahhoz, hogy az egész virtuális adattárhelyet (vagy legalább is az általunk használt részét) rajta tároljuk. A programokat úgy írják, mintha lenne elég fmemória az egész virtuális adattároló helynek, valójában azonban ez nem így van. A programok letölthetk (vagy tárolhatók) bármilyen szóról a virtuális adattároló helyeken, vagy elágazhat bármilyen, akárhol tárolt utasításra a virtuális adattároló helyen belül, tekintet nélkül arra, hogy igazából nincs elég pszichikai memória. Valójában a programozó nem írhat programokat anélkül, hogy tudatában ne lenne, hogy a virtuális memória létezik. A számítógép egyébként úgy néz ki, mintha hatalmas memóriája lenne. Ez kritikus pont és késbb szegmentációkkal elemezzük, ahol is a programozónak tudatában kell lennie a szegmensek létezésével. Még egyszer hangsúlyozzuk, a lapozás a programozónak egy nagy, folyamatos lineáris memória illúzióját kelti, aminek mérete megegyezik a virtuális adattároló helyével. A valóságban elérhet fmemória kisebb ( vagy nagyobb) lehet , mint a virtuális adattároló hely. E lapozással elért nagy fmemória létezésének tettetése programmal nem kinyomozható.( Kivéve , ha lefuttatjuk az idzített teszteket.) Amikor egy adattárolóra utalunk, a pontos utasítás , vagy adatszó jelenik meg. S mert a programozó programozhat úgy, mintha a lapozás nem létezne, a lapozás mechanizmusát átlátszónak mondjuk. Ezek után már nem új az az ötlet, hogy a programozó úgy is használhat bizonyos nemlétez tulajdonságokat, hogy érdekelné hogy mködik. Az ISA- szint utasításcsomagok gyakran tartalmaznak egy MUL utasítást, még akkor is ha az alatta fekv mikroarchitektúrának hardware-szinten van egy megsokszorozott terve. Az illúziót, hogy a gép tud szorozni tipikusan a mikrokód tartja fenn. Hasonlóan a virtuális gép is, ami operációs rendszerrel van ellátva, azt az illúziót keltheti, hogy az összes virtuális adattárat újraépíti a valós memória, pedig ez nem igaz. Csak az operációs rendszer íróinak ( és a programozó diákoknak ) kell tudniuk, hogy hogy

mködik ez az illúzió a háttérben. 6.1.2. A lapozás megvalósítása Egy fontos követelmény a virtuális memóriával kapcsolatban, hogy legyen egy lemez, amin a teljes programot és az összes adatot tárolhatjuk. Az ötlet egyszerbb, ha a program lemezre történ másolatára úgy tekintünk, mint az eredetire; a fmemóriába idrl-idre elhozott részekre sem másképp, mint másolatokra. Természetesen fontos , hogy az eredeti naprakészséget megtartsuk. Amikor a fmemóriában változtatunk, akkor annak tükrözdnie kell az eredetiben is. A virtuális adattároló hely számos azonos méret részre bomlik. A rész mérete jelenleg az 512 byte-tól 64 Kbyte-ig terjed általában, bár alkalmanként 4MB-os méreteket is használnak. A rész mérete mindig a kettes számrendszertl függ. A fizikai adattároló hely részekre bomlása azonos módon történik ,minden rész oldalnyi méret lesz, azaz minden egyes fmemóriarész...



Hasonló témájú dokumentumok

Minta ZH + megoldás

- 2009-01-06 14:13:22

Architektúra jegyzet - Dr. Halász Gábor

- 2009-01-06 14:08:36

Jegyzet - Nem én csináltam, a szerző neve benne van! Hiányos!

- 2010-01-21 15:21:48

vizsgasor 2008/2009 ősz

- 2009-01-06 14:34:49

Tanenbaum - Számítógép architektúrák

- 2009-09-22 21:35:30

2009/2010 tételsor

- 2010-01-21 15:29:12

minta vizsga

- 2009-01-06 14:33:07

A mások által feltöltött dokumentumokat értékelheted. Ha úgy ítéled meg, hogy a vizsgára való felkészülés szempontjából hasznos volt egy dokumentum, akkor adj rá sokcsillagos értékelést.
Ha hibákat tartalmaz, vagy egyéb probléma van vele, akkor keveset.
A dokumentumok sorrendje az értékelések alapján adódik. Ami fentebb van a listában, azt hasznosabbnak ítélték társaid. Az új dokumentumok pedig (értékelések hiányában) szintén a lista tetején kezdenek.

Hozzászólások

Ha észrevételed van egy dokumentummal kapcsolatban (például hibát találtál benne), akkor a Hozzászólások részben jelezheted. Az olyan jellegű kérdéseket mint pl.: A 2. feladat 4. sorából milyen átalakítással jutottunk az 5. sorban szereplő képlethez? - szintén ide érdemes írni

Egy tipp az oldalhoz! - Csakúgy mint amikor könyvtárakat/mappákat hozol létre a számítógépeden, egy tantárgyon belül is hasonló analógiával tetszőleges kategóriák és alkategóriák hozhatóak létre. Próbálj mindig a legmegfelelőbb kategóriába tölteni, hogy átlátható legyen a feltöltött dokumentumok szerkezete.

11.05-2 18 2006-os zh 2008/2009-1 2009. május 21. 6. a1 adatgyűjtés algoritmusok államháztartás analízis atombomba bioetika éptöri 2 eu ismeretek evolúció feladatgyűjtemény filozófia finance finnek globális logisztika hatalom ipar kiselőadás kognitív disszonancia környezettechnikai műveletek és gépek közigazgatás alapintézményei közigazgatási jog közigazgatástörténet közoktatási rendszerek lengyel ferenc leppelés magvas növények másabb mills móricz növénytan órai diák példatár radács stendhal szabályzás szigorlat társadalombiztosítás természetvédelem terminális vállalat gazdaságtan vér vizes éh. kez. vizsgára