范文一:存储器带宽的计算公式
一、存储器带宽的计算公式:
带宽=存储器时频率×存储器数据总线位数/8
如PC133的SDRAM 的带宽如下:133Mhzx64bit/8=1064MB/s
有一些电脑发烧特别针对显卡的显存提出了一条计算公式;显存的带宽=帧缓冲带宽+贴图纹理带宽+Z缓冲带宽,这已经是比较专业化的算法了,孝虑到了理论和实际的结合。而本文中所涉及的公式除特别指出的外,均为理论数值
二、总线带宽的计算公式 总线带宽=存储器时钟频率×存储器数据总位数/8
如:PCI 总线带宽=33MHz × 32bit/8=133MB/s,AGP1×总线的带宽为66Bit/8=528MB/s 理论上来说,AGP N×的带宽就是528/sxN。
三、显示器带宽计算公式
显示器带宽(MHz)=(每条水平扫描上的像素个数×每帧画面的水平扫描线数) ×每秒钟画面的刷新率。
公式中括号里即为显示器的标称分辩率,所以在分辩率一定的情况下,当显示器的刷新有少许的提高,它的带宽就是要提高相当多。在实际中,计算分式加上了一个系数1.35,这是因为水平扫描的图素的个数和行扫描频率要比理论值高一些,即:显示器带宽(MHz)=1.35×(每条水平扫描线上的像素数×每帧画面的水平扫描线数) ×每秒钟画面的刷新率。
四、ADSL 的网络传送数据速度计算公式 上/下行速度(Mbps)=信道数×每个信道采样值位数×调制速度
ADSL 有25个上行子通道和249个下行子通道,以每赫兹传送15bits(位) 数据,调制解调速为4KHz ,所以ADSL 的理论上行速度为25×15×4KHz=1.5Mbps,而理论下行速度为249×15×4KHz=14.9Mbps。
五、硬盘容量的计算公式
非格式化硬盘容量=面数*(磁道数/面)*内圆周长*最大位密度
格式化硬盘容量=面数*(磁道数/面)*(扇区数/道)*(字节数/扇区)
硬盘的容量是由硬盘的磁头数、柱面数和每磁道扇区数决定的,因PC 机中每扇区容量为512字节,所以硬盘容量的具体计算公式为: 总容量(字节数)=512X磁头数X 柱面数X 每磁道扇区数。
例如,系捷ST38420A 硬盘的磁头数为16、柱面数为16383、每磁道扇区数为63,则其总容量的计算方法为: 512X16X16383X63=8455200768字节=8455200768/1024/1024/1000=8.06GB(lKB=1024B、1MB=1024KB、1GB=1024MB))
总容量(字节数)=512×磁头数×柱面数×每磁道扇区数
其中乘以512这个数是因为每扇区量为512字节,从上面可以看出,硬盘的容量是由硬盘的磁头、柱面数和每磁道扇区数决定的。
硬盘分区成整数的计算公式:如分nG:(n-1)*4+n*1024;如分10G ,要输入(10-1)*4+10*1024=10276
六、其他
其他的如Athlon XP 处理器采用了PR 标称方式,以官方公开的Athlon XP 处理器标称频和实际频率的转换计算公式为准即:
显示器视频放大器通频带宽度的简称,指电子枪每秒钟在屏幕上扫过的最大总像素数,以MHz(兆赫兹) 为单位。从表面上看,只需用行频乘以水平分辨率就可以得到带宽。但实际上,电子枪在扫描时扫过水平方向上的像素点数与垂直方向上的像素点数均高于理论值,这样才能避免信号在扫描边缘衰减,使图像四周同样清晰。
水平分辨率大约为实际扫描值的80%,垂直分辨率大约为实际扫描值的93%,所以带宽的计算公式为:带宽=水平分辨率/0.8×垂直分辨率/0.93×场频。或带宽=水平分辨率×垂直分辨率×场频×1.344。例如:在1024×768@85Hz的模式下,带宽为1024×768×85×1.344=89.84199868mhz。 带宽的值越大,显示器性能越好。
带宽越高,惯性越小,响应速度越快,允许通过的信号频率越高,信号失真越小,它反映了显示器的解像能力。与行频相比,带宽更具有综合性也更直接的反映显示器的性能。它造成显示器性能差异的一个比较重要的因素。
cpu, 内存带宽计算公式
现在的单通道内存控制器一般都是64bit 的,8个2进制bit 相当于1个字节,换算成字节是64/8=8,再乘以内存的运行频率,如果是ddr 内存就要再乘以2,因为它是以sd 内存双倍的速度传输数据的,所以
ddr266, 运行频率为133mhz ,带宽为133*2*64/8=2100mb/s=2.1gb/s
ddr333, 运行频率为166mhz ,带宽为166*2*64/8=2700mb/s=2.7gb/s
ddr400, 运行频率为200mhz ,带宽为200*2*64/8=3200mb/s=3.2gb/s
所谓双通道ddr ,就是芯片组可以在两个不同的数据通道上分别寻址、读取数据。这两个相互独立工作的内存通道是依附于两个独立并行工作的,位宽为64-bit 的内存控制器下,因此使普通的ddr 内存可以达到128-bit 的位宽,因此,内存带宽是单通道的两倍,因此 双通道ddr266的带宽为133*2*64/8*2=4200mb/s=4.2gb/s
双通道ddr333的带宽为166*2*64/8*2=5400mb/s=5.4gb/s
双通道ddr400的带宽为200*2*64/8*2=6400mb/s=6.4gb/s
关于瓶径问题:
cpu 与北桥芯片之间的数据传输速率称前端总线(fsb),对于intel 的主流平台,其采用q/p总线技术,fsb=cpu外频*4,如赛扬4的外频为100,其fsb 为400,数据带宽为3.2gb/s,p4a的外频为100,其fsb 为400,数据带宽为3.2gb/s,p4b的外频为133,其fsb 为533,数据带宽为4.2gb/s,p4c、p4e 的外频为200,其fsb 为800,数据带宽为6.4gb/s,对于amd 的主流平台,其采用ev6总线技术,fsb=cpu外频*2,对于athlon xp,其外频为133,166,200,对应的fsb 分别为266,333,400,数据带宽分别为2.1,2.7,3.2gb/s fsb 与内存带宽相等的情况下,则不存在瓶径问题,如果内存带宽小于fsb 则形成内存带宽瓶径,无法完全发挥系统的性能。
因此对于对于intel 的主流平台,如赛扬4的外频为100,其fsb 为400,数据带宽为3.2gb/s,应该使用ddr400或双通道ddr200以上,p4a 的外频为100,其fsb 为400,数据带宽为3.2gb/s,应该使用ddr400或双通道ddr200以上,p4b 和c4d 的外频为133,其fsb 为533,数据带宽为4.2gb/s,应该使用ddr533或双通道ddr266以上,p4c 、p4e 的外频为200,其fsb 为800,数据带宽为6.4gb/s,应该使用双通道ddr400以上,对于amd 的主流平台,athlon xp ,其外频为133,166,200,应该分别使用ddr266,ddr333,ddr400, 在这个平台上没必要使用双通道内存
基本的操作符有:“非”(?)、“与”(∧)、“或”(∨)、“条件”(→)以及“双条件”(?)。“非”是一个一元操作符,它只操作一项(? P)。剩下的是二元操作符,操作两项来组成复杂语句(P ∧ Q, P ∨ Q, P → Q, P ? Q)。
注意,符号“与”(∧)和交集(∩),“或”(∨)和并集(∪)的相似性。这不是巧合:交集的定义使用“与”,并集的定义是用“或”。 这些连接符的真值表:
为了减少需要的括号的数量,由以下的优先规则:? 高于 ∧ ,∧ 高于 ∨ ,∨ 高于 → 。例如,P ∨ Q ∧ ? R → S 是 (P ∨ (Q ∧ (? R)) → S 的简便写法。
微机系统有七种基本的寻址方式:
1. 操作数作为指令的一部分而直接写在指令中,这种操作数称为立即数,这种寻址方式也就称为立即数寻址方式。
2. 指令所要的操作数已存储在某寄存器中,或把目标操作数存入寄存器。把在指令中指出所使用寄存器(即:寄存器的助忆符) 的寻址方式称为寄存器寻址方式。
3. 指令所要的操作数存放在内存中,在指令中直接给出该操作数的有效地址,这种寻址方式为直接寻址方式。
4. 操作数在存储器中,操作数的有效地址用SI 、DI 、BX 和BP 等四个寄存器之一来指定,称这种寻址方式为寄存器间接寻址方式。
5. 操作数在存储器中,其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP) 或变址寄存器(SI、DI) 的内容和指令中的8位/16位偏移量之和, 称为寄存器相对寻址方式。
6. 操作数在存储器中,其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP) 和一个变址寄存器(SI、DI) 的内容之和。称为基址加变址寻址方式。
7. 操作数在存储器中,其有效地址是一个基址寄存器(BX、BP) 的值、一个变址寄存器(SI、DI) 的值和指令中的8位/16位偏移量之和,称为相对基址加变址寻址方式。
范文二:[宝典]存储器带宽的计算公式
一、存储器带宽的计算公式:
带宽=存储器时频率×存储器数据总线位数/8
如PC133的SDRAM的带宽如下:133Mhzx64bit/8=1064MB/s
有一些电脑发烧特别针对显卡的显存提出了一条计算公式;显存的带宽=帧缓冲带宽+贴图纹理带宽+Z缓冲带宽,这已经是比较专业化的算法了,孝虑到了理论和实际的结合。而本文中所涉及的公式除特别指出的外,均为理论数值二、总线带宽的计算公式 总线带宽=存储器时钟频率×存储器数据总位数/8
如:PCI总线带宽=33MHz × 32bit/8=133MB/s,AGP1×总线的带宽为66Bit/8=528MB/s 理论上来说,AGP N×的带宽就是528/sxN。
三、显示器带宽计算公式
显示器带宽(MHz)=(每条水平扫描上的像素个数×每帧画面的水平扫描线数) ×每秒钟画面的刷新率。 公式中括号里即为显示器的标称分辩率,所以在分辩率一定的情况下,当显示器的刷新有少许的提高,它的带宽就是要提高相当多。在实际中,计算分式加上了一个系数1.35,这是因为水平扫描的图素的个数和行扫描频率要比理论值高一些,即:显示器带宽(MHz)=1.35×(每条水平扫描线上的像素数×每帧画面的水平扫描线数) ×每秒钟画面的刷新率。 四、ADSL的网络传送数据速度计算公式 上/下行速度(Mbps)=信道数×每个信道采样值位数×调制速度
ADSL有25个上行子通道和249个下行子通道,以每赫兹传送15bits(位)数据,调制解调速为4KHz,所以ADSL的理论上行速度为25×15×4KHz=1.5Mbps,而理论下行速度为249×15×4KHz=14.9Mbps。
五、硬盘容量的计算公式
非格式化硬盘容量=面数*(磁道数/面)*内圆周长*最大位密度
格式化硬盘容量=面数*(磁道数/面)*(扇区数/道)*(字节数/扇区) 硬盘的容量是由硬盘的磁头数、柱面数和每磁道扇区数决定的,因PC机中每扇区容量为512字节,所以硬盘容量的具体计算公式为: 总容量(字节数)=512X磁头数X柱面数X每磁道扇区数。
例如,系捷ST38420A硬盘的磁头数为16、柱面数为16383、每磁道扇区数为63,则其总容量的计算方法为:
512X16X16383X63=8455200768字节=8455200768/1024/1024/1000=8.06GB(lKB=1024B、1MB=1024KB、1GB=1024MB))
总容量(字节数)=512×磁头数×柱面数×每磁道扇区数
其中乘以512这个数是因为每扇区量为512字节,从上面可以看出,硬盘的容量是由硬盘的磁头、柱面数和每磁道扇区数决定的。
硬盘分区成整数的计算公式:如分nG:(n-1)*4+n*1024;如分10G,要输入(10-1)*4+10*1024=10276 六、其他
其他的如Athlon XP处理器采用了PR标称方式,以官方公开的Athlon XP处理器标称频和实际频率的转换计算公式为准即:
显示器视频放大器通频带宽度的简称,指电子枪每秒钟在屏幕上扫过的最大总像素数,以MHz(兆赫兹)为单位。从表面上看,只需用行频乘以水平分辨率就可以得到带宽。但实际上,电子枪在扫描时扫过水平方向上的像素点数与垂直方向上的像素点数均高于理论值,这样才能避免信号在扫描边缘衰减,使图像四周同样清晰。
水平分辨率大约为实际扫描值的80,,垂直分辨率大约为实际扫描值的93,,所以带宽的计算公式为:带宽=水平分辨率/0.8×垂直分辨率/0.93×场频。或带宽=水平分辨率×垂直分辨率×场频×1.344。例如:在1024×768@85Hz的模式下,带宽为1024×768×85×1.344=89.84199868mhz。 带宽的值越大,显示器性能越好。
带宽越高,惯性越小,响应速度越快,允许通过的信号频率越高,信号失真越小,它反映了显示器的解像能力。与行频相比,带宽更具有综合性也更直接的反映显示器的性能。它造成显示器性能差异的一个比较重要的因素。 cpu,内存带宽计算公式
现在的单通道内存控制器一般都是64bit的,8个2进制bit相当于1个字节,换算成字节是64/8=8,再乘以内存的运行频率,如果是ddr内存就要再乘以2,因为它是以sd内存双倍的速度传输数据的,所以
ddr266,运行频率为133mhz,带宽为133*2*64/8=2100mb/s=2.1gb/s
ddr333,运行频率为166mhz,带宽为166*2*64/8=2700mb/s=2.7gb/s
ddr400,运行频率为200mhz,带宽为200*2*64/8=3200mb/s=3.2gb/s
所谓双通道ddr,就是芯片组可以在两个不同的数据通道上分别寻址、读取数据。这两个相互独立工作的内存通道是依附于两个独立并行工作的,位宽为64-bit的内存控制器下,因此使普通的ddr内存可以达到128-bit的位宽,因此,内存带宽是单通道的两倍,因此 双通道ddr266的带宽为133*2*64/8*2=4200mb/s=4.2gb/s
双通道ddr333的带宽为166*2*64/8*2=5400mb/s=5.4gb/s
双通道ddr400的带宽为200*2*64/8*2=6400mb/s=6.4gb/s
关于瓶径问题:
cpu与北桥芯片之间的数据传输速率称前端总线(fsb),对于intel的主流平台,其采用q/p总线技术,fsb=cpu外频*4,如赛扬4的外频为100,其fsb为400,数据带宽为3.2gb/s,p4a的外频为100,其fsb为400,数据带宽为3.2gb/s,p4b的外频为133,其fsb为533,数据带宽为4.2gb/s,p4c、p4e的外频为200,其fsb为800,数据带宽为6.4gb/s,对于amd的主流平台,其采用ev6总线技术,fsb=cpu外频*2,对于athlon xp,其外频为133,166,200,对应的fsb分别为266,333,400,数据带宽分别为2.1,2.7,3.2gb/s fsb与内存带宽相等的情况下,则不存在瓶径问题,如果内存带宽小于fsb则形成内存带宽瓶径,无法完全发挥系统的性能。 因此对于对于intel的主流平台,如赛扬4的外频为100,其fsb为400,数据带宽为3.2gb/s,应该使用ddr400或双通道ddr200以上,p4a的外频为100,其fsb为400,数据带宽为3.2gb/s,应该使用ddr400或双通道ddr200以上,p4b和c4d的外频为133,其fsb为533,数据带宽为4.2gb/s,应该使用ddr533或双通道ddr266以上,p4c、p4e的外频为200,其fsb为800,数据带宽为6.4gb/s,应该使用双通道ddr400以上,对于amd的主流平台,athlon xp,其外频为133,166,200,应该分别使用ddr266,ddr333,ddr400,在这个平台上没必要使用双通道内存
基本的操作符有:“非”(?)、“与”(?)、“或”(?)、“条件”(?)以及“双条件”(?)。“非”是一个一元操作符,它只操作一项(? P)。剩下的是二元操作符,操作两项来组成复杂语句(P ? Q, P ? Q, P ? Q, P ? Q)。 注意,符号“与”(?)和交集(?),“或”(?)和并集(?)的相似性。这不是巧合:交集的定义使用“与”,并集的定义是用“或”。
这些连接符的真值表:
P Q ?P P ? Q P ? Q P ? Q P ? Q
T T F T T T T
T F F F T F F
F T T F T T F
F F T F F T T
为了减少需要的括号的数量,由以下的优先规则:? 高于 ? ,? 高于 ? ,? 高于 ? 。例如,P ? Q ? ? R ? S 是 (P ? (Q ? (? R)) ? S 的简便写法。
微机系统有七种基本的寻址方式:
范文三:多体交叉存储器等效存储体数的计算
娄 底 师 专 学 报 第 2 期 No. 2 2003 年 4 月 Journal of Loudi Teachers College Apr. ,2003
多体交叉存储器等效存储体数的计算
成 运
()娄底师范高等专科学校计算机科学系 ,湖南 娄底 417000
摘 要 :对多体交叉存储器等效存储体数的计算进行了探讨 ,说明了多体交叉存储存在的问题 ,并指出了发展存储 体系是非常必要的 。
关键词 :多体交叉存储器 ;等效存储体数 ;计算 ;随机
() 中图分类号 : TP333 文献标识码 :A 文章编号 :1008 - 1666 200302 - 0048 - 03
Calculating the Equivalent Memory Bodies of the
Multi2access Cross Memory Sysytm
CHEN G Y un
()Department of Computer Science ,Loudi Teachers College ,Loudi , 417000 ,China
Abstract : This article calculates the equivalent memory bodies of the multi2access memory system. The result of the calcu2 lation shows the shortage of the multi2access cross memory system. In the end , the author points out it is necessary to develop
memory hierarchy.
Key words : multi2access cross memory system ;equivalent memory bodies ; calculate ; random
1 引言 2 等效存储体数的计算
2. 1 指令访存情况下 一个好的计算机系统的存储器速度应能和
对有 m 个独立分体的主存系统 ,设处理机发 CPU 匹配 ,使 CPU 的高速性能得以发挥 ,由于主 出的是一串地址为 A,A, , A的访存申请队 。 1 2 q 存速度的改进跟不上 CPU 速度的提高 ,从 20 世纪 在每一个主存周期到来之前 ,这个申请队被扫描 , 70 年代起 ,在合理的成本下 ,足够容量的主存其存 作为申请序列 。 并被截取从队头起的 A,A, A 12k储周 期 已 比 CPU 大 了 一 个 数 量 级 。为 了 弥 补 申请序列是在要求访存申请的 k 个地址中没有两 CPU 与存储器在速度上的差距 ,一条途径是在组 个或两个以上的地址处在同一分体中的最长序列 。
就是说 ,申请序列 A,A不一定是顺序编址 ,只 成上引入并行和重叠技术 ,构成并行主存系统 ,在 1 k
要它们之间不出现分体冲突 。显然 , k 是随机变 保持每位价格基本不变的情况下 ,能使主存的频宽
量 ,最大可以为 m ,但由于会发生分体冲突 ,往往小 得到较大的提高 。然而 ,单靠采用这种并行主存的 于 m 。截取的这个长度为 k 的申请序列可以同时 方法来提高频宽是有限的 ,下面就对这个问题进行 访问 k 个分体 ,因此 ,这个系统的效率取决于 k 的 简单的阐述 。
收稿日期 :2002 - 09 - 13 . () 作者简介 :成运1966 - ,男 ,湖南娄底人 ,娄底师范高等专科学校计算机系副教授 ,国防科技大学在读博士 ,主要研究高性能计算机系
统结构。
73 期 成运 :多体交叉存储器等效存储体数的计算总第 49
) 和数据都是随机的 ,并采取先来先服务的访存策 平均值 。k 越接近于 m ,效率就会越高 。
略 ,下面我们就来分析一下在这种情况下多体交叉 ( ) 设 p k 表示申请序列长度为 k 的概率 ,其中
k = 1 , 2 , ,m. k 的平均值用 m 表示 ,则 存储器的等效体数 m 与 m 的关系 。
m 对有 m 个独立分体的主存系统 ,设处理发出 ( )m = ?k?p k k = 1 () 不妨设 q > m的访 A,A, ,A的是一串地址为 12q( ) 我们知道 ,p k与程序密切相关 。如果访存
存申请队 。在每一个主存周期到来之前 ,这个申请 申请队列都是指令的话 ,那么影响最大的是转移概 队的前 m 个申请被扫描 ,并截取从队头起的 A, 1 率 ?,它定义为给定指令的下条指令地址为非顺序
A, ,A作为申请序列 。申请序列是在要求访存 2 k 地址的概率 。指令在程序中一般是顺序执行的 ,但
申请的 k 个地址中没有两个或两个以上的地址处 遇到成功转移 ,则申请序列中在转移指令之后的 ,
在同一个分体中的最长序列 。就是说 ,申请序列 与它在同一存储周期读出的其它顺序单元内容就
AA不一定是顺序编址 ,只要它们之间不出现分 1k 没有用了 。而且 ,即使转向地址与转移指令不产生
体冲突 。显然 ,k 是随机变量 ,最大可以为 m ,但由 分体冲突 ,也由于处理机响应时间来不及 ,不可能
于会发生分体冲突 ,往往小于 m 。截取的这个长度 与转移指令安排在同一个存储周期内访存 。因此 ,
为 k 的申请序列可以同时访问 k 个分体 ,因此 ,这 申请队中如果第一条就是转移指令且转移成功 ,与
个系统的效率也取决于 k 的平均值 。k 越接近 m , 第一条指令并行读出的其它 m - 1 条指令就是没
效率就会越高 。 用的 ,由此类推 ,我们可以得到有效分体个数与指
[ 1 ,2 ] 对于全随机情况下的平均值 m 的一般计算公式 λ令转移概率的的关系式为: m - 1 的推导比较复杂 ,下面我们分析几种具体的情况。 i(λ) m = ? 1 - i = 0 当 m = 2 时 ,对于访存地址 A, A,它们在两 1 2 即 个存储分体 M , M中可能的分布情况总共有 4 2 1 m 2( λ) () 1 - 1 - 即 2种 ,其中 ,A,同时在一个存储体中可能 1, A 2m = λ 的分布情况和 A, A分别在两个存储体中可能1 2由上式可见 ,若每条指令都是转移指令且转移
的 分布情况各为 2 种 ,那么 ,在 m = 2 时 ,等效存(λ) 成功 = 1时 ,m = 1 ,就是说使用并行多体交叉存
储体 数 m 为 取的实际频宽降低到和使用单体单字的一样 。若
22(λ) 所有指令都不转移 = 0时 , m = m ,即此时使用 m = 1 × + 2 × = 1. 5 4 4 多体交叉存储的效率最高 。 当 m = 3 时 ,对于访存地址 A,A,A,它们在 1 2 3 表 1 给出 m 为 4 ,8 ,16 ,32 为 0 . 01 ,0 . 1 , 三个存储分体 M, M, M中可能的分布情况总 1 2 3 λ,
0. 2 ,0. 3 ,0. 4 时 ,等效体数可能的分布情况 。 3 () 27 即 3种 ,其中 ,A,A,A同时在一个存 共有 1 2 3 [3 ]储体中可能的分布情况有 3 种 ;A,A同时在一个 表 1 多体交叉存储器等效存储体数与程序转移概率的关系 1 2 存储体而 A在另一个存储体中可能的分布情况 3 存贮体个数 λλλλλ= 0. 01 = 0. 1 = 0. 2 = 0. 3 = 0. 4 有 6 种 ,A,A同时在一个存储体而 A在另一个 1 3 2 4 3 . 94 3 . 44 2. 95 2 . 53 2 . 18 存储体中可能的分布情况有 6 种 ,A,A同时在一 2 3 8 7 . 73 5 . 70 4. 16 3 . 14 2 . 46 个存储体而 A在另一个存储体中可能的分布情 1 16 14. 85 8 . 15 4. 86 3 . 32 2 . 50 况也有 6 种 ;A,A,A分别在三个存储体中可能 1 2 3
32 27 . 50 9 . 66 5 . 00 3 . 33 2 . 50 的分布情况有 6 种 。根据先来先服务的原则 ,当 A,A同时在一个存储体中时 ,由于 A不能和 A 1 2 2 1
同时读出 ,在这种情况下等效的存储体数只能为 λ从表 1 可以看出 ,当转移概率> 0. 3 时 ,m
1 ,所以 ,在 m = 3 时 ,等效存储体数 m 为 的 取值最大 ,也不会给等效存储体数的增加带来
多大
λ的好处 。只有在< 0.="" 1="" 时="" ,="" m="" 值的大小改变对="" m="" 9="" 12="" 6="" m="1" =="" 1.="" 889="" ×="" ×="" ×="" +="" 2="" +="" 3="" 的改进才会有显著影响="" 。="" 7="" 7="" 72="" 2="" 2="">
当 m = 4 时 ,对于访存地址 A, A, A, A它 1 2 3 4 2. 2 全随机访问情况下
们在四个存储分体 M, M, M, M中可能的分布 1 2 3 4 (从最不利的情况考虑 ,设所有申请 包括指令
73 期娄 底 师 专 学 报 总第 50
4 64) ( 情况总共有 256 即 4种 ,其中 ,A, A, A, A 1 2 3 4× m = 1 96 72 24 = 2. 219 + 2 × + 3 × + 4 × 256 256 256 256 同时在一个存储体中可能的分布情况有 4 种 ; A, 1
,我们不难发现 ,当 m > 4 时 ,其 根据以上分析 A同时在一个存储体 ,A,A同时在另一个存储 2 3 4 m( ) 可能的各种分布情况的数量增长很快 = m,用 体中可能的分布情况有 12 种 ,A,A同时在一个 1 3 手工分析的方法来计算等效体数的难度较大 ,而随 存储体 ,A,A同时在另一个存储体中可能的分布 2 4 着 m 的增大 ,由于各种可能的组合情况比较复杂 , 情况有 12 种 ,A,A同时在一个存储体 ,A,A同 1 4 2 3 导致计算等效体数的通用公式也变得非常复杂 ,因 时在另一个存储体中可能的分布情况也有 12 种 ; 此 ,通常采用模拟的方法来探究 m 与 m 的关系 ,当 A在一个存储体 ,A, A, A同时在另一个存储 1 2 3 4 我们用单来单服务 、先来先服务的排队论模型来进 体中可能的分布情况有 12 种 ,A在一个存储体 , 2 行模拟时 ,可得出随 m 的提高 ,主存频宽只是以近 A,A,A同时在另一个存储体中可能的分布情况 1 3 4 似 m的关系得到改善 ,即 m? m ,与我们前面分 有 12 种 ,A在一个存储体 ,A,A,A同时在另一 3 1 2 4
析的几个具体结果基本相符 。当然 ,指令流不是完 个存储体中可能的分布情况有 12 种 ,A在一个存 4
全随机的 ,就是数据流也不是完全随机的 ,如阵列 、 储体 ,A,A,A同时在另一个存储体中可能的分 1 2 3
表格等就会是顺序存取的 。因此 ,总的来看 m 的 布情况也有 12 种 ,A,A,A同时在另一个存储体 1 2 3
值总比的 m值要大 。 中可能的分布情况也有 12 种 ; A在一个存储体 , 1
A在另一个存储体 ,A,A同时在第三个存储体 2 3 4 3 结束语 中可能的分布情况有 24 种 ,A在一个存储体 ,A1 4
正是因为程序的转移概率不会很低 ,数据分布 在另一个存储体 ,A,A同时在第三个存储体中可 2 3
能分布情况有 24 种 ,A在一个存储体 ,A在另一 的离散性较大 ,所以单纯靠增大 m 来提高并行系 1 3
个存储体 ,A,A同时在第三个存储体中可能的分 2 4 统的频宽是有限的 ,而且性能价格比还会随 m 值 布情况有 24 种 ,A在一个存储体 ,A在另一个存 3 4 的增大而下降 。如果采用并行主存系统仍不能满 储体 ,A,A同时在第三个存储体中可能的分布情 1 2 足速度上的要求 ,就必须从系统结构上进行改进 ,
况有 24 种 , A在一个存储体 , A在另一个存储 2 4 采用存储体系 。 体 ,A,A同时在第三个存储体中可能的分布情况 1 3
有 24 种 ,A在一个存储体 ,A在另一个存储体 , 2 3 参考文献 : A,A同时在第三个存储体中可能的分布情况也 [ 1 ]李勇 ,刘恩林. 计算机体系结构[ M ] . 长沙 : 国防科技大学出版 1 4
社 ,1988 . 有 24 种 ;A,A,A,A分别在四个存储体中可能 1 2 3 4
[ 2 ]李学干. 计算机系统结构[ M ] . 北京 :经济科学出版社 ,2000 . 的分布情况有 24 种 。根据先来先服务的原则 ,我 [ 3 ]郑伟民 ,汤志忠. 计算机系统结构[ M ] . 北京 : 清华大学出版社 , 们可以得出在 m = 4 时 ,等效存储体数为 m 为 1998 .
范文四:四倍带宽存储器技术
上网时间 : 2002年07月28日
四倍带宽存储器技术(QBM)采用一种“位填塞”机制,在不增加自身基准频率的条件下增加了存储器子系统数据带宽。本文将介绍QBM技术的实现原
SDRAM和DDR技术进行比较。 理和性能特点,并将其与工程师所熟知的
QBM技术可以解决常见的RLC(电阻、电感、电容)效应,以及传输线路影响和当前计算机中存储子系统执行速度慢的问题。这些问题影响了存储器的密
度和数据存储及传传输速度的提高。
在存储器技术的发展过程中,高密度、高速度和低成本是不变的目标。这三者的关系好比三角形的三个角,要同时增大三个角度是不可能的,在存储技
术的发展过程中实现所有的三个目标一直是一种挑战。由于QBM技术不需要更高时钟频率的存储器器件,因此,系统也无需设计为高频,这使得实现
数据总线的高速传输设计更加容易,实现了一种高速、经济高效、可扩展的解决办法,解决了不断增加的处理能力和存储器带宽之间的矛盾。 由于存储器是数据存储和传输的中心,没有它计算部件就不能有效发挥其功能,因此,速度和带宽是最重要的参数。 对系统设计人员来说,更快的处理速率已经成为一种巨大的负担,因为总要设法使存储器带宽与CPU速度匹配,而存储器的存取速度远远落后于CPU的处理速度,图1描述了处理速度与存储速度之间发展的失调。了解现有系统和与
其相关的存储器,可以更好地理解数据传输以及系统设计人员所面临的困难。图2
中以框图的形式描述了现在的典型计算机系统的组成。
图2显示了带有到一个控制器的数据和控制总线接口的中央处理器(CPU)。控制器
以最简单的形式与存储器件连接,或者连到DIMM封装中的一簇存储单元上。存储
器子系统包含一个带有数据、地址、控制总线和时钟的存储控制器。该系统与所有
的信号同步,数据和控制在基准时钟下同步操作,该时钟速度也表示了数据进出存
储器的速率。
总线至少要连在一个多管脚连接器上,在本文的示例中,使用了四个这样的连接器。
在每个连接器中,要插入一个DIMM封装的存储模块。后面将重点讨论每条据线上
的数据速率、存储元件传输的数据速率和QBM传输的数据速率的分析,以及多个
DIMM存储器子系统对系统数据速率性能的影响。
单数据速率在一个同步存储器子系统中,数据的写入或读出与基准时钟同步。 数据
位周期与时钟周期相同,通过基准时钟频率可以测量出数据速率,例如,如果基准
时钟频率为100 MHz,则数据速率为100 Mb/s(100 MHz)。在频域,为了产生一个
类似时钟的数据位,数据必须在1、0、1之间变换。在本例中,数据位频率是基准
时钟频率的一半。在图3的例子中显示的数据位频率是50 MHz。 了解数据位的有效时间后,可以发现位存在的时间并不是完全有用。在满足接收器的设置和保持时间后,信号持续时间的剩余部分实际上是一种浪费。
当数据位线与四个DIMM连接器相连接时,由于DIMM产生的电容负载、线路抽头
以及传输线反射的影响而使得数据位信号的完整性受到影响。上面描述的这些问题
在快速存储器子系统的执行中将产生严重的影响,使得更高频率存储器子系统的设
计难度更大。
任何系统的性能可以通过在给定时间内系统所能处理的数据量来衡量。上面已指出,
为了提高数据速率,系统的基准频率必须随着硅片的基准频率而增加,然而,要实
现更高硅片频率有一定的困难。由于位时间太长而产生浪费,因此不用增加基准频
率,而是在单个数据位时间内产生两个数据位。虽然这样提高数据速率也需要增加
存储器件硅内部频率,但系统基准频率不变。这种不增加基准频率而使数据速率增
加的方法产生了一种新的双倍数据速率(DDR)结构。
DDR
通过图4可以很好地理解DDR结构的原理。
从图4中可以看到,基准频率(时钟)保持在100 MHz。在每个基准频率周期内,从存储器读出两位,即每个基准时钟周期内,存储器传输两个数据位。
如果数据是在1和0之间变化,那么可以将数据位流看作基准时钟。因此,数据速
率是基准时钟频率的两倍。
然而,为了获得更大的整体存储器带宽,还有很多需要改进的地方。 对于新加入这
个行列的竞争者来说,存储器设计的复杂性在技术上和成本上具有很大的挑战性。
快速的器件将具有更高的内部速度特性和复杂性,随着存储器的基准频率和数据率
的增加,主板设计、控制器、电路板、DIMM和主板的复杂程度都要增加。 这是因
为,通过提高基准时钟频率而获得增加的数据率使得整个设计余量降低。例如,印
刷电路板的设计必须保证数据在DIMM和控制器之间传输时具有更好的数据位信号
质量控制,每次技术改进都要解决在技术和成本方面的很多问题。
QBM结构在不增加存储器基准频率的条件下增加了存储器子系统的数据带宽。QBM利用现有的存储器和其它器件,实现了能获得两倍数据率的配置。
该结构的原理是:当数据从存储器输出时,在接收器的设置和保持时间数据有效;当数据由控制器传输时,在存储器的设置和保持时间内数据有效。这
里所讨论的存储器是DDR。实现QBM结构需要的其它器件有:一种“2到1” FET开关;一种具有基准频率输出、基准频率的90度相移输出以及双倍基准频率输出的锁相环(PLL)。
上面的讨论已经讲到,数据在接收器的设置和保持时间内有效即可,没有必要长时间有效。基准频率为100 MHz时,每个DDR器件输出的数据位的理想保持时间是5毫微秒。很明显,当接收器的设置和保持时间不足1毫微秒时,很多时间被浪费掉。为了降低位时间,就必须使用一种更高的基准频率。
这将要求存储器在不断增加的频率下运行。为了避免更高频率问题(以及相关的系统设计复杂性和成本问题),QBM技术是一种将每个位时间分割,使另外一个有效的数据位插入到第一个数据位没有占用的时间内的方法。简单地说,
QBM是一种“位填塞”(bit packing)机制。
图5到图7描述了QBM结构。
图5a中,两个DDR芯片连接到一个“2到1”的FET开关。开关的输出连接到一
个用于模块排列的TAB。TAB可以是接收器,在实际的计算机环境中,TAB是模
块的一部分,该模块与连接器管脚相连接。 连接器管脚通过印制线与接收器连接。
当通过印制线传输数据信号时,必须解决电容负载效应和传输线特性的影响。当多
个模块连接在一起组成一个存储器子系统时,负载和传输效应更明显,使得设计更复杂。
两个DDR芯片具有相同的基准频率,只是其中一个器件的时钟有90度(或者1/4周期)的相移。 每个芯片根据DDR规范操作,每一时钟周期产生两个数据位。如果数据位时间是理想的,在同一时间内可以读取两个芯片的数据。数据位时间分为两部分,对于系统设计人员来说,数据位时序在数据位时间
的开头和结尾会发生不确定的变化(由于时钟抖动、偏移和最小/最大时钟到输出的变化)。 因此,实际有效的保持时间不足理想的一半,图5(b)给出了理想情况的例子。为了使FET开关准确地采样到示例中有效的信号部分,必须进行相移,该方法实际上是产生一种过滤效应,传输信号具有很少的不确定
性的变化。FET开关在数据不确定时间过后定时打开,以对有效数据位的正确部分进行采样。
传输到接收器的数据位是存储器所产生的数据位的两倍。在一个时钟周期,有四位被"填塞"。FET开关对存储器的数据位采样,与那些数据位相关的数
据脉冲也被采样。假定数据和脉冲的线长及特性参数一致,数据和数据脉冲将在合适的相位到达接收器。
将上面所讨论的两个芯片的情况扩展到一组芯片或者几个存储器组(bank)。下面的图6显示了两个基于DIMM的DDR存储器组以及连接到DIMM TAB和DDR器件的FET开关。
图7是一个实际具有图6所描述的特性的QBM模块示例。在存储器子系统中,
为了提高密度,常常用到一个DIMM(或者多个DIMM)。 如果不是FET开关,
所有在DIMM TAB 和DIMM上存储器芯片之间的连接和负载都要加到每个数据
位线上,大量的负载将使设计非常困难,限制了密度的提高,也无法实现高频。
而对于QBM DIMM,负载效应已经降到容易控制的程度。只有被选中的DIMM
才将其负载加到数据总线上。运行期间,FET开关阻止所有其它未被选中的
DIMM的负载出现在总线上,只有少量的由FET开关连接和短连接线引起的容
性负载出现。因此,用QBM DIMM设计非常简单,存储器子系统密度的增加,
并不防碍数据位频率的增加。还可将此方法扩展,即在主板上放置时钟和FET
开关,从而可以使用标准存储器模块。
图7以框图的形式显示了DIMM级的QBM结构,其中有两个存储器插槽、FET
开关和具有期望的相移和频率增加的PLL组件。
图8给出了相移时钟仿真波形。对已经实现的QBM结构进行实际测试以验证其可行性,测试的时钟频率为133MHz,产生的输出速率为533MHz。
图9给出了QBM测试的实际波形。这是接收器的数据信号, 接收器与DIMM连接
器之间的连线大约为五英寸,图中也显示了标准时钟的基准时钟周期。从本例中可
以看出,FET开关在位时间有效部分对数据位采样。图10给出了与图9相同的实
际数据位,并与从DDR出来的数据位进行比较。
存储技术发展的主要设计目标是提高密度和速度,并降低成本。当今和未来的软件
应用都需要增加存储器的密度,同时提高存储器子系统的速度。在密度和速度增加
的同时还要降低成本,这给存储器生产商的压力不断加大。而QBM体系结构则利用成熟的存储器件,降低了成本。QBM很容易实现数据总线的高速传输设计,从而不再需要设计更高频的存储器件,因此,系统也无需设计为高时钟频率。毕竟,在一段线上控制速度比设计和控制硅器件更容易。 作者: Chris Karabatsos
Email: ckarabatsos@kentrontech.com
公司
Kentron
范文五:12.多体交叉存储器
12(多体交叉存储器:由多个相互独立、容量相同的存储体构成的存储器,每个存储体独立工作,读写操作重叠进行。
13(访存局部性:CPU的一种存取特性,对存储空间的90%的访问局限于存储空间的10%的区域中,而另外10%的访问则分布在90%的区域中。
14(直接映象:cache的一种地址映象方式,一个主存块只能映象到cache中的唯一一个指定块。
15(全相联映象:cache的一种地址映象方式,一个主存块可映象到任何cache块。
16(组相联映象:cache的一种地址映象方式,将存储空间分成若干组,各组之间用直接映象,组内各块之间用全相联映象。
17(全写法(写直达法):cache命中时的一种更新策略,写操作时将数据既写入cache又写入主存,但块变更时不需要将调出的块写回主存。
18(写回法:cache命中时的一种更新策略,写cache时不写主存,而当cache数据被替换出去时才写回主存。
19(按写分配:cache不命中时的一种更新策略,写操作时把对应的数据块从主存调入cache。
20(不按写分配:cache不命中时的一种更新策略,写操作时该地址的数据块不从主存调入cache。
一般写回法采用按写分配法,写直达法则采用不按写分配法。
21(虚拟存储器:为了扩大容量,把辅存当作主存使用,所需要的程序和数据由辅助的软件和硬件自动地调入主存,对用户来说,好像机器有一个容量很大的内存,这个扩大了的存储空间称为虚拟存储器
22(层次化存储体系:把各种不同存储容量、不同访问速度、不同成本的存储器件按层次构成多层的存储器,并通过软硬件的管理将其组成统一的整体,使所存储的程序和数据按层次分布在各种存储器件中。
23(访问时间:从启动访问存储器操作到操作完成的时间。
24(访问周期时间:从一次访问存储的操作到操作完成后可启动下一次操作的时间。
25(带宽:存储器在连续访问时的数据吞吐率。
26(段式管理:一种虚拟存储器的管理方式,把虚拟存储空间分成段,段的长度可以任意设定,并可以放大或缩小。
27(页式管理:一种虚拟存储器的管理方式,把虚拟存储空间和实际存储空间等分成固定容量的页,需要时装入内存,各页可装入主存中不同的实际页面位置。
28(段页式管理:一种虚拟存储器的管理方式,将存储空间逻辑模块分成段,每段又分成若干页。
29(固件:固化在硬件中的固定不变的常用软件。
30(逻辑地址:程序员编程所用的地址以及CPU通过指令访问主存时所产生的地址。
31(物理地址:实际的主存储器的地址称为"真实地址"。
二、选择填空题:
历年真题评析:
2000年:
5(动态半导体存储器的特点是( )。
A(在工作中存储器内容会产生变化
B(每次读出后,需要根据原存内容重新写入一遍
C(每隔一定时间,需要根据原存内容重新写入一遍
D(在工作中需要动态地改变访存地址
【分析】:动态半导体存储器是利用电容存储电荷的特性记录信息,由于电容会放电,必须在电荷流失前对电容充电,即刷新。方法是每隔一定时间,根据原存内容重新写入一遍。
【答案】:C
8(地址线A15,A0(低),若选取用16K×1存储芯片构成64KB存储器则应由地址码 译码产生片选信号。
【分析】:用16K×1芯片构成64KB的存储器,需要的芯片数量为:(64K×8)/(16K×1)=32,每8片一组分成4组,每组按位扩展方式组成一个16K×8位的模块,4个模块按字扩展方式构成64KB的存储器。存储器的容量为64K=216,需要16位地址,选用A15-A0为地址线;每个模块的容量为16K=214需要14位地址,选用A13-A0为每个模块提供地址;A15、A14通过2-4译码器对4个模块进行片选。
【答案】:Al5,A14
9(有静态RAM与动态RAM可供选择,在构成大容量主存时,一般就选择 。
【分析】:静态RAM特点是存取速度快,单位价格(每字节存储空间的价格)较高;动态RAM则是存取速度稍慢,单位价格较低。所以考虑价格因素,在构成大容量的存储器时一般选择动态存储器。
【答案】:动态RAM
2001年:
11(高速缓冲存储器 Cache 一般采取( )。
A(随机存取方式
B(顺序存取方式
C(半顺序存取方式
D(只读不写方式
【分析】:Cache是为提高存储器带宽而在主存储器和CPU之间增加的存储器,目的是用来存储使用频繁的数据和指令,存取方式应与主存储器相同,均为随机存取方式。
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