发布日期：2025-07-04 15:38 点击次数：121
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4.1.2 存储器的头绪结构图片
4.2 主存储器4.2.1 概述1. 主存的基本组成图片
2. 主存和CPU的研究图片
3. 主存中存储单元地址的分派0x12345678如安在主存储器中进行存储？
两种模式：
大端（存储）模式：是指数据的低位保存在内存的高地址中，而数据的高位，保存在内存的低地址中小端（存储）模式：是指数据的低位保存在内存的低地址中，而数据的高位，保存在内存的高地址中图片
这边忽视使用C话语进行瓦解；环境为：VS2019
膨胀：
两种方法判断机器存储是大端依然小端
/*** 复返1为小端*/int check_up(){ int i = 1;//0x00000001 内存中暗示地址为：0x01000000 char* p = (char*)&i; //01 return *p;}int main(){ int ret = check_up(); if (ret == 1) { printf('小端'); } else { printf('大端'); } return 0;}int check_up(){ union un { char c; int i; }u; u.i = 1; return u.c;}int main(){ int ret = check_sys(); if (ret == 1) { printf('小端'); } else { printf('大端'); } return 0;}一般x86架构的策画机经受小端方式
假定一台机器地址线为24根
寻址方式
寻址界限
按字节寻址
224=16MB
若字长为16
按字寻址
8MW
若字长为32
按字寻址
4MW
按字节寻址，默许一个字为8bit（即字长为8），是以界限为：224=16MB（兆字节）
按字寻址，我个东说念主瓦解：把按字诊治为按字节；因为字长为16，是以-为2个Byte，是以寻址界限为：8MW（兆字 Word），也不错写成：16MB，不外在这里 1W=2Byte；依此类推
4. 主存的期间方向存储容量 主存 存放二进制代码的总位数存储速率存取时辰走访时辰读出时辰写入时辰存取周期 // 连气儿两次平稳的存储器操作（读或写）所需的最小间隔时辰读周期写周期存储器的带宽4.2.2 半导体存储芯片简介1. 基本结构图片
读写限定线：将CPU的限定信号传给读写电路地址线：将CPU需要的地址传输到译码驱动中，然后由译码驱动进行翻译，然后进行寻址，是单向的地址线的数目决定了存储单元的数目，假如有8根地址线：0000 0000 系数有几种成列组合，即2的8次方。每一种组合齐对应一个存储单元。数据线：将存储体中的数据读出，放入CPU；将CPU策画罢了的数据存入存储体。是双向的。数据线的数目决定了存储单元的大小，即一个存储单元概况存若干数据。比如八根数据线0000 0000， 进行一次读取的方式。片选线：一个半导体存储器是有多个芯片组成的，是以在调用一个存储器中的具体的存储单元时，细目是哪一个芯片2. 策画芯片的容量芯片容量 = 地址线的寻址智商 * 数据线的数目 = 存储单元的数目 * 每一个存储单元的容量
如下所示，凭证地址线和数据线策画芯片的容量：2^10*4=1K*4...
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3. 片选线的作用让某一个芯片或者某些芯片同期进行责任图片
扩充存储单元容量：如图，16K x 1位的芯片，系数有16K个存储单元，每一个存储单元有1位。若要存储八位数据，将八个存储单元进行并联，每一个存储芯片存储八位数据中的一位。每一次读取数据齐同期读取八位芯片地一位，和洽输出就是八位。图片
4. 译码驱动方式线选法图片
重正当图片
4.2.3 随即存取存储器(RAM)1. 静态RAM（SRAM）基本单元电路的组成存储0和1信号的方式：静态RAM保存的0和1的旨趣就是使用触发器。T1~T4为4根管子组成的双稳态触发器，不易丢失或者是损耗，它在两头存储信息，左端保握输入信号的非，右端保存原输入信号。
移码驱动方式：重正当——分别通过行地址和列地址的搭伙选中本事输出，每一份存储单元齐对应一个行列地址坐标（行地址X，列地址Y）。
T5和T6是行地址聘请开关：当接通的时候，对应的信号不错通过两头分别经过行聘请开关输出到列聘请开关阻隔。
T7和T8是列地址聘请开关：当开关接通时，允许数据从双稳态触发器两头输出，经过行地址聘请器，再通过列地址聘请器，已毕最终的输出。只消行、列被选中的某个单元存储电路，在其行列通门同期被洞开时，本事进行读出信息和写入信息的操作。
读写开关，通过输入对应的读写限定信号聘请是否洞开，通过数据。
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转头：一个SRAM的基本单元需要由8个电路基本元件组成
静态RAM的基本读操作图片
静态RAM的基本写操作图片
静态RAM例如——Intel 2114Intel 2114 外本性图片
在Intel 2114芯片中，WE为读写限定信号，其中低电平为写，高电平为读。CS为片选信号，只消CS信号是低电平的时候Intel 2114芯片才会选中，芯片左侧A0-A9是10条地址线，不错看出芯片是1K的存储，右侧是4根数据线，不错读出和写入4位信号，因此不错看出，芯片的存储容量为1K X 4位 。
Intel 2114 RAM 矩阵 (64 × 64) 读以 Intel 2114芯片 组成的 RAM 矩阵 (64 × 64) ，行地址有64个，列地址一共分为4组，每一组一共有16列。如下图，当行地址线为000...0(64个)时，芯片的第一排被全部选中
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当列地址线为000...0（16个）时，每组中的第一列全部被选中，即0，16，32，48被选中
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当 WE为读信号（高电平），读电路有用， CS片选信号为低电普通，芯片被选中，行列交叉点地址的信号便通过电路通路被读出来
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Intel 2114 RAM 矩阵 (64 × 64) 写Intel 2114 RAM 矩阵的写跟读基本上是一致的，仅仅WE被换成了写信号（低电平），从I/O数据线写入数据
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2. 动态RAM（DRAM）动态RAM保存0和1的方法是电容，当电容保存电荷时为1，不保存电荷（没充电）时为0；
常见的动态RAM基本单元电路有三管式和单管式两种，他们共同的特色是靠电容存储电荷的旨趣来寄存信息。
三管式动态RAM电源电路图片
信息读出若是预充电信号有用，T4开关洞开，V(DD)进行充电，会对读数据线进行充电，读数据线有用（变成高电平，暗示为1），若是进行读出，读聘请线有用，T2开关被洞开。
若是C(g)当中莫得保存有电容（存储0），那么T1开关为低电平（暗示为0），T1开关不会被买通，读数据线仍然保握高电平，读出的数据为1；若是C(g)电容当中保存有电荷（存储为1），那么T1开关为高电平（暗示为1），此时T1和T2开关同期放电，使得读数据线由高电平变成了低电平（暗示为0），由这个过程，咱们不错看出读出的信息和原存的信息是相背的。（跟读放大器联系）
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信息写入若是进行写入，写聘请线有用，T3开关被洞开，写数据线知道过T3开关向C(g)进行充电或者放电。若是写聘请线是高电平，那么写入的信号就是高电平，相通，若是写聘请线是低电平，写入的等于低电平。因此写入与输入信息相易。
三管DRAM实例——Intel 1103 读三管动态 RAM 芯片 (Intel 1103) 一共有A0~A9 10个 地址线，因此芯片的存储容量为1K； 每次读出和写入齐为一位信号，因此是1K x 1位容量的芯片。行地址经过译码后，每一排齐对应了两个限定信号，一个是读聘请信号和一个是写聘请信号，读和写分别使用不同的信号进行限定。如图，是对第0行第0列的地址进行读数据的电路图，第0行第0列的数据经过读限定线参加到读写限定电路进行输出。
刷新放大器：使用电容存储电荷的旨趣暗示0和1时，电容会走电，一段时辰后，电容里边的信号会清除，因此需要依期使用刷新放大器对电容信号进行重写。
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三管DRAM实例——Intel 1103 写写入信号，若是行地址为11111，即行地址为31，那么第31行全部被选中，系数的写聘请线有用，给出列地址为00001，那么第31行的第一列的原件为咱们需要写入数据的操作原元件。数据通过D端进行输入，经过读写限定电路，通过写数据线被写入到指定原件的位置。
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单管DRAM电源电路读出：C(s)当中若是保存了电荷（暗示1），那么数据线读出就是高电平。
写入：单管动态RAM中字线是限定线，若是字线充电，T开关被洞开，C(s)不错进行充电或者放电。
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单管DRAM 4116 (16K × 1位)外本性单管动态 RAM 4116 (16K × 1位)的7位行地址和列地址分两次传送，第一次传送7位行地址，保存在行地址缓存器当中，第二次传送列地址，保存在列地址缓存器当中；行地址和列地址分别经过行译码和列译码以后，选中给定的存储单元进行输入和输出。
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I/O缓存器，缓存了输入和输出数据，连气儿I/O缓存器两头的数据输入和输出寄存器不错限定数据的输入和输出。时序与限定：由行选中信号RAS、列选中信号CAS和读写信号WE组成，分别生成了行时钟、列时钟和写时钟，限定了芯片里面的读和写操作。单管DRAM实例——Intel 4116（16K x 1位）读下图是单管动态 RAM 4116 (16K × 1位) 芯片读图示，提防：其中横线电路为列聘请信号，竖线电路为行聘请信号。
RAM 4116芯片中的读放大器的责任旨趣为跷跷板电路，其摆布两侧电平相背。
若是行地址给出的是0111111（一个0，6个1），那么第63行被选中；然后给出列地址为7个0，那么第0列将被选中，第0列的列选信号有用，对应开关被洞开。数据就会经过读放大器的右侧（0变成1），经过列选开关，送入到读/写线上，然后经过I/O缓冲，通过输出驱动送出来。
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单管DRAM实例——Intel 4116（16K x 1位）写下图是单管动态 RAM 4116 (16K × 1位) 芯片写图示，跟读数据的逻辑基本一致，数据经过读放大器时（1变成0），读出时（0变成1），经过两次反向，使得读写数据保握正确。
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转头：假如你思往DRAM中写入1，其果然DRAM中存的是0
读出时，你读到的是1，其果然DRAM中存的是0
动态RAM的刷新为什么要刷新？
电容存储电荷的旨趣暗示0和1时，电容会走电，一段时辰后，电容里边的信号会清除，因此需要依期进步履态RAM刷新完成对电容信号的重写。
动态RAM刷新只跟行地址联系，跟列地址无关。每次刷新的齐是一排的数据，而不是某一个存储单元的数据。
采集刷新所谓采集是刷新就是把刷新时辰采集在一说念进行操作，如图，动态RAM在2ms内对128行进行采集式刷新，2ms内一共是4000个存储周期（1个存取周期为0.5微秒），前3872个周期不错供CPU或者I/O进行读写操作，后128个周期专用于进行采集式刷新，这段时辰内CPU或者I/O齐不不错与动态RAM进行数据信拒接换，因此这段时辰也被称为死区。以下等于死区比重的策画扫尾
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漫衍刷新漫衍式刷新就是把刷新时辰漫衍放在一个读写周期内，如图，T(c)为一个读写周期，t(M)为数据的读写操作，t(R)为刷新操作。漫衍刷新内容上把底本的读写周期时辰进行了延伸，使得芯片的刷新频率高潮，芯片性能着落。唯独的优点是，漫衍刷新莫得死区。
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异步刷新（漫衍刷新与采集刷新相迎合）在2ms的周期内，芯片的总刷新行数为128行，因此，咱们把这个时辰分红128份，芯片每隔15.6us(微秒)就需要刷新一排。在15.6us时辰内，刷新时辰不错放在职何一个周期上，因此相当于一个采集式刷新的方式，而联系于系数这个词时辰周期2ms来说，这种方式又是一种漫衍式刷新。
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3. 动态RAM和静态RAM的比拟图片
动态RAM的单元电路由一个晶体管和一个电容组成，总体比拟纯粹；静态RAM比拟复杂，每一个单元单路包含6个晶体管，是以集成度比拟低。从芯片引脚上来说，动态RAM行地址和列地址不错分别进行传送，省俭了引脚数目，减少了封装体积。关联词，动态RAM行地址和列地址分别进行传送时，滥用了扩充时辰。动态RAM仅仅对电容进行充电、放电和刷新，因此功耗比拟低，而静态RAM需要由6条晶体管协同责任，晶体管进行责任时需要保握通电，因此所需功耗比拟大。动态RAM对电容进行充电需要滥用时辰且行列地址需要传送两次，比静态RAM使用触发器的责任旨趣速率要慢。因此，凭证动态RAM和静态RAM的特色，咱们一般聘请动态RAM四肢主存，静态RAM四肢缓存Cache(加速速率)。
4.2.4 只读存储器(ROM)1. 概述只读存储器（Read-Only Memory，ROM）以非破裂性读出方式责任，只能读出无法写入信息。信息一朝写入后就固定下来，即使堵截电源，信息也不会丢失，是以又称为固定存储器。
ROM所存数据经常是装入整机前写入的，整机责任过程中只能读出，不像随即存储器能快速浅近地改写存储内容。ROM所存数据平稳 ，断电后所存数据也不会更正，何况结构较纯粹，使用浅近，因而常用于存储各式固定标准和数据。
只读存储器的发展历程
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2. 只读存器的类型掩模ROM（MROM）——只能读这种ROM是由制造厂家诳骗一种掩膜期间写入标准的，掩膜ROM制成后，用户弗成修改，凭证制造工艺不错将它们分为MOS型和双极型两种。MOS型ROM功耗小、速率慢，适用于一般微机系统；而双极型则速率快、功耗大，适用于速率较高的策画机系统。
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上图是掩膜型ROM组成的旨趣图，图中是个纯粹的4x4位MOS（或双极型）管ROM，经受单译码结构，A0、A1译码后可译出四种状况，输出4条聘请线，可分别选中4个单元，每个单元有4位输出。图中所示的矩阵中，在行和列的交点，有的连有MOS管，有的莫得，这是工场凭证用户提供的数据对芯片图形（掩膜）进行二次光刻所决定的，是以称为掩膜ROM。
MOS型ROM， 行列聘请线交叉处有 MOS 管为“ 1 ” ，行列聘请线交叉处无 MOS 管为“ 0 ”
PROM（一次性编程）可编程只读存储器 （英语：Programmable read-only memory），缩写为 PROM 或 FPROM，是一种电脑存储顾忌晶片，它允许使用称为PROM编程器的硬件将数据写入开采中。在PROM被编程后，它就只能专用那些数据，何况弗成被再编程，这种顾忌体用作永恒存放程式之用。经常会用于电子游戏机、或电子辞书这类可翻译话语的产物之上。
经受破裂性编程，且只能编程一次，若是编程有演叨，只能从头购买芯片。
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EPROM（屡次行编程）EPROM经受N型沟说念浮动栅MOS电路，需要保存0，D端加正电压，形成浮动栅，需要保存1，D端不加正电压，不形成浮动栅。
编程完成后，EPROM只能用强紫外线映照来擦除。通过封装顶部能看见硅片的透明窗口，很容易识别EPROM，这个窗口同期用来进行紫外线擦除。不错将EPROM的玻璃窗瞄准阳光直射一段时辰就不错擦除。
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EEPROM（屡次性编程）EEPROM (Electrically Erasable Programmable read only memory)是指带电可擦可编程只读存储器。是一种掉电后数据不丢失的存储芯片。 EEPROM 不错在电脑上或专用开采上擦除已有信息，从头编程。一般用在即插即用。
常用在接口卡中，用来存放硬件确立数据。
也常用在能干软件不法拷贝的'硬件锁'上头。
EEPROM的特色
电可擦写局部擦写全部擦写Flash Memory（闪速型存储器）快闪存储器（英语：flash memory），是一种电子式可打消标准化只读存储器的形态，允许在操作中被屡次擦或写的存储器。这种科技主要用于一般性数据存储，以及在策画机与其他数字产物间交换传输数据，如储存卡与U盘。
闪存是一种非易失性存储器，即断电数据也不会丢失。因为闪存不像RAM（随即存取存储器）一样以字节为单元改写数据，因此弗成取代RAM。
闪存卡（Flash Card）是诳骗闪存（Flash Memory）期间达到存储电子信息的存储器，一般应用在数码相机，掌上电脑，MP3等微型数码产物中四肢存储介质，是以表情工整，有如一张卡片，是以称之为闪存卡。
3. 几种只读存储器纯粹对比EPROM 价钱低廉 集成度高——屡次编程，紫外线擦除EEPROM 电可擦洗重写——局部擦除和全部擦除Flash Memory 比 EEPROM快 具备 RAM 功能4.2.5 存储器与CPU的连气儿1. 存储器容量的膨胀位膨胀——加多存储字长位膨胀的认识是为了加多存储字的字长。
假定当今有1K(1024个)*4位的存储芯片(容量为4096bit)若干，要思组成一个1K*8位的存储器，咱们不错使用两片1K*4位的存储芯片来组成，如下图
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咱们通过片选信号CS同期选中两片存储芯片，同期进行8位数据的读出和写入，例如，每片芯片有10跟地址线，4跟数据线，它们的连气儿方式如下：
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关于如上例子，位膨胀的枢纽就是将两个存储芯片当成一个存储芯片来用，让两个存储芯片同期责任，同期被选中，同期作念读操作，同期作念写操作，要思保证同期，就是把两个芯片的片选CS，用相易的信号进行连气儿。
字膨胀——加多存储字的数目假定当今有1K*8位的存储芯片若干，要思组成一个2K*8位的存储器，咱们不错使用两片1K*8位的存储芯片来组成，如下图
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每一个存储芯片的容量是1K*8位，咱们要组成一个2K(11位2进制位)*8的存储器，而存储芯片的每一派的容量是1K(10位二进制位)，因此咱们需要使用两片1K*8位的存储芯片来组成，如图：
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系数有11条地址线，关于A10，咱们将它当成片选信号线，当A10=0时，片选选中左边的存储芯片责任，右边不责任，当A10=1时，通过一个取反，片选聘请右边的芯片责任，这从外部看来就是从 0 0000000000 ~ 1 1111111111 刚好是从0~2047共2K个存储单元，每一个存储单元存放8位的二进制代码。
字、位膨胀假定当今有1K*4位的存储芯片若干，要组成4K*8位的存储器，咱们不错使用8片1K*4位的存储芯片来组成。当先拿两片，来组成1K*8位这么一组芯片，接着，咱们需要4组来组成4K*8位的存储器。
那么若何进行连气儿呢？
其实就是将上述两种方法进行轮廓，4K*8的存储器，4K(即12根地址线)，8bit，就是8根数据线，1K*4bit的芯片有需要10根地址线，也就是说系统给出的从A0-A11 12根地址线，其中的10根A0-A9是平直送到芯片当中组成1K*8的一个小的存储器，剩余的2根地址线（4个地址）A11-A10，咱们用来作念片选信号，如下图
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4K的空间咱们分派到了4个存储器当中，每个存储器包含了两片1K*4bit的存储芯片，
第一个存储器的界限为 00 0...0(10个0)~00 1...1(10个1)第二个存储器的界限为 01 0...0(10个0)~01 1...1(10个1)第三个存储器的界限为 10 0...0(10个0)~10 1...1(10个1)第四个存储器的界限为 11 0...0(10个0)~11 1...1(10个1)由A11和A10来判断要走访的地址在哪一个存储器当中，咱们经受译码器进行译码，当
A11 =0 A10=0 聘请第一个存储器A11 =0 A10=1 聘请第二个存储器A11 =1 A10=0 聘请第三个存储器A11 =1 A10=1 聘请第四个存储器2. 和CPU连气儿地址线的连气儿：由于CPU地址线一般多于存储芯片地址线，因此一般CPU低位地址线与存储芯片衔接，高位地址线用作限定信号。数据线的连气儿读/写号令线的连气儿：CPU读/写号令线一般可平直与存储芯片的读/写限定端衔接，经常高电平为读，低电平为写。片选线的连气儿：由于存储器是由好多存储芯片组成的，存储芯片的片选限定线和CPU的高位地址联系，CPU的高位地址线经过译码器译码，和访存限定信号共同作用，产活命储芯片的片选信号。访存限定信号，例如，低电平有用时，走访存储器；高电平有用时，走访I/O。合理聘请存储芯片：系统标准区应该聘请ROM ，用户标准区聘请RAM。其他，比如时序、负载等3. 例题图片
解题方法：
① 写出对应的二进制地址码CPU有16根地址线，确认芯片的寻址界限是16 x 16 = 64 K；MREO四肢访存限定信号，低电普通走访存储器（顶方的横线暗示），高电普通走访I/O；
系统缓存区：6000H~67FFH换算成地址界限 ——> 67FFH - 6000H= (67FFH+1-6000H) = 800H = 8 x 16 x 16 = 2 x 2^10 = 2K；
用户缓存区：6800H~6BFFH换算成地址界限 ——> 6BFFH - 6800H= (6BFFH+1-6800H) = 400H = 4 x 16 x 16 = 1 x 2^10 = 1K；
以上为10进制的换算，咱们换成对应的二进制暗示为：
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② 细目芯片的数目及类型凭证地址界限的容量以及该界限在策画机中的作用，聘请存储芯片。
凭证6000H~67FFH为系统标准区的界限，应聘请1片2K x 8 位的ROM，若聘请其他的ROM，齐超出了2K x 8 位的系统标准区界限。
凭证6800H~6BFFH为用户标准区的界限，选2片 1K x 4位的RAM芯片碰巧高傲1K x 8位的用户标准区条件
③ 分派地址线将CPU的低11位地址A10~A0与2K x 8 位的ROM地址线衔接；将CPU的低10位地址A9~A0与2片 1K x 4位的RAM地址线衔接。剩下的高位地址与访存限定信号MREQ共同产活命储芯片的片选信号。
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④ 细目片选信号图片
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4.2.6 存储器的校验1. 为什么要进行校验？以内存为例，内存是电子开采，信息保存在电容当中，若经受静态RAM，则是保存在四管的触发器当中。若内存所处的电磁环境比拟复杂，或在空间环境下受到带电粒子的打击，可能酿成电容的充放电或触发器的翻转，存在在存储器的信息可能会出错。
2. 编码的最小距离编码的检测智商和纠错智商与狂放两组正当代码之间二进制位的最少相反数联系。
先确认注解什么是相反数：
假定有2个二进制数：0011、0101；
我思把0011改成0101，我只消把0011中的第2位和第3位改成 1 和 0 就行
是以这两个数之间的相反数为 2
确认注解：
国产成人在线正当荟萃 {000 ， 001 ， 010 ， 011 ， 100 ， 101 ， 110 ， 111} ，在此荟萃中，更正狂放一个代码，比如改为001，001在正当荟萃中，是以岂论改哪一个代码，总能在荟萃中找到对应的正当代码，因此这组正当代码，最少相反数为1，弗成检测出演叨，即 检0位错，纠0位错。
正当荟萃 {000 ， 011 ， 101 ，110}，在此荟萃中，更正狂放一个代码，比如改为001，001不在正当荟萃中，那么不错检测出演叨，关联词弗成细目是荟萃中哪一个代码发生了演叨，因为系数的正当代码更正一位后，齐不错变成001，系数两组正当代码之间二进制位的最少相反数为2时， 检1位错，纠0位错。
正当荟萃 {000 ， 111} ，在正当荟萃中，更正狂放一个代码，比如改为001，001不在正当荟萃中，那么不错检测出演叨，而且凭证演叨率错一位的机率为90%的统计，咱们觉得是代码000演叨了一位，因此，两组正当代码之间二进制位的最少相反数为3时， 检1位错，纠1位错 。
检错纠错位数和码距之间的关系
L - 1 = D + C （D>=C，检测演叨的位数老是大于等于矫正演叨的位数）
L ——> 编码的最小距离D ——> 检测演叨的位数C ——> 矫正演叨的位数因此，咱们不错知说念，若是思要检1位错，纠1位错，编码的最小距离为3。
3. 汉明码校验奇偶校验所谓的奇偶校验，就是在原校验数据上添加一位1或者0，使数据中的1的个数为奇数个或者偶数个。为奇数个为奇校验，为偶数为偶校验。
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以偶校验为例，上图，添加一位1后，使校验数据中的1的个数为偶数个，若是经受的扫尾1的位数不为偶数，那么不错磨练出原数据出现了演叨。
另外，为了更进一步细分演叨校验，咱们不错把原校验数据进行分组，如上，咱们把校验数据辨别为2组，分别添加校验位。
汉明码策画汉明码校验是一种非辨别方式（组与组之间是有相通的）
汉明码的认识是概况矫正一位误码（ 汉明码默许一串数据只错一位）。假定信息码共有 n 位，汉明码共有 r 位，那么系数的码长为 n + r 位。为能检测出 n + r 位编码中其中一位的演叨，汉明码必须概况暗示至少 n + r + 1 种状况，其中 n + r 种暗示 n + r 位编码中有一位演叨，另外还需要一种来暗示系数这个词编码正确无误。则汉明码的长度需要高傲下列关系：
2^r >= n + r + 1
信息码 n 位，汉明码 r 位，系数码长 n + r 位
汉明码位置汉明码的校验码的位置必须是在2^n位置（n从0运转，分别代表从右边数起的第1，2，4，8，16...），信息码也就是在非2^n位置。
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例如：对1，2，3，4，5，6，7进行汉明码校验，按照二进制编码，若是二进制码的第一位为1，分为第一组，二进制编码的第二位为1，分为第二组，依此类推...
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分完组后，校验码的位置必须是在 2^n的位置，咱们知说念最大数7的二进制码为111，因此，凭证汉明码长度需要高傲的关系式：2^r >= 3 + r + 1；不错求得校验码的最小长度为3位；
例：
求 0101 按 “偶校验” 建立的汉明码
∵ n = 4
凭证 2^r ≥ n + r + 1
得 r = 3；即校验码有3位
汉明码排序如下：
咱们知说念，校验码有3位，先在1，2，4位占据校验码的3个位置，空余的位置把需要校验的二进制码依次填充上去。先看第一个校验码，第一组校验1，3，5，7位，排序中，3，5，7的位置为011，凭证偶校验原则，咱们只需在前面补0就不错，那么0就是第一个校验码。凭证此方法，不错得出后两个校验码为10；
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因此，不错求得0101 的汉明码为 01 0 0 101
汉明码纠错已知经受到的汉明码为 0100111 ， （按夫妇原则建立）试问条件传送的信息是什么 ?
纠错过程如下：
7位汉明码，数据码占4个，是以校验码的个数为3，一组一个校验码，即分组为3；
凭证偶校验的原则，咱们分别对每一位的信息进行异或运算：
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这边就有一个问题：为什么这边算出来来的校验码是011，关联词若是平直看汉明码的第0、1、4位为：010？
确认注解：
校验位也可能出错，若是传送的信息就是错的，那么校验位也会出错；
P1：0、0、1、1 合适偶校验 = 0
P2：1、0、1、1 不合适偶校验 = 1
P3：0、1、1、1 不合适偶校验 = 1
（或者将4个数字进行异或一样的成果）
校验码是011，也就是说，第二组和第三组存在演叨，第二组和第三组共有的数据是第6位的数据， 可矫正为 01001 0 1；也不错将3位校验码成列成：110，诊治为十进制为6，是以是第6位出错
故要传送的信息为 01 0 0 101 ；去除校验位，即为0101
准确来说应该是 01 0 1 101；校验位可不纠错
4.2.7 进步访存速率的方法1. 单字体系统原假定存储字长等于机器字长，也就是说CPU一次从存储器当中只能取出一条教唆（与机器字长相等的数据）
单体多字系统：把存储器的存储字长加长（加多存储器的带宽），比如，CPU为16位，存储字长咱们不错联想成64位，CPU每一次走访存储器，齐不错走访出4个机器字（4条教唆），下一次再取教唆时，就不错从数据寄存器当中读取教唆。
单体多字系统的劣势：
CPU若是需要存储16位数据，需要先把数据放在单字长寄存器中，再放入数据寄存器中，然后再存储到存储体中，若是思要幸免无关的48位数据被修改，还要联想更复杂的硬件逻辑。若是CPU读取的教唆不是连气儿的存储的教唆，那么取出的过剩教唆就是用不到的教唆。图片
2. 单体翻新->多体并行系统高位交叉——用于存储容量拓展规章对存储体进行编码（编完第一个存储体，再编第二个存储体），前两位00为存储体的编号，后四位为存储体中的地址的编号，每一个存储体齐有单独的数据寄存器和地址寄存器，能平稳处理读写信号，从而达到4个存储体并行责任的成果。
不及：若是按序存储和按序读取，那么4个存储体中，可能存在有一个存储体很是贫窭，而其他几个存储体很是安静的情况。
高位交叉的旨趣就是上文中提到的：存储器容量膨胀中字、位膨胀
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低位交叉——用于带宽走访速率进步对高位交叉进行翻新，横向对存储体进行编码（第一个存储体和第二个存储体规律进行编码），前四位为存储体中的地址的编号，后两位为存储体的地址。
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低位交叉的特色： 在不更正存取周期的前提下，加多存储器的带宽
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上图表示了，在一个访存周期内，可分为4个小访存时辰，每个小的访存时辰不错分别限定一个存储体进行读写。
设四体低位交叉存储器，存取周期为 T，总线传输周期为 τ ，为已毕活水线方式存取，应高傲 T ＝ 4 τ 。
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连气儿读取 4 个字所需的时辰为 T ＋ (4 － 1) τ
转头：经受单体多字系统进步访存速率办法的前提是， 教唆和数据在主存内必须是连气儿存放的，一朝遭受转动教唆、或者操作数据弗成连气儿存放，这种方法的成果就不显著。
3. 高性能存储芯片SDRAM（同步DRAM）在系统时钟的限定下进行读出和写入—— CPU 无用恭候
RDRAM由 Rambus 开发，主要处理 存储器带宽 问题
带 Cache 的 DRAM在 DRAM 的芯片内 集成 了一个由 SRAM 组成的 Cache ，成心于 猝发式读取 （连气儿的存储单元进行读取）
4.3 高速缓冲存储器4.3.1 概述为什么要使用高速缓冲存储器？
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使用高速缓冲存储器，需要罢职标准走访的局部性旨趣，即条件CPU使用的教唆，大部分齐概况在缓存中找到。
三种不同类型的局部性:
时辰局部性（Temporal Locality）：若是一个信息项正在被走访，那么在近期它很可能还会被再次走访。 标准轮回、堆栈等是产生时辰局部性的原因。空间局部性（Spatial Locality）：在最近的改日将用到的信息很可能与当今正在使用的信息在空间地址上是相近的。规章局部性（Order Locality）：在典型标准中，除转动类教唆外，大部分教唆是规章进行的。规章扩充和非规章扩充的比例简短是5:1。此外，对大型数组走访亦然规章的。 教唆的规章扩充、数组的连气儿存放等是产生规章局部性的原因。4.3.2 Cache的责任旨趣主存与缓存按块存储，块的大小相易，块内陆址相易。
cache的结构其实和内存的结构访佛，也包含地址和内容，仅仅cache的内容除了存的数据（data）除外，还包含存的数据的物理内存的地址信息（tag），因为CPU发出的寻址信息齐是针对物理内存发出的，是以cache中除了要保存数据信息除外，还要保存数据对应的地址，这么本事在cache中凭证物理内存的地址信息查找物理内存中对应的数据。（诚然为了加速寻找速率，cache中一般还包含一个有用位（valid），用来秀丽这个cache line是否保存着有用的数据）。一个tag和它对应的数据组成的一排称为一个cache line。如下图所示，下表中的一排就是一个cache line。
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知说念了cache的结构之后，如安在cache中去寻找对应的数据呢？纯粹起见，咱们先聘请平直映射的cache组成方式（参见下文）进行下文的分析。
当先关于一段物理内存（block），该物理内存上的每个字节的地址辨别为以下几段：
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这么的话物理内存中的数据到cache的映射关系如下图所示：
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上图四的映射原则就是：凭证物理地址的中间三位（index字段）来定位现时数据应该在cache的哪一排，把物理地址的tag字段和该地址对应的内容放入对应的cache line的tag字段和data字段，并把相应的valid位置置为1。那么在之后进行cache寻找的时候就不错凭证cache line的tag字段来辩别现时line中的数据是数据哪个block的。
上图四中的地址00 000 00~11 111 11按照图三的原则进行地址辨别：地址的最高两位为Tag字段；中间三位为index字段；最低两位为Block Offset 字段。
由于Block Offset是两位，也就是一个block的大小是2²=4个字节的数据，也就是一个cache line的data字段包含4个字节的数据；index为3位，确认cache共包含2³=8个组（关于平直映射的cache，也称为8个行）；很显著，cache的一个行中只能存储1 块(Block )=4字节的数据，关联词按照图四的映射方式，会有2^(tag位数) = 2^2 = 4块的数映射到并吞个行，此时通过Tag字段的比拟来辨别是不是咱们要取数据的地址，若是不是的话，也就是发生了cache的缺失。
如图四的Block 0和Block 1的index字段齐是000，按照上头的表面它们齐应该映射到第 000=0行（这儿的行也就是组，因为图四是平直映射的cache），关联词当今第0行的内容是K、L、M、N，也就是Block 1的内容，为什么呢？仔细看该cache line的tag=01，映射到第0行的块只消Block 1的tag字段=01，是以不错得知此时该cache line中存储的数据是Block 1的数据，此时若是CPU发出的访存央求是走访Block 0 的话，也就是发生了缺失。此时进一步定量分析的话，共有4个数据块竞争使用cache 第0行的位置，也就是说cache的掷中率为25%。
上头的过程转头起来就是：
物理内存的索引字段(Index)聘请cache 的行，通过对比物理内存和cache line的Tag来判断是否掷中。块偏移字段(Block Offset)不错从cache line的数据块中聘请盼愿数据。提防在这个过程中cache的index是不占空间的，它就访佛于物理内存的地址，关于物理内存来说是通过地址去寻找数据，关于cache来说，是通过index来找到对应的cache line，或者更粗拙的讲就是：cache line的地址对应的就是物理内存的index字段。
此时该cache的容量策画如下：每一个cache line的数据字段占4个字节，共2³=8行，是以数据占据4×8=32个字节，一个cache line中tag字段和valid位占2+1=3bit，系数这个词cache的tag+valid=3bit×8行=24bit=3Byte，经常情况下咱们齐是以cache中数据部分占的空间暗示cache的容量，也就是32字节，关联词内容上，它还突出多占用了3字节的存储空间。
上头一大段谎话说的就几下几点：
tag：决定块（block）的个数index：决定存在Cache哪一排（Cache line）offset：决定Cache中data的大小（字节为单元）index+offset：决定每个块有若干个数据1. Cache的掷中率主存温存存 按块存储， 块的大小相易；缓存共有 C 块，主存共有 M 块 ，主存 M 块的数目>>(远宏大于) 缓存 C块的数目
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掷中： 主存块 调入 缓存，主存块与缓存块 开采 了对应关系，用 秀丽纪录 与某缓存块开采了对应关系的 主存块号
未掷中： 主存块与缓存块 未开采 对应关系，主存块 未调入 缓存
Cache 的掷中率 ：CPU 欲走访的信息在 Cache 中的 比率 ，掷中率 与 Cache 的 容量 与 块长 联系 ，一般每块可取 4 ~ 8 个字 ， 块长取一个存取周期内从主存调出的信息长度
2. Cache –主存系统的服从服从 e 与 掷中率 联系
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设 Cache 掷中率 为 h ， 走访 Cache 的时辰为 t c ， 走访 主存 的时辰为 t m
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4.3.3 Cache的基本结构将主存地址映射到缓存中称为地址映射，将主存地址变换成缓存地址称为地址变换，当新的主存块需要调入缓存中，而它的可用位置又被占用时，需凭证替换算法处理调入问题。
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4.3.4 Cache的读写操作读操作若是掷中缓存，平直从缓存中获得信息，若是没掷中，从主存中查找信息。若是缓存Cache满，凭证替换算法，把从主存中读取的信息放入缓存。
Cache的读操作进程图
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写操作写直达法（Write – through）
写操作时数据既写入 Cache又写入主存， 写操作时辰就是走访主存的时辰 ， Cache块退出时，不需要对主存扩充写操作，更新战略比拟容易已毕。
优点：主存温存存数据永远保握一致污点：并吞时辰内可能对并吞主存进行反复的写写回法（Write – back）
写操作时只把数据写入 Cache 而不写入主存，当 Cache 数据被替换出去时才写回主存， 写操作时辰就是走访 Cache 的时辰， Cache块退出时，被替换的块需写回主存，加多了Cache 的复杂性。
优点：写操作时辰就是走访 Cache 的时辰污点：主存温存存数据不一致，多系统情况下会出现数据一致性问题Cache的翻新对Cache进行分级，加多Cache的级数分立缓存，把教唆 Cache和数据 Cache分开，幸免在活水的过程中酿成资源冲破。4.3.5 Cache-主存的地址映射平直映射主存中的狂放块映射到缓存中的唯独块，每个主存块只与一个缓存块相对应，关联词已毕纯粹。
特色：不生动，每个主存块只能与固定对应某个缓存块，即使还空着好多位置也弗成使用。这使得平直映射的块冲破概率最高，空间诳骗率最低。
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全相联映射平直映射的另一个顶点，不错把主存数据块装入 Cache 中的任何位置。
全相联映射方式的优点是比拟生动，Cache 块的冲破概率低，空间诳骗率高，掷中率也高，污点是地址变换速率慢，已毕本钱高。
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组相联映射组相联映射是平直映射和全相联映射相迎合的方式，将主存和cache齐分红若干段，何况使他们每组所包含的块数齐相等，组之迤逦纳全相联映射，组内块之迤逦纳平直映射。
平直映射和全衔接映射的折中。
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4.3.6 替换算法FIFO(First In First Out)：罢职先入先出原则，若现时Cache被填满，则替换最早参加Cache的阿谁。LRU(Least Recently Used)：最近最少被使用的被替换，也就是替换终末一次走访时辰最久远的阿谁。LFU(Least Frequently Used)：最不常使用的被替换，也就是以前某个时辰窗口里援用次数最少的阿谁。4.4 补助存储器4.4.1 概述例如：磁盘、光盘、硬盘
特色：造反直和CPU交换信息；断电后能保存信息
4.4.2 硬磁盘存储器1.硬磁盘存储器的类型固定磁头和迁徙磁头可换盘和固定盘2. 硬磁盘存储器结构图片
磁盘限定器
经受主机发来的号令，诊治成磁盘驱动器的限定号令已毕主机和驱动器之间的数据形态诊治限定磁盘驱动器读写磁盘限定器是主机与磁盘驱动器之间的接口：对主机（通过总线）
对驱动器（开采接口）
4.4.3 光盘存储器1. 概述经受光存储期间；诳骗激光写入和读出
第一代光存储期间 经受非磁性介质 不可擦写第二代光存储期间 经受磁性介质 可擦写2. 光盘存储旨趣只读型和只写一次型 热作用 （物理和化学）可擦写光盘 热磁效应4.5 补充简述用户找一个数据，策画机里面扩充过程：
CPU寄存器 -> Cache -> RAM的MDR -> RAM -> 辅存
本章完
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