计算机组成原理(白中英) 第三章 课后题答案
考点:字位扩展;地址译码器的逻辑表达式;存储器与CPU连接图
解:(1)因为采用了字扩展,片数=4/1=4=4/1=4=4/1=4 片
(2)地址位=log24M=22=log_2^4M=22=log24M=22
(3)
(4)因此,地址译码器表达式为 A21′A20′Y0′+A21′A20Y1′+A21A20′Y′2+A21A20Y3′A '_{21} A'_{20} Y'_0+A'_{21} A_{20} Y'_1+A_{21} A'_{20} Y' 2+A_{21} A_{20} Y'_3A21′A20′Y0′+A21′A20Y1′+A21A20′Y′2+A21A20Y3′(设 A21A_{21}A21 为最高位)
考点:字位扩展;存储器与CPU连接图
解:(1)需要字位扩展,其中 2048K256K=8\frac{2048K}{256K}=8256K2048K=8个作字扩展,328=4\frac{32}{8}=4832=4个作位扩展
(2)共需要 8×4=328×4=328×4=32个 RAM 芯片
(3)地址位=log22048K=21=log_2^{2048K}=21=log22048K=21位
(4)
考点:字位扩展;存储器与CPU连接图;地址范围
解:由题意可知,CPU与主存储器的连接图为:
ROM地址范围为:0000H-7FFFH(0~32K)
RAM地址范围为:8000H-FFFFH(32K~64K)
课本P111 1、2、3、4(1)(2)、5、6、7、8、9、11、13、14、15、19、20、21、22、24
考点:字位扩展
解:(1)32位字长为4字节,因此可存储字节数=220×4=222=4M=2^{20}×4=2^{22}=4M=220×4=222=4M
(2)存储器容量为1M×321M×321M×32位,则需要进行字位扩展。字扩展需 1M512K=2\frac{1M}{512K}=2512K1M=2 片,位扩展需 328=4\frac{32}{8}=4832=4 片。总共需要 2×4=82×4=82×4=8 片
(3)字扩展需要 2 片,因此只需 1 位地址进行芯片选择
考点:字位扩展
解:(1)需要进行字扩展,需要内存条数=22616M=4=\frac{2^{26}}{16M}=4=16M226=4
(2)需要进行字位扩展。字扩展需要 16M4M=4\frac{16M}{4M}=44M16M=4 片,位扩展需要 648=8\frac{64}{8}=8864=8 片。共需要 4×8=324×8=324×8=32 片
(3)共需 32×4=12832×4=12832×4=128 片 DRAM 芯片。内存条容量为 16M×6416M×6416M×64位,需要 24 根地址线(A23-A0)完成内存条内存储单元寻址。一共有4个内存条,使用2根高位地址线(A25-A24),通过译码器译码产生片选信号对各模块进行选择
考点:字位扩展;存储器刷新
解:(1)需要进行字位扩展。字扩展需要 64K16K=4\frac{64K}{16K}=416K64K=4 片,位扩展需要 328=4\frac{32}{8}=4832=4 片。共需要 4×4=164×4=164×4=16 片
(2)矩阵存储元规模为128×128×16128×128×16128×128×16 位,存储行数=128=128=128行,刷新周期 2ms,则 1 个刷新周期含 2ms0.5μs=4000\frac{2ms}{0.5μs}=40000.5μs2ms=4000个读写周期。
若采用集中式刷新,128 个读写周期用来刷新,死时间=128×0.5μs=64μs=128×0.5μs=64μs=128×0.5μs=64μs,死时间过长不可取;
若采用分布式(分散)刷新,每行刷新插入到读写周期中,则读写周期变为 2×0.5μs=1μs2×0.5μs=1μs2×0.5μs=1μs,但每 1μs 只能访存一次,无法使用;
因此采用异步刷新,刷新间隔=2ms128=15.6μs=\frac{2ms}{128}=15.6μs=1282ms=15.6μs,取刷新周期为 15μs,则刷新一遍所用时间=15μs×128=1.92ms=15μs×128=1.92ms=15μs×128=1.92ms
解:(1)需要进行字位扩展。字扩展需 1024K128K=8\frac{1024K}{128K}=8128K1024K=8 片,位扩展需 328=4\frac{32}{8}=4832=4 片,共需 8×4=328×4=328×4=32 片
(2)
解:(1)数据寄存器 16 位
(2)地址寄存器位数=log2128k=17=log_2^{128k}=17=log2128k=17
(3)需要进行字位扩展。字扩展需 128K32K=4\frac{128K}{32K}=432K128K=4 片,位扩展需 168=2\frac{16}{8}=2816=2 片,共需 4×2=84×2=84×2=8 片E²PROM
(4)
考点:地址分配;字位扩展
解:(1)ROM为 16k×1616k×1616k×16 位。RAM区域需要进行字位扩展,字扩展需 40k/8k=540k/8k=540k/8k=5 片,位扩展需 16/8=216/8=216/8=2 片,共需 5×2=105×2=105×2=10 片RAM。两片 RAM 组成一个 RAM 区域。
(2)根据地址得到连接图:
考点:顺序与交叉存储器
解:存储器连续读出 m=8m=8m=8个字的信息总量 q=64×8=512bq=64×8=512bq=64×8=512b,顺序和交叉存储器连续读出8个字所需时间分别为:
t1=mT=8×100ns=800ns=8×10−7st_1=mT=8×100ns=800ns=8×10^{-7} st1=mT=8×100ns=800ns=8×10−7s
t2=T+(m−1)τ=100+(8−1)×50=450ns=4.5×10−7st_2=T+(m-1)τ=100+(8-1)×50=450ns=4.5×10^{-7} st2=T+(m−1)τ=100+(8−1)×50=450ns=4.5×10−7s
顺序和交叉存储器的带宽分别为:
W1=qt1=512b8×10−7s=640MbpsW_1=\frac{q}{t_1}=\frac{512b}{8×10^{-7}s}=640MbpsW1=t1q=8×10−7s512b=640Mbps
W2=qt2=512b4.5×10−7s=1138MbpsW_2=\frac{q}{t_2}=\frac{512b}{4.5×10^{-7} s}=1138MbpsW2=t2q=4.5×10−7s512b=1138Mbps
考点:cache 命中率
解:cache命中率 h=NcNc+Nm=24202420+80=0.968h=\frac{N_c}{N_c+N_m}=\frac{2420}{2420+80}=0.968h=Nc+NmNc=2420+802420=0.968,
主存慢于cache的倍率 r=tmtc=24040=6r=\frac{t_m}{t_c}=\frac{240}{40}=6r=tctm=40240=6,
访问效率 e=1r+(1−r)h=16+(1−6)×0.968=86.2%e=\frac{1}{r+(1-r)h}=\frac{1}{6+(1-6)×0.968}=86.2\%e=r+(1−r)h1=6+(1−6)×0.9681=86.2%,
平均访问时间 ta=tce=4086.2%=46.4nst_a=\frac{t_c}{e}=\frac{40}{86.2\%}=46.4nsta=etc=86.2%40=46.4ns
考点:交叉存储器
解:全过程分为取指和执行。设取指周期为 TTT,总线传送周期为 τττ,指令执行时间为 t0t_0t0
(1)t=(T+(6−1)τ+6t0)×80=80T+400τ+480t0t=(T+(6-1)τ+6t_0 )×80=80T+400τ+480t_0t=(T+(6−1)τ+6t0)×80=80T+400τ+480t0
(2)t=(T+(8−1)τ+8t0)×60=60T+420τ+480t0t=(T+(8-1)τ+8t_0 )×60=60T+420τ+480t_0t=(T+(8−1)τ+8t0)×60=60T+420τ+480t0
因此不相等。
考点:cache 内存地址格式;cache 地址映射
解:字块中含有 128 字,字号位数 b=log2128=7b=log_2^{128}=7b=log2128=7。cache 中含有 64 行,每组 4 行,有 16 组,所以组地址位数 q=4q=4q=4。主存容量为 4K 个块,总容量=4K×128=512K=4K×128=512K=4K×128=512K 字,总位数为 19,主存字块标记位数 t=19−7−4=8t=19-7-4=8t=19−7−4=8.
因此内存地址格式为:
标记 8 位 | 组号 4 位 | 字号 7 位 |
---|
考点:cache 内存地址格式;cache 地址映射
解:首先计算地址各部分的位数。块大小16B,因此块内地址位数 b=4b=4b=4。cache容量为 64KB,字块数=64KB16B=4K=\frac{64KB}{16B}=4K=16B64KB=4K,则 cache 行号位数 c=12c=12c=12。主存容量为1MB,总位数为 20,主存块群标记 tag 位数t=20−4−12=4t=20-4-12=4t=20−4−12=4。则地址格式为:
tag 4 位 | 行号 12 位 | 字号 4 位 |
---|
一个块群共有 24=162^4=1624=16 块,则块号为 0 和 16 的地址映射到第 0 行,则内存地址可表示为:0000 000000000000 0000和0000 000000010000 0000
考点:cache 内存地址格式;cache 地址映射
解:cache 块内地址位数按照字节计算。每块 16B,则块内地址为 4 位。cache 容量为 64K 字,cache 行数=64K4=16K=\frac{64K}{4}=16K=464K=16K,因此 cache 行号位数 c=14c=14c=14。内存总容量为 64MB,总位数为 26,主存字块标记位数 t=26−4−14=8t=26-4-14=8t=26−4−14=8。则主存地址格式为:
标记 8 位 | 行号 14 位 | 字号 4 位 |
---|
考点:页式替换策略
解:页面访问过程如下:
访问序号 | 说明 | 1号 | 2号 | 3号 | 4号 |
---|---|---|---|---|---|
1 | 1进入 | 0 | 1 | 1 | 1 |
8 | 8进入 | 1 | 0 | 2 | 2 |
1 | 命中 | 0 | 1 | 3 | 3 |
7 | 7进入 | 1 | 2 | 0 | 4 |
…… | …… | …… | …… | …… | …… |
7 | 命中 | 2 | 0 | 1 | 7 |
未命中的进入和替换都为页面失效,则页面失效的次数为6
考点:虚拟存储
解:虚存使用虚地址,位数为 30,主存使用物理地址,位数为 22。页面大小为 4KB,则页表长度=1GB4KB=218=256K=\frac{1GB}{4KB}=2^{18}=256K=4KB1GB=218=256K
考点:TLB 表;内存访问时间
解:(1)若页表放在主存中,则访问一次主存需要两次访问主存,一次为访问页表,确定页面物理地址,第二次为根据地址存取页面数据,因此一次访问主存需要时间=50ns×2=100ns=50ns×2=100ns=50ns×2=100ns
(2)查找 TLB 时只需 1 次访存,因此内存有效访问时间=75%×50ns+(1−75%)×2×50ns=62.5ns=75\%×50ns+(1-75\%)×2×50ns=62.5ns=75%×50ns+(1−75%)×2×50ns=62.5ns
考点:cache 存储器
解:访问一个字的平均时间=90%×15ns+(1−90%)×60%×60ns+(1−90%)×(1−60%)×(10ms+60ns)=4.000195×105ns=90\%×15ns+(1-90\%)×60\%×60ns+(1-90\%)×(1-60\%)×(10ms+60ns)=4.000195×10^5ns=90%×15ns+(1−90%)×60%×60ns+(1−90%)×(1−60%)×(10ms+60ns)=4.000195×105ns
考点:页式存储管理;虚实地址映射
解:页长为 1KB,则页内地址为 10 位,主存物理页面数=16KB1KB=16=\frac{16KB}{1KB}=16=1KB16KB=16页,共 4 位页面号。地址码=10+4=14=10+4=14=10+4=14位;用户虚地址空间为 32 页,有 5 位页面号,共 10+5=1510+5=1510+5=15位地址码。
0AC5=00010 1011000101,页面号为2,被调入主存页面4,因此物理地址中页面号为 4,页内地址与虚地址相同,因此此物理地址为00100 1011000101。
1AC5=00110 1011000101,页面号为6,未调入主存页中,无物理地址,会发生缺页中断。
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