（6） 主存每次只能读或写一个字； （7） 在任何时候，Cache中有30％的块被修改过； （8） 写失效时，Cache采用按写分配法。 现欲给该计算机增添一台外设，为此首先想知道主存的频带已用了多少。试对于以下两种情况计算主存频带的平均使用比例。

（1） 写直达Cache； （2） 写回法Cache。 解：采用按写分配：（1）写直达cache访问命中，有两种情况：

读命中，不访问主存；

写命中，更新cache和主存，访问主存一次。 访问失效，有两种情况：

读失效，将主存中的块调入cache中，访问主存两次；

写失效，将要写的块调入cache，访问主存两次，再将修改的数据写入cache和主存，访问主存一次，共三次。上述分析如下表所示。

访问命中 Y Y N N 访问类型 读 写 读 写 频率 95%*75%=71.3% 95%*25%=23.8% 5%*75%=3.8% 5%*25%=1.3% 访存次数 0 1 2 3 一次访存请求最后真正的平均访存次数=(71.3%*0)+(23.8%*1)+(3.8%*2)+(1.3%*3)＝0.35

已用带宽=0.35×109/10 9 =35.0%

（2）写回法cache访问命中,有两种情况：

读命中，不访问主存；

写命中，不访问主存。采用写回法，只有当修改的cache块被换出时，才写入主存；

访问失效,有一个块将被换出，这也有两种情况：

如果被替换的块没有修改过，将主存中的块调入cache块中，访问主存两次； 如果被替换的块修改过，则首先将修改的块写入主存，需要访问主存两次；然后将主存中的块调入cache块中，需要访问主存两次，共四次访问主存。 访问命中 Y Y N N 块为脏 N Y N Y 频率 95%*70%=66.5% 95%*30%=28.5% 5%*70%=3.5% 5%*30%=1.5% 访存次数 0 0 2 4 所以：一次访存请求最后真正的平均访存次数=66.5％*0＋28.5%*0+3.5%*2+1.5%*4=0.13

已用带宽＝0.13×10 9/10 9＝13% 5.13 在伪相联中，假设在直接映象位置没有发现匹配，而在另一个位置才找到数据（伪命中）时，不对这两个位置的数据进行交换。这时只需要1个额外的周期。假设失效开销为50个时钟周期，2KB直接映象Cache的失效率为9.8%，2路组相联的失效率为7.6%；128KB直接映象Cache的失效率为1.0%，2路组相联的失效率为0.7%。

（1） 推导出平均访存时间的公式。 （2） 利用（1）中得到的公式，对于2KBCache和128KBCache，计算伪相联的平均访

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存时间。

解：不管作了何种改进，失效开销相同。不管是否交换内容，在同一“伪相联”组中的两块都是用同一个索引得到的，因此失效率相同，即：失效率伪相联＝失效率2路。

伪相联cache的命中时间等于直接映象cache的命中时间加上伪相联查找过程中的命中时间*该命中所需的额外开销。

命中时间伪相联＝命中时间1路＋伪命中率伪相联×1

交换或不交换内容，伪相联的命中率都是由于在第一次失效时，将地址取反，再在第二次查找带来的。

因此 伪命中率伪相联＝命中率2路－命中率1路＝（1－失效率2路）－（1－失效率1路）

＝失效率1路－失效率2路。交换内容需要增加伪相联的额外开销。

平均访存时间伪相联＝命中时间1路＋（失效率1路－失效率2路）×1

＋失效率2路×失效开销1路

将题设中的数据带入计算，得到：

平均访存时间2Kb=1+(0.098-0.076)*1+(0.076 *50 ) =4.822 平均访存时间128Kb=1+(0.010-0.007)*1+(0.007 *50 ) =1.353 显然是128KB的伪相联Cache要快一些。

5.14 假设采用理想存储器系统时的基本CPI是1.5，主存延迟是40个时钟周期；传输速率为4字节/时钟周期，且Cache中50%的块是修改过的。每个块中有32字节，20%的指令是数据传送指令。并假设没有写缓存，在TLB失效的情况下需要20时钟周期，TLB不会降低Cache命中率。CPU产生指令地址或Cache失效时产生的地址有0.2%没有在TLB中找到。

（1） 在理想TLB情况下，计算均采用写回法16KB直接映象统一Cache、16KB两路组

相联统一Cache和32KB直接映象统一Cache机器的实际CPI；

（2） 在实际TLB情况下，用（1）的结果，计算均采用写回法16KB直接映象统一Cache、

16KB两路组相联统一Cache和32KB直接映象统一Cache机器的实际CPI；

其中假设16KB直接映象统一Cache、16KB两路组相联统一Cache和32KB直接映象统一Cache的失效率分别为2.9%、2.2%和2.0%；25%的访存为写访问。

解： CPI=CPI 执行+存储停顿周期数/指令数

存储停顿由下列原因引起：

? 从主存中取指令

? load和store指令访问数据 ? 由TLB引起

存储停顿周期数取指令停顿数据访问停顿＋TLB停顿＝＋指令数指令数指令数停顿周期数存储访问 ＝?失效率?失效开销指令数指令数存储停顿周期数TLB停顿??R指令P指令?＋（f数据R数据P数据）＋指令数指令数（1）对于理想TLB，TLB失效开销为0。而对于统一Cache，R指令=R数据

P指令=主存延迟＋传输一个块需要使用的时间＝40＋32/4＝48（拍）

若为读失效，P数据＝主存延迟＋传输一个块需要使用的时间＝40＋32/4＝48（拍） 若为写失效，且块是干净的，

P数据＝主存延迟＋传输一个块需要使用的时间＝40＋32/4＝48（拍）

若为写失效，且块是脏的，

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P数据＝主存延迟＋传输两个块需要使用的时间＝40＋64/4＝56（拍）

CPI=1.5+[RP+(RP*20%)+0 ]

指令访存全是读，而数据传输指令Load或Store指令，

f数据*P数据＝读百分比*（f数据*P数据）＋写百分比*（f数据*P干净数据*其对应的百分比

＋f数据*P脏数据*其对应的百分比）

＝20%*（75％×48＋25％*（50％*48+50％*（48＋16）））=50（拍）

代入上述公式计算出结果为： 配置 16KB 直接统一映象 16KB两路统一映象 32KB直接统一映象 失效率 0.029 0.022 0.020 CPI 4.4 3.4 3.2

TLB停顿存储访问次数TLB访问?（?）?TLB失效率?TLB失效开销

指令数指令数存储访问次数将f数据（数据访问指令频率），Rt和P（分别是TLB的失效率和失效开销），Rc和Pw（分t

别是Cache的失效率和写回的频率）代入公式得：

TLB停顿/指令数={[1+f数据]*[Rc(1+Rw)]}RtPt

其中，1+f数据：每条指令的访问内存次数；Rc(1+Rw)：每次内存访问需要的TLB访问次数。

由条件得：TLB停顿/指令数={[1+20%]*[Rc(1+25%)]}0.2%×20 （2）

配置 16KB 直接统一映象 16KB两路统一映象 32KB直接统一映象 失效率 0.029 0.022 0.020 理想TLB的CPI 4.0 3.4 3.2

第6章输入输出系统

6.1 解释以下术语

响应时间：从用户键入命令开始，到得到结果所花的时间。 可靠性：指系统从某个初始参考点开始一直连续提供服务的能力，它通常用平均无故障时间来衡量。

可用性：指系统正常工作的时间在连续两次正常服务间隔时间中所占的比率。 可信性：指服务的质量，即在多大程度上可以合理地认为服务是可靠的。 RAID：廉价磁盘冗余阵列或独立磁盘冗余阵列。

分离事务总线：将总线事务分成请求和应答两部分。在请求和应答之间的空闲时间内，总线可以供给其它的I/O使用。采用这种技术的总线称为分离事务总线。

通道：专门负责整个计算机系统输入/输出工作的专用处理机，能执行有限的一组输入输出指令。

通道流量：指一个通道在数据传送期间，单位时间内能够传送的数据量。

虚拟DMA：它允许DMA设备直接使用虚拟地址，并在DMA传送的过程中由硬件将虚拟地址转换为物理地址。

异步I/O：允许进程在发出I/O请求后继续执行，直到该进程真正访问这些数据而它们又尚未就绪时，才被挂起。

6.2 假设一台计算机的I/O处理时间占10%，当其CPU性能改进为原来的100倍，而I/O性能仅改进为原来的2倍时，系统总体性能会有什么样的变化？

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解：加速比?1?16.94

10%/2?90%/1006.3 RAID有哪些分级？各有何特点？

答：(1)RAID0。亦称数据分块，即把数据分布在多个盘上，实际上是非冗余阵列，无冗余信息。(2)RAID1。亦称镜像盘，使用双备份磁盘。每当数据写入一个磁盘时，将该数据也写到另一个冗余盘，这样形成信息的两份复制品。如果一个磁盘失效，系统可以到镜像盘中获得所需要的信息。镜像是最昂贵的解决方法。特点是系统可靠性很高，但效率很低。(3)RAID2。位交叉式海明编码阵列。即数据以位或字节交叉的方式存于各盘，采用海明编码。原理上比较优越，但冗余信息的开销太大，因此未被广泛应用。(4)RAID3。位交叉奇偶校验盘阵列，是单盘容错并行传输的阵列。即数据以位或字节交叉的方式存于各盘，冗余的奇偶校验信息存储在一台专用盘上。(5)RAID4。专用奇偶校验独立存取盘阵列。即数据以块(块大小可变)交叉的方式存于各盘，冗余的奇偶校验信息存在一台专用盘上。(6)RAID5。块交叉分布式奇偶校验盘阵列，是旋转奇偶校验独立存取的阵列。即数据以块交叉的方式存于各盘，但无专用的校验盘，而是把冗余的奇偶校验信息均匀地分布在所有磁盘上。(7)RAID6。双维奇偶校验独立存取盘阵列。即数据以块(块大小可变)交叉的方式存于各盘，冗余的检、纠错信息均匀地分布在所有磁盘上。并且，每次写入数据都要访问一个数据盘和两个校验盘，可容忍双盘出错。

6.4 同步总线和异步总线各有什么优缺点？

答：(1) 同步总线。同步总线上所有设备通过统一的总线系统时钟进行同步。同步总线成本低，因为它不需要设备之间互相确定时序的逻辑。但是其缺点是总线操作必须以相同的速度运行。 (2) 异步总线。异步总线上的设备之间没有统一的系统时钟，设备自己内部定时。设备之间的信息传送用总线发送器和接收器控制。异步总线容易适应更广泛的设备类型，扩充总线时不用担心时钟时序和时钟同步问题。但在传输时，异步总线需要额外的同步开销。 6.5计算机系统字长32位，包含两个选择通道和一个多路通道，每个选择通道上连接了两台磁盘机和两台磁带机，多路通道上连接了了两台行式打印机，两台读卡机，10台终端，假定各设备的传输率如下：

磁盘机：800KBps 磁带机：200KBps 行打机：6.6KBps 读卡机：1.2KBps 终 端：1KBps

计算该计算机系统的最大I/O数据传输率。

解：本题要求计算通道的吞吐率，而且机器有一个多路通道，这就有两种可能：字节多路通道和数组多路通道。因为如果将多路通道组织成数组多路通道，某个时刻通道只能为一台设备传送数据，所以它的传输率是所有设备的传输率的最大值，而如果将它组织成字节多路通道，该通道的最大传输率就是所有设备的传输率之和。 所以在本题中，从性能上考虑，应组织成字节多路通道形式。 所以此类通道的最大传输率为：

（1）fBYTE＝∑fi＝f打印机传输率×2＋f读卡机传输率×2＋f终端传输率×10＝25.6KBps （i＝1..14） （2）两个选择通道连接的设备相同，所以只要计算其中一个通道的传输率既可。因为磁盘机的传输率大于磁带机。所以此类通道的传输率为：

max{800，200}＝800KBps

所以本系统的最大数据传输率为： f系统＝2×800＋25.6＝1625.6KBps。 6.6 简述通道完成一次数据传输的主要过程。

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答：（1）在用户程序中使用访管指令进入管理程序，由CPU通过管理程序组织一个通道程序，并启动通道。 (2) 通道处理机执行CPU为它组织的通道程序，完成指定的数据I/O工作。 (3) 通道程序结束后向CPU发中断请求。CPU响应这个中断请求后，第二次进入操作系统，调用管理程序对I/O中断请求进行处理。

6.7 试比较三种通道的优缺点及适用场合。 答：（1）字节多路通道。一种简单的共享通道，主要为多台低速或中速的外围设备服务。（2）数组多路通道。适于为高速设备服务。（3）选择通道。为多台高速外围设备（如磁盘存储器等）服务的。

6.8 一个字节多路通道连接有6台设备，它们的数据传输率如下表所示。

设备名称 D1 D2 D3 D4 D5 D6 数据传输速率（B/ms） 50 50 40 25 25 10 （1） 计算该通道的实际工作流量。

（2） 若通道的最大流量等于实际工作流量，求通道的工作周期Ts+TD。 解：（1）通道实际流量为

fbyte??fi?50?50?40?25?25?10?200B/ms

i?16（2）由于通道的最大流量等于实际工作流量，即有

fmax?byte?1?200B/ms

TS?TD可得，通道的工作周期Ts+TD = 5μs。

6.9 设某个字节多路通道的设备选择时间Ts为9.8μs，传送一个字节的数据所需的时间TD为0.2μs。若某种低速外设每隔500μs发出一次传送请求，那么，该通道最多可连接多少台这种外设？

解：字节多路通道的最大流量为：fmax?byte?字节多路通道的实际流量为：fbyte??fi

i?1p1

TS?TD其中，p为通道连接的外设台数，fi为外设i的数据传输速率。因为连接的是同样的外设，所以f1=f2=…=fp=f，故有fbyte=pf。

通道流量匹配的要求有：fmax-byte≥fbyte

即有：

11?pf；可得：p?

TS?TD(TS?TD)f已知Ts = 9.8μs，TD = 0.2μs，1/f = 500μs，可求出通道最多可连接的设备台数为：

500?s1p???50

(TS?TD)f(9.8?0.2)?s6.10 在有Cache的计算机系统中，进行I/O操作时，会产生哪些数据不一致问题？如何克服？

答：（1）存储器中可能不是CPU产生的最新数据 ，所以I/O系统从存储器中取出来的是陈旧数据。

（2）I/O系统与存储器交换数据之后，在Cache中，被CPU使用的可能就会是陈旧数据。

第一个问题可以用写直达Cache解决。

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