计算机系统结构前四章习题参考答案98

1、?计算机系统结构?前四章习题参考答案第二章习题：教材pp91-93:第2、6、9、12、15、20题第2题：数据结构和数据表示是软件和硬件之间的交界面。数据表示是数据结构的组成元素，数据结构要通过软件映像变换成机器所具有的各种数据表示来实现。不同的数据表示可为数据结构的实现提供不同的支持，但在实现效率和方便性上有所不同。确定和引入数据表示的根本原那么是：1系统效率有无提高？包括实现的时间主要看主存和处理机之间传送的信息量和存储空间有无减少；2引入这种数据表示的通用性和利用率如何。第6题：阶码6位，即阶码局部除去阶符外剩下的阶码值局部p=6位；尾数48位，即尾数的二进制位位数m=48位。当尾数基

2、值为rm时，尾数每一个rm进制数位需用log2rm个二进位表示。尾数基值为rm的尾数位数m=m/log2rm。对于rm为2、8、16时，m分别为48、16、12位。此题的计算结果如下表所示：第9题：变址寻址适合在标量计算机中，通过循环程序修改变址值来对向量或数组等数据结构中的元素进行访问和处理。基址寻址主要用于程序的逻辑地址空间到物理地址空间进行变换场合，以支持动态重定位技术的使用。第二问中隐含着指令中为寻找该操作数的地址码只有六位，用来表示这64个地址中的某一个。设计方法一：采用隐含寻址。程序执行过程中，每当要访问存储器时，可以经硬件加法器将隐含存放器的基址值与指令中给出的6位相对位移量相加

3、来形成其访问单元的物理地址。设计方法二：基点地址采用程序计数器PC，通过无条件转移指令来修改PC的内容，实现在一个大的地址空间中的访问PC自相对寻址。即：通过将PC的内容和指令中所提供的6位相对位移量相加来形成主存单元的物理地址。第12题：分析：等长操作码的意思是不管其指令的频度如何，都用同样长度的二进制码位数来对指令操作码编码。当指令条数为n时，等长操作码的二进制码位数应当是Huffman编码是用Huffman算法构造出Huffman树来得到的,它的平均码长可用计算出来。只有两种码长的扩展操作码编码，需要对指令使用频度进行大小分类。高频的指令放在同一类中，对其用短的操作码编码；低频指令放在另

4、一类中，用长操作码编码。每一类都用等长操作码编码。另外，为了能唯一解码和立即解码，在短操作码中要使用某些码作为扩展成长操作码的扩展标志码。使平均码长尽可能短，来定好长，短码的码长组配关系。从而，再用来求得平均码长。解答：14条指令的等长操作码的平均码长是，即4位。Huffman编码可先用Huffman算法构造出Huffman树。此题Huffman树如以下图所示。采用两种码长的扩展操作码，可根据14条指令所给的使用频度分成两类。使用频度较高的6种指令用3位操作码编码表示。如：用000101分别表示使用频度为0.15,0.15,0.14,0.13,0.12,0.11的指令的操作码。留下110和11

5、1两个3位码作为长码的扩展标志，扩展出2位码。从而用5位码就可以各扩展出4条使用频度较低的指令。这样，共有8条使用频度较低的指令符合题目的要求。第15题：此题依据于扩展码中的短码不能是长码前缀的概念来答。依题意，双地址指令格式为： 4位 6位 6位 操作码 地址码1 地址码2 16位 其操作码占了4位，这样，共有16种短操作码。现双地址指令有x条，已占用了4位操作码中16种组合中的x个码点，所以剩下16x个码点可用作扩展标志。单地址指令的格式为： 10位 6位 扩展操作码 地址码1因此，16x个扩展标志中的每一个码均可扩展出6位操作码来，所以，单地址指令最多可以有16x*第20题：仅根据9条指

6、令给出的使用频度，不考虑其他要求，设计全Huffman操作码，只需对此9条指令的频度，用Huffman算法，构造Huffman树，就可以得到Huffman操作码的编码。其平均码长可由公式求得。考虑题目的全部要求，设计优化实用的操作码和指令字格式，只要先将两种指令字的格式及其各字段的位数定下来，其他小题就可解答了。依题意容易得出，短指令字只能是8位，长指令字只能是16位。操作码 存放器号存放器号指令按双操作数格式编排，短指令为存放器存放器型，可得到短指令格式为：长指令为存放器主存型，主存地址应能变址寻址，就可得出长指令格式为： 操作码 存放器号变址存放器号相对位移一般计算机中，变址存放器用的是通

7、用存放器中某一个。所以，变址存放器号字段的位数与存放器号字段的位数相同。依题意，指令用扩展操作码编码，并限制只能有两种操作码的码长。据Huffman压缩的概念，让使用频度高的指令用短操作码表示，使用频度低的指令用长操作码表示。这样，从指令使用频度分布来看，使用频度相对较高的指令只有ADD 30，SUB 24，CLA 20 3条，余下6条指令的频度相对较低。因此，短操作码宜取2位长，它有4各编码，除了3个码用于表示这3条高频指令外，还可提供一个长操作码的扩展标志。所以，短指令用于寻址两个操作数的存放器号的时候就都用3位码编码。要想表示余下的6条频度低的指令，就需要用扩展标准再扩展出3位操作码来，

8、从而使操作码为5位。这样，主存逻辑地址中的相对位移地址字段就剩了5位。如果相对位移量用补码表示，可表示相对于变址存放器给出的变址值为16到15个字节的范围，就是说，相对位移可表示的地址变化范围有32个字节。Huffman树的形式如以下图所示： 由图可得Huffman编码为： ADD 30% 01SUB 24%11CLA20%10JOM6% 0001STO7%0011JMP7%0010SHR2% 000001CIL3%00001STP1%000000 因此，操作码的平均码长为： 2.61位 2采用25扩展的操作码编码为：ADD 30% 00SUB 24%01CLA20%10JOM6% 11000

9、STO7%11001JMP7%11010SHR2% 11011CIL3%11100STP1%11101 这样，平均码长为2.78位 3该机允许使用的可编址的通用存放器个数为 8 个。4短指令格式为： 2位 3位 3位OP R1 R2 操作码 存放器1 存放器2 长指令格式为： 5位 3位 3位 5位 OP R1 X d 操作码 存放器1 变址存放器 相对位移 5访主存操作数地址的最大相对位移量为32个字节。第三章习题：教材pp117-118: 第2、4、5、8、9、10题第2题：随着计算机系统的不断开展和应用领域的进一步扩大，要求输入输出的数据量在迅速增大，对数据传送的速度要求在明显增长，输入

10、输出设备的种类和数量也在日益增多。因而，输入输出系统结构设计的好坏会直接影响到计算机系统的性能，不仅会影响到输入输出的速度和各个用户从程序输入到运算结果输出所需的时间长短，也会影响到CPU和主存的利用率。此外，还会影响到整个I/O系统的兼容能力，可扩展能力，综合处理能力和性能价格比等。 第4题：分析：据此题所给出的各级中断处理程序对中断屏蔽位设置的状况，很容易得出其中断处理完的次序应当是134-2。因为正处理1级的中断处理程序时，现行程序状态字中的中断级屏蔽位为0000，在其执行期间，任何新的同级和低级的中断请求都不可能进入中断响应排队起进行排队，所以，1级中断处理程序一定会先处理完。当执行3

11、级中断效劳程序时，由于现行程序状态字中的中断级屏蔽位为1000，即对1级中断请求是“开放的，而对其它各级中断请求那么处于“屏蔽状态，所以，只要此时发生1级中断请求，它就能进入中断响应排队器去排队。从而在中断请求排队的微操作发出时，就可打断3级中断效劳程序的执行，交换程序状态字，转去执行1级中断处理程序，使之被优先处理完。而在执行3级中断效劳程序时，由于现行程序状态字对2，3，4级的中断请求处于被“屏蔽的状态，所以，它们都不能打断正在执行的3级中断处理程序。其他情况可依次类推。当中断响应优先次序为： 1-2-3-4时，中断处理的次序为：1-3-4-2。由题目所给出的条件，其CPU运行程序的过程示

12、意图如以下图所示。图中，粗短线局部代表进行交换程序状态字的时间，t为1个单位时间。第5题：中断级屏蔽位“1”对应于屏蔽，“0各级中断处理程序中的中断级屏蔽位的设置，如下表所示。中断处理程序级别 中断级屏蔽位 1 2 3 4 5 1 11111 201100 3 00100 401111 501101由条件可得程序运行过程示意图如以下图所示。图中，粗短线表示交换程序状态字的时间。 第8题：1 字节多路通道选择好一台设备后，设备与通道只传送一个字节就释放总线。某台设备要想传送n个字节，需要经n次申请使用通道总线才行。数组多路通道选择好一台设备后，连续传送完固定K个字节的成 组数据后，才释放总线，通

13、道再选择下一台设备继续传送K个字节。选择通道每选择一台设备，就让其独占通道，直到它把数据传送完毕，因此，每台设备只需申请一次就可传送任意多字节。(2 )根据第一个问题，挂低速设备的通道应该按字节多路通道方式工作。字节多路通道的通道极限流量是：1/+各设备启动后，假设想不丧失设备信息，通道极限流量应大于等于设备对通道要求的流量，即应满足：=在字节多路通道上，设备对通道要求的流量应是所挂全部设备的速率之和。假设所挂设备台数为m，设备速度fi实际就是设备发出字节传送请求的间隔时间的倒数，m台相同速率的设备其速率之和为m*fi，这样，为不丧失信息，应满足：1/+ = m*于是可求得在字节多路通道上能挂

14、的设备台数m应满足： m = * 从而可确定哪些设备能挂，哪些不能。选择通道在宏观上要不丧失设备信息，就要限制在通道上所挂设备的速率不能超过一个限值。在字节多路通道方式工作时，限制所挂设备的台数为：m = 1B/(9.8us/n + 0.2us)，其中n=1024个字节。所以限制通道上所挂的设备速率=(1/e - / ) / (1-/) 将= s,= s 和 e=80%代入上式，可得：H=(1/e - / ) / (1-/) = 0.999 999 975 实际上，这样的命中率极难到达，为此需要减少相邻两级的访问速度差距，或减少相邻两级存储器的容量差。除此之外，可考虑在主存和辅存之间增加一级存

15、储器，让其速度界于主存和辅存之间的某个值。如：让主存与中间级的访问时间比为1：100，中间级与辅存间的访问时间比为1：1000，将它们配置上相应的辅助软，硬件，组成一个三级存储层次。这样，可让第1级主存的命中率降低。 第8题： 要找出方生页面失效的全部虚页号，关键是搞清页表法进行地址映象所用的虚页表的构成。虚页表是记录程序虚页是否装入内存，已经如果已装入主存时，是装在主存的哪个实存页面位置的一个表。表的行数为虚页的页数，用相对于表首偏移的行号来代表程序虚页的页数，即第1行对应于虚页0的装入情况，第2行对应于虚页是否已装入主存。 要由虚地址计算出主存的实地址，首先应据题意将虚，实地址中各个自动及

16、其位数确定。虚地址字段为： 虚页号 页内偏移 3位 10位 由虚拟存储器共有8个页面，每个页面大小为1024个字，可知，虚页号字段为3位二进制位，页内位移字段为10为二进制位。由于虚，实页面大小是一样的，实际主存为4096个字，因此，实地址中，实页号字段为2位，页内位移字段为10位，即实际地址字段为： 实页号 页内偏移 2位 10位这样，由题中所给虚地址，就可用以下公式计算出虚页页号和页内位移量。虚页页号为： 虚地址/页面大小页内偏移为： 虚地址虚页号*页面大小根据所求得的虚页号来查页表。如果装入位为“0，为页失效，不可能变换出主存实地址，这是因为装入位为“0时，封锁了页表中实页号字段内容的取

17、出。只有装入位为“1时，才能将页表中的实页号字段内容取出，去拼接上虚存地址中的页内位移量，得到相应的主存实地址。主存实地址为： 实页号*页面大小 页面位移量发生页面失效的全部虚页号就是页映象表中所有装入位为“0的行所对应的虚页号的集合。此题为2，3，5，7。由虚地址计算主存实地址的情况见下表： 虚地址虚页号 页内位移 装入位实页号 页内位移实地址 00 0 13 0307237283 656 0 页面失效无10230 1023 13 1023409510241 0 11 0102420552 7 0 页面失效无78007 632 0 页面失效无40964 0 12 0204368006 656

18、 10 656656第9题：段页式虚拟存储器是把实存机械等分成相同大小的页。程序按模块分成段，每个段又分成与主存页面大小相同的页。由此可知，总虚页数为段数*每段页数由题意，我们知道程序的虚地址和主存实地址中各字段的位数对应为：程序虚地址：段号页号 页内位移 2位 2位11位主存实地址：页号 页内位移 4位11位程序通过一个段表和相应的一组页表来进行定位。如果某段的页表未装入主存，访问该段时，会引起段失效故障，请求到辅存中去将页表调入主存。自然就不能计算出主存实地址。对此题，如：访问到程序第2段时，由于页表不在主存内，就会发生段失效故障。每一个段有有一个页表，页表中各行对应记录此段各虚页是否已装

19、入主存。假设未装入主存，访问该虚页时会发生页面失效。假设已装入主存，那么记录有该程序的虚页装入定位于主存中的实页号。对此题，如：访问程序第0段第2页时，由于是“在辅存上，会发生页面失效故障，需要去辅存中将该程序虚页调入主存。有关访问方式保护是为了对所存放的指令，数据等进行访问方式的管理。如果程序的访问方式不符合段映象对应规定的访问方式要求，系统会加以拒绝，以保护信息。这样才能保证程序运行平安可靠。此题给出的访问方式有“取数，“存数，“转移至此等。不同方式对存储单元的操作不同。据此，可确定程序对哪些存储单元访问时，因方式不当而发生保护失效。在既无段失效，又无页面失效的情况下，只需要将页表中所记录

20、的实页号取出来，再拼接上程序虚地址的页内位移量，即可求得主存的实地址。此时，主存实地址为： 实页号 * 页面大小 页内位移量虚地址空间有2位段号，即共有4个段；有2位页号，即每个段有4个页。所以程序最多可有4*416个虚页。发生段失效，页面失效，保护失效及相应主存实地址情况见下表：表中实地址 实页号* 页内位移方式段页页内位移段失效页失效实页号实地址保护失效取数011无无36145无取数1110无无010无取数332047无有无无/存数014无无36148有存数212有/无无/存数1014无有无无/转移13100无无816484无取数0250无有无无/取数205有/无无/转移3060无无142

21、8732有第14题：此题首先应由虚存地址流中的每个虚地址按页面大小，确定出它们各自所在的虚页号。根据 虚页号 计算得到访问过程中的虚页地址流后，就可用FIFO替换算法对虚页访问，画出各页实际装入主存和进行页面替换的过程图。从而可以求出相应的命中率。主存容量，根据所用的页面大小，可以用：实存页面数 主存容量/页面大小求得相应的实存页面数1页面大小为200字，主存容量为400字，可知实存页数为2页。其虚页地址流为： 0，0，1，1，0，3，1，2，2，4，4，3 以下图给出了采用FIFO替换算法时实际装入和替换过程。其中，“*标记的是候选的虚页页号，H表示命中。 由图计算可得主存的命中率H=6/1

22、2=0.52页面大小为100字，主存容量为400字，可知，实存页面数为4页。其虚页地址流为：0，0，2，2，1，6，3，4，4，8，9，7可据此画出页面装入和替换的全过程，进而得出主存的命中率为：H=3/12 = 0.253页面大小为400字，主存容量为400字，可知，实存页面数为1页，虚地址流为： 0，0，0，0，0，1，0，1，1，2，2，1 主存命中率为： H=6/12=0.54由上面结果可知，再分配给程序的实存容量一定400字的条件下，页面大小过小时，命中率较低；页面大小增大后，两个地址在同页内的时机增大，使命中率有所上升；由于指令之间因远距离的跳转引起命中率下降的因素不起主要作用，还未出