计算机组成原理（存储器）

1、“821.2016T1(1)”，表示821真题，2016年的题，T1是选择题/填空题/大题的第一题，其他类似标记也是相通

2、个人小白总结自用，不一定适用于其他人，请自行甄别

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选择题

双极型RAM同SRAM比较，最突出的优点：速度更快大概因为数据和地址线都不能复用
随机存取方式：

不采用随机存取方式：CDROM

采用随机存取方式：EPROM、“RAM、ROM都采用“
Cache失效开销 = 将主存一块加载到Cache所需的时钟周期数
地址映射：

Cache和主存的地址映射：由硬件自动完成的

Cache缺失：只用访问主存，由硬件处理

页面缺失：需要访问磁盘，由 “OS，操作系统，软件“ 处理

主存与虚存的地址映射：OS，操作系统，软件
利用程序局部性：Cache、快表、虚存√页表X
页表未命中，TLB快表绝对不会命中，因为TLB的数据是页表的复制（Cache的数据是主存的复制一样
半导体存储器并不都采用随机存取方式(按地址随机存取)进行读写操作，也有按内容存取的

填空题

主存的4个主要组成：存储矩阵、选址系统（地址总线）、读写系统（数据总线）、时序控制线路（控制总线）
SRAM，双稳态触发器

速度快，但集成度低、功耗大
DRAM，栅极电容
DMAR刷新的方式：

集中式

分离式

透明式
计算出虚拟地址的位数x后，有2x个页面（不要直接填x啦
虚存只是一个的概念，是一种存储管理机制，实际上是不存在的，虚拟空间的大小与逻辑地址的位数有关
光盘/CD

按存取方式/读写特性有3种：只读型、可擦写型、追记型

按存储介质有3种：形变型、相变型、磁光型
磁性材料的磁头具有3个特性：留磁少、导磁率高、软磁
RAID盘阵由多个小容量廉价磁盘构成，被操作系统当作一个整体的大容量磁盘。校验盘用于保存备份冗余的信息

简答题（Cache）

直接映射：标记位数 + 行号位数 + 块内地址位数

全相联映射：标记位数 + 块内地址位数

组相联映射：标记位数 + 组号位数 + 块内地址位数

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注：全相联映射，是Cache中的任意空闲位置都可以放，不一定非得按照顺序的空位放

块大小设置为1字节的影响（2点）[袁主教材P259]

没有利用空间局部性，只有可能有时间局部性
块太小导致映射到同一个cache行的主存块数增加，导致冲突概率增加

块大小越大的缺点：

块越大，缺失损失也就越大，需要花费更多的时间从主存复制一个块
在Cache空间一定的情况下，块越大，Cache行就会越少，触发替换的可能性就越大，导致命中率降低

简述全相联映射的访问过程

1、全相联映射：标记位数（20-9=11位） + 块内地址位数（9位）

2、0240CH = 0000 0010 0100 0000 1100

标记位数	块内地址位数
0000 0010 010	0 0000 1100

3、访问过程：

①命中时：

用高11位0000 0010 010与Cache的每一行的标记位进行一一比较，若有一个相等且有效位为1，则命中
此时CPU根据后9位块内地址位0 0000 1100取出块内的数据

②反之，则不命中：

将高11位0000 0010 010（在主存中为第18块）复制到Cache中任何一个空闲的行中
置该行有效位为1，标记位设置为0000 0010 010

简述组相联映射的访问过程

1、组相联映射：

Cache：13 = 3+1（2块一组，占1位）+9

主存：标记位数（20-9-3=8位）+ 组号位数（3位） + 块内地址位数（9位）

2、0240CH = 0000 0010 0100 0000 1100

标记位数	组号位数	块内地址位数
0000 0010	010	0 0000 1100

3、访问过程：

①命中时：

先用中间3位010，找到Cache第2组
再用高8位0000 0010与该组Cache的每一行的标记位进行一一比较，若有一个相等且有效位为1，则命中
此时CPU根据后9位块内地址位0 0000 1100取出块内的数据

②反之，则不命中：

将高11位0000 0010 010（在主存中为第18块）复制到Cache第010组（即第2组）的任意空闲行中
置该行有效位为1，标记位设置为0000 0010

简述CPU从主存地址067A H，取出的数据值是多少？并描述过程。（TLB、页表、Cache、虚存、分页《袁春风解答P222T25》）

其中位数：

虚拟页号，简称虚页号，该TLB项对应哪个虚页的页表项
虚存地址的页内偏移量 = 物理地址的页内偏移量
虚存地址的虚拟页号 = TLB标记 + TLB组索引
物理地址的位数 = Cache的位数

访问内存地址067A H过程描述

①（见以下对比）

CPU根据TLB组索引00，在TLB的第0组中，匹配所有TLB标记字段0000 011 B = 03H的页表项，有相等的但是有效位不等于1，所以在TLB未命中
CPU继续在主存的页表中查找，虚拟页号为0000 0110 0 B = 0C H 的页表项，有效位为1，取出页框号19H（注意，不是十进制，因为表中有ABCDEF，明显是十六进制），与页内偏移量组成物理地址：1 1001B + 111 1010B = 1100 1111 1010B

②组相联映射的访问过程

命中时：

先用中间4位1110，找到Cache第E组
再用高6位1100 11B = 33 H与该组Cache的每一行的标记位进行一一比较，若有一个相等且有效位为1，则命中
此时CPU根据后2位块内地址位10取出块内的数据的值，为4A H = 0100 1010 B

虚拟地址、页目录号、页号、页目录物理地址、页表项物理地址

（821.2018.T4(1)）例如：

已知，页大小4KB，页表项4B，虚拟地址42位

30，虚拟页号

12，页内偏移量

可知：页表大小 = $2^{30}$ x 4B

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408.2020

预备知识：

数组可以随机存取

虚拟地址空间所占的区域必须是连续的

物理地址空间所占的区域可以不连续

题目所给条件梳理：

C程序：

数组下标从0开始

按行优先方式存储
页目录项 = 4B
页表长度 = 4B
数组元素 = 4B
字节编址
页内偏移量 = 12位

一个页面大小 = 212B

一个数据4B，所以，一个页面有 212B / 4B = 210个数据
数组起始的虚拟地址：1080 0000 H
页目录起始物理地址：0020 1000 H

分析

1、因为数组a 一行是1024个数据，起始虚拟地址10800 H 刚好存下 a[0] 的所有数据，a[1][2]的虚拟地址是

1080 0 H + 1 H = 1080 1 H，这就是a[1]的页号

1080 1 H + （3-1）x 4B = 1080 0000 H + 8 H = 1080 1008 H，这就是a[1][2]的虚拟地址

其中4B，一个数据的大小，按字节编址，1B占一个地址

1080 1008 H
10位，页目录号	10位，页号	12位，页内偏移量
0001 0000 10	00 0000 0001	0000 0000 1000
64+2 = 66	1
042 H	001 H

2、页目录的物理地址 = 页目录起始物理地址 + 页目录项 x 页目录号

页目录的物理地址 = 0020 1000 H + 4B x 66 = 0020 1000 H + 108 H = 0020 1108 H

3、页表项的物理地址 = 目录项种存放的页框号 + 页表长度 x 页号

页表项的物理地址 = 0030 1000 H + 4B x 1 = 0030 1004 H

大题

存储器扩展

存储空间的容量（请务必引起重视！！！直接关系到后面的问答）

需要的存储芯片数量

哪几位作为字扩展控制CS

主存字段的划分（Cache与存储器的映射方式）

Cache的总容量

Cache命中率

CPU访存时钟周期

Cache命中率x命中时钟周期开销 + （1-Cache命中率）x失效时钟周期开销

画存储芯片的片选逻辑电路

磁盘：（边读题边在草稿纸写下有效信息）

虚拟地址、物理地址、Cache、主存，字段划分，与数据的读取过程（821.15.T3、袁春风解析.P222T25）

补充知识点

Cache 高速缓冲存储器

地址映射	直接映射 (1路组相联映射)	全相联映射	(N路)组相联映射
主存地址结构	Tag \| Cache块号位 - 0 \| 块位(B) 其中，1=20	Tag \| 0 \| 块位(B)	Tag \| Cache块号位 - 组号位 \| 块位(B)
例子 - 主存：32位 - 块大小：16B - Cache总大小：4K块	主存： Tag \| 12 \| 4 Tag = 32-12-4 = 16	Tag \| 4 Tag = 32 - 4 = 28	(假设 2路组相联) Tag+1 \| 12-1 \| 4 Tag = 32 - (12-1) -4 = 17
关联度	1（唯一）	Cache的行数	N
备注	1、不需要使用替换算法	按内容寻址的相联存储器
共同点	0、Cache 标记容量：(Tag + 1 + 1 + 1) · 行数 1、只占 Cache 空间：有效位（1bit）、一致性维护位/脏位/修改位（1bit）、替换算法控制位（1bit） 2、关于Tag： ①一定是由主存地址结构推导出的 ②Tag 是 Cache 和主存之间的唯一标识 ∴Tag占Cache和主存的位数 3、Cache命中的2个条件：①有效位为1；且②Tag 相同

替换算法

替换算法	随机算法 RAND	先进先出算法 FIFO	近期最少使用算法 LRU	最不经常使用算法 LFU
原理	/	/	唯一遵循，程序局部性原理	/
操作方式			被访问置0，其他+1，替换掉计数器最高的	被访问的+1，最小的替换
备注		最容易发生抖动现象	堆栈类算法

写策略

写策略	写命中		写不命中
方式	全写法/写直达	回写法	写分配	写不分配
操作	CPU同时写数据到Cache和写缓冲中，由写缓冲写入主存	Cache块被替换时才写入主存，修改时脏位置1	主存加载块到Cache，然后只在Cache中更新	直接修改主存数据
备注	1、主存和Cache全都修改 2、解决”写缓冲“溢出，增加一个L2级Cache 3、能保证数据的一致性	1、计算Cache位数时，要算：1bit有效位+1bit脏位 2、可减少访存次数

Cache-主存-辅存

	Cache-主存	主存-辅存
位置不同	Cache靠近CPU	辅存远离CPU
目的不同	加快CPU访问信息的速度	采用虚拟存储器机制，扩大系统的存储器容量
交换信息块的不同	主存块block，8-128B	页page，4KB-64KB
缺失处理	（处理器）硬件	（操作系统）软件
映射方式不同	直接、全相联、组相联由（处理器）硬件实现	只有全相联由（操作系统）软件实现
写策略不同	写直达、写回2种策略	只采用写回策略 ∵每次都写直达的开销巨大，无法容忍
相同点	1、都用到了程序访问局部性，把相邻的局部信息，从慢速存储器复制到快速存储器 2、都需要考虑：映射方式、替换策略 3、在快速存储器找不到数据时，都需要从慢速存储器装入整个信息所在的块到快速存储器