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，
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
配置 失效率 理想TLB的CPI 0.029 4.0 16KB 直接统一映象 0.022 3.4 16KB两路统一映象 0.020 3.2 32KB直接统一映象
（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？
解：加速比?1?16.94
10%/2?90%/100
6.3 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。 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
1fmax?byte??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？
1解：字节多路通道的最大流量为：fmax?byte?
TS?TD字节多路通道的实际流量为：fbyte??fi
i?1p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
11即有： ?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)?s
6.10 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。
第二个问题操作系统可以保证I/O操作的数据不在cache中。如果不能，就作废Cache中相应的数据。
6.11 假设在一个计算机系统中：
（1） 每页为32KB，Cache块大小为128字节；
（2） 对应新页的地址不在Cache中，CPU不访问新页中的任何数据； （3） Cache中95%的被替换块将再次被读取，并引起一次失效； （4） Cache使用写回方法，平均60%的块被修改过； （5） I/O系统缓冲能够存储一个完整的Cache块； （6） 访问或失效在所有Cache块中均匀分布；
（7） 在CPU和I/O之间，没有其它访问Cache的干扰； （8） 无I/O时，每100万个时钟周期内有18000次失效；
（9） 失效开销是40个时钟周期。如果被替换的块被修改过，则再加上30个周期用
于写回主存；
（10） 假设计算机平均每200万个周期处理一页。 试分析I/O对于性能的影响有多大？ 解：每个主存页有32K/128＝256块。
因为是按块传输，所以I/O传输本身并不引起Cache失效。但是它可能要替换Cache中的有效块。如果这些被替换块中有60％是被修改过的，将需要（256×60％）×30＝4608个时钟周期将这些被修改过的块写回主存。
这些被替换出去的块中，有95％的后继需要访问，从而产生95％×256＝244次失效，将再次发生替换。由于这次被替换的244块中数据是从I/O直接写入Cache的，因此所有块都为被修改块，需要写回主存（因为CPU不会直接访问从I/O来的新页中的数据，所以它们不会立即从主存中调入Cache），需要时间是244×（40＋30）＝17080个时钟周期。
没有I/O时，每一页平均使用200万个时钟周期，Cache失效36000次，其中60％被修改过，所需的处理时间为：
（36000×40％）×40＋（36000×60％）×（40＋30）＝2088000（时钟周期）
时钟I/O造成的额外性能损失比例为
（4608＋17080）÷（2000000＋2088000）＝0.53％ 即大约产生0.53％的性能损失。