А   Б  В  Г  Д  Е  Є  Ж  З  І  Ї  Й  К  Л  М  Н  О  П  Р  С  Т  У  Ф  Х  Ц  Ч  Ш  Щ  Ю  Я 


Адреса - звернення

Адреса звернення до оперативної пам'яті розширений за рахунок трехразрядного регістрів відносних збільшень. За наявності ознаки відповідну адресу модифікується вмістом регістра адреси.

Адреса звернення до основноїпам'яті або міститься в регістрі, який вказаний в полі R команди, або формується з трьох двійкових чисел - базової адреси, індексу і зсуву.

Принцип і схема перетворення математичних адрес у фізичні адреси. | Структурна схема адре. На суматоріформується адреса звернення до таблиці соотвег ствия сторінок, по якому з останньої витягується адресу почав фізичної сторінки в певному типі ЗУ. Код номери рядків переписується в регістр адреси ЗУРга ЗУ як адреса числа в физич (ської сторінці. Відзначимо, що втаблицях відповідності, крім коді реальних ЗУ, так само зберігається інформація про тип ЗУ, до якому відноситься дана інформація.

Компаратор адрес аналізує адресу звернення до ОЗУ і формує сигнал LOCK Блокування при зверненні в область старших 4К слів.

Виконавчим адресою називається адресу фактичного звернення до пам'яті, одержуваний при виконанні команди.

Встановлення зв'язку між блоками ініціюється адресою звернення мікропроцесорного модуля. Для цих цілей поле адресації розділене на два діапазони, одинз яких використовується для внутрішньоблокових звернень, інший - для міжблочних. Реалізована апаратно-програмна пріоритетна система переривань, що забезпечує переривання програми як ведучого, так і ведених блоків.

Помилкою адресації при зверненні до ОПвважається поява адреси обігу, перевищує максимально можливий для конкретної ємності пам'яті машини. Схема на рис. 59 відповідає ємності ОП 512К байт. Так як в ЄС ЕОМ для адреси відводиться 24 розряду, що відповідає максимально можливій ємності ОП, рівної16М байт, то при ємності 512К байт п'ять старших розрядів адреси пам'яті АДРВП[0 /4 ]повинні дорівнювати нулю. Кожен з цих сигналів викликає блокування запису в ОП.

Коротко тепер зупинимося на питанні формування в команді адреси звернення до ЗУ.

Канал видаєсвій сигнал запиту ЗПРДо разом з кодом адреси звернення до ОП. Останній надходить з інформаційних шинам каналу з блоку комутації числової інформації ОК. За сигналом ЗПРДо відбувається запис коду адреси вРАК, після чого ОК робить заміну коду адреси наінформаційних шинах каналу записуваної в ОП інформацією. Крім того, за сигналом ЗПРДо відбувається установка в одиничний стан ТОЗК, ТРАБК і формування сигналу ЗПРП для запуску тактовою ланцюжка аналогічно тому, як це відбувається при обслуговуванні запиту від ЦП. ВНаприкінці обслуговування запиту від каналу по імпульсу ТІЗ відбувається скидання ТОЗК, дозволяючи прийом наступного запиту від каналу, і по імпульсу ТІ4 формується сигнал черговості каналу (ОЧК), інформуючи канал про те, що його запит обслужений. Цей сигнал дозволяє каналу змінитиадресу обігу та виробити наступний запит, а також дозволяє прийом в блок комутації числової інформації ОК, ліченої з ОП інформації. Остання надходить у канал з ОП по окремих шинам.

Спеціальні ланцюги захисту порівнюють на відповідність заданим межамзначення адреси звернення до МОЗУ, який зберігається в регістріРА й виробляє відповідні сигнали: сигнал збою по захисту, або сигнал дозволу запису.

Цикл читання з пам'яті можливий при сигналі SYNC, фіксую-щем адресу звернення ADO

Пристрійрегенерації динамічного ОЗП. При Ki0 і V2l на входи X надходять сигнали коду адреси звернення.

Цикл читання з пам'яті можливий при: сигналі SYNC, що фіксує адресу звернення ADO - AD15 в БРА; сигналі MSEL; відсутності сигналу WTBT в адресній частині; відсутності чергового циклурегенерації пам'яті.

Цикл запису в пам'ять можливий при: сигналі SYNC, що фіксує адресу звернення ADO - AD IS і БРА; сигналі MSEL; сигналі WTBT, який в адресній частині є ознакою запису; сигналі DOUT; відсутності чергового циклу регенерації пам'яті.

Якщо натиснутаклавіша ДАН, то при збігу поточного адреси з адресою звернення в ОП за даними, відбудеться останов аналогічно останову за адресою команди.

В ПМК із зовнішніми накопичувачами інформації використовуються також директиви Af для засилання в контролер адреси звернення дофрагменту інформації в пам'яті накопичувача і Ц, для обміну інформацією між пам'яттю накопичувача і оперативною пам'яттю ПМК.

Процедура починається складанням числа з табличного регістра і номери сегмента, отримана сума використовується як адреса звернення до пам'яті і вВнаслідок першого про бращенія в інформаційному регістрі пам'яті утворюється початок сторінкової таблиці. Далі вміст інформаційного регістра складається з номером сторінки з віртуального адреси і проводиться звернення до сторінкової таблиці за адресою,отриманому в результаті останнього підсумовування. В інформаційному регістрі утворюється номер фізичної сторінки, який спільно з номером слова з віртуального адреси надсилається в адресний регістр і обра-зует там істинний адресу звернення до пам'яті.

Даліпишемо звернення до підпрограмі, що обчислює значення f (x): ставимо операцію ПП, а адресу звернення (початкова адреса підпрограми) поки залишаємо порожнім. Значення підінтегральна функція, очевидно, вийде в регістрі X.

ТОЧП буде встановлений в одиничний стан,тим самим вирішуючи використання знаходиться вРІП інформації, а також зміну адреси звернення, що знаходиться вРАП, і формування наступного запиту. Таким чином, ТОЧП спільно з ТЦІКЛ запобігають накладення один на одного запитів від ЦП.

При цьому спосіботримання контрольних сум рекомендується зберігати в таємниці - організація спеціальних зберігаються в таємниці контрольних точок входу (нестандартних адрес звернення до програм і їх окремих блоках) - криптографічне закриття програм з їх дешифруванням передвикористанням.

При зчитуванні з пам'яті в регістр КОП коду оператора звернення до підпрограмі вміст адресного стека зміщується вгору (попередній вміст регістра-лічильника заноситься в наступний регістр адресного стека), а в регістр-лічильник заноситься адресазвернення до підпрограмі. Після цього вміст регістра-лічильника збільшується на одиницю, і в регістр КОП викликається код оператора підпрограми з адресою, рівним вмісту регістра-лічильника. Після виконання підпрограми в регістр КОП зчитується код записаногов кінці підпрограми оператора повернення, виконання якого призводить до зміщення вниз вмісту адресного стека (стека повернення), і в регістрі-лічильнику виявляється адресу адреси звернення до підпрограмі. Після автоматичного збільшення вмістурегістра-лічильника на одиницю в регістр КОП викликається код оператора з адресою, на одиницю більшим адреси адреси звернення до підпрограмі, записаного в програмі після оператора звернення до підпрограмі.

При трансляції з кожного конкретного мови трансляторзбирається з блоку аналізу вхідного тексту, блоку розподілу пам'яті, блоку оптимізації (якщо він використовується), словника термінальних символів даної мови, таблиці граматичних правил з адресами звернень до генеруючих підпрограм, матриці передуваннядля даної мови (якщо її використовує блок аналізу), блоку або блоків генеруючих підпрограм, набору семантичних підпрограм.

Організація черг, блокування процесів, переклад А-процесорів в стан готовності практично збігаються з відповіднимидіями організуючою системи, за винятком того, що замість сигналів переривань при зверненні процесів до провідної програмі подоістеми ознаками для перекладу А-процесорів з одного стану в інший будуть адреси звернення до підсистеми, а замість сигналівпереривань від Ф - процесорів зовнішніх пристроїв або каналів - передача управління з організуючою системи в задані блоки ведучою програми.

Структурна схема інтерфейсу графічного дисплея. При цьому відбувається послідовне звернення до одній комірці в кожнійз чотирьох областей пам'яті, відведених для зберігання графіків. Адреси звернення до ВЗУ формуються в генераторі адрес на лічильнику рядків, початковий стан якого задається кодом, що надходять з порту початкового адреси графіків ПНАГ. З виходу лічильника адресу черезбуфер надходить на внутрішню шину адрес ВЗП. За допомогою порту початкового адреси графіків, змінюючи його код під час кадрового імпульсу, можна організувати програмне рух графіків.

Укрупнена структура процесора ЕОМ загального призначення. Через нього доступ допам'яті мають не тільки процесор, але і канали введення-виведення. У блоці відбувається аналіз адрес обігу цих абонентів та обслуговування їх у відповідності з пріоритетами.

До його складу входять перераховані нижче регістри і блоки. Регістр адресиРА служить дляфіксування адреси звернення до МОЗ У, має ланцюга прийому коду адреси з розрядів А2 СМ (див. структуру команд на стор

Для розміщення програм МД використовуються осередку 3400 - 3777 в 1 - му кубі МОЗУ. Крім того, осередки 01540155 в кожному кубі МОЗУ займаються під адреси зверненнядо МД і осередок 0153 у першому кубі МОЗУ - для занесення в неї вмісту СМ у момент звернення до МД по першому входу.

Процесорні вузли в таких системах об'єднуються мережею, в вузлах якої розміщуються спеціальні контролери, що аналізують адресу звернення до пам'яті. Якщодані розміщуються в пам'яті віддаленого вузла, то його контролеру надсилається повідомлення для звернення до цих даних. Разделяемие дані не заносяться в кеші, що знімає проблему когерентності. Однак у порівнянні з SMP-системами програмування таких NUMA-архітектурускладнюється. Механізми програмної підтримки компілятором когерентності даних обмежені, і існуючі методи застосовні до програм з добре структурованим паралелізмом на рівні циклів.

Блок управління оперативною пам'яттю (БО ОП) обслуговує не тількицентральний процесор, але і канали введення-виведення. Він організовує звернення до оперативної пам'яті, здійснюючи її активізацію і управління роботою, задає режим запису або зчитування, видає в ОП адреси обігу, приймає і видає інформацію від ЦП та каналів. Запитипроцесора і каналів вводу-виводу задовольняються за пріоритетом, причому вищим володіють канали. Пам'ять ключів захисту, що входить до складу блоку, забезпечує посторінковий захист оперативної пам'яті при записі і зчитуванні. Це необхідно для організаціїмультипрограммной роботи машини.

При будь-якому зверненні процесора в ОП для запису або зчитування проводиться перевірка наявності відповідного блоку в кеш. За що міститься в адресі номером блоку з МА зчитується рядок з чотирма номерами рядів, які в схемахпорівняння зіставляються з номером ряду в адресі звернення. При виявленні збігу (блок знаходиться в кеш) шифратор формує номер відділення кеш, в якому в позиції, що задається в адресі номером блоку (колонки), знаходиться запитуваний блок. При цьому дублюваннязапису нової інформації в ОП проводиться або не проводиться в залежності від того, до якого із зазначених вище типів відноситься дана кеш.

Слід особливо відзначити переваги з'єднання контурів управління через ДЕП при необхідності нарощування функціональнихзадач АСУ ТП. Якщо при традиційних методах зв'язку додавання нових контурів управління викликає істотне зростання складності системного програмного забезпечення та навантаження на інтерфейсні шини використовуваного мікропроцесора, то при стикуванні з координуючимконтуром через ДЕП значно спрощується програмування, а координуючий контур повинен володіти лише деяким запасом адрес звернення до елементів пам'яті. Додатковий контур може програмуватися поза основної системи і при підключенні надаємінімальний вплив на швидкодію координуючої системи.

Цикл читання з пам'яті можливий при сигналі SYNC, фіксую-щем адресу звернення ADO Цикл запису в пам'ять можливий при сигналі SYNC, що фіксує адресу звернення ADO БРА, сигналах MSEL, WTBT, що явля-етсяознакою записи, сигналі DOUT, відсутності чергового циклу регенерації пам'яті.

Все більша кількість компаній включаються в е-торгівлю. Компанії-постачальники повинні дуже обережно використовувати нові можливості, щоб не викликати роздратування покупців. Етикетроботи в Мережі - неписані правила етики користувачів Ін-теренета - припускає, що маркетологи повинні отримати дозвіл користувачів на відправку в їх адреси маркетингових звернень, а також повідомити, як саме споживач у разі виникнення у нього такогобажання може перекрити потік рекламних повідомлень.

Все більша кількість компаній включаються в е-торгівлю. Компанії-постачальники повинні дуже обережно використовувати нові можливості, щоб не викликати роздратування покупців. Етикет роботи в Мережі - неписаніправила етики користувачів Ін-теренета - припускає, що маркетологи повинні отримати дозвіл користувачів на відправку в їх адреси маркетингових звернень, а також повідомити, як саме споживач у разі виникнення у нього такого бажання може перекритипотік рекламних повідомлень.

При зчитуванні з пам'яті в регістр КОП коду оператора звернення до підпрограмі вміст адресного стека зміщується вгору (попередній вміст регістра-лічильника заноситься в наступний регістр адресного стека), а в регістр-лічильникзаноситься адреса звернення до підпрограмі. Після цього вміст регістра-лічильника збільшується на одиницю, і в регістр КОП викликається код оператора підпрограми з адресою, рівним вмісту регістра-лічильника. Після виконання підпрограми в регістр КОП зчитуєтьсякод записаного в кінці підпрограми оператора повернення, виконання якого призводить до зміщення вниз вмісту адресного стека (стека повернення), і в регістрі-лічильнику виявляється адресу адреси звернення до підпрограмі. Після автоматичного збільшення вмістурегістра-лічильника на одиницю в регістр КОП викликається код оператора з адресою, на одиницю більшим адреси адреси звернення до підпрограмі, записаного в програмі після оператора звернення до підпрограмі.

Структура регістровий пам'яті МК. ВУ і з ВУ) дані. Пам'ять МК(ПМК) зберігає інформацію, що відноситься до кожного з підканалів. Передачею даних управляє блок управління БУ ПД. Модифікація адрес звернення до ОП здійснюється за допомогою АЛП. Його вихідний магістраллю є МОЗ.

У мікросхемі К1800РП6 передбачена можливістьконтролю парності адреси і даних для кожного каналу і видачі помилки парності на висновки ERA і ERB, В якості бітів парності адреси використовуються біти ААО, АВО. Можливий режим ігнорування контролю парності. Специфіка схеми така, що одночасне звернення до однаковихадресами по каналах А і В є забороненою комбінацією, яка може призвести до збою. Щоб уникнути цього за допомогою аналізатора адрес порівнюються адреси звернення по каналах А і В і в разі їх рівності видається сигнал ERR. Установка тригерів помилки регістрів А і Ві виходів ERA і ERB Помилка парності в початковий стан здійснюється сигналом RESET і RESETO Установка.

Найбільш простим способом захисту пам'яті є метод граничних регістрів. Для цього виділяється два регістри, в яких фіксується відповідно мінімальний імаксимальний адреси - кордони пам'яті. Їхній зміст встановлюється супервизором перед початком функціонування програми користувача. При кожному зверненні до даного масиву проводиться порівняння адреси поводження з вмістом регістрів. Якщо адреса виходить замежі кордонів, відбувається переривання роботи машини з виробленням відповідного сигналу.

При зчитуванні з пам'яті в регістр КОП коду оператора звернення до підпрограмі вміст адресного стека зміщується вгору (попередній вміст регістра-лічильниказаноситься в наступний регістр адресного стека), а в регістр-лічильник заноситься адреса звернення до підпрограмі. Після цього вміст регістра-лічильника збільшується на одиницю, і в регістр КОП викликається код оператора підпрограми з адресою, рівним вмістурегістра-лічильника. Після виконання підпрограми в регістр КОП зчитується код записаного в кінці підпрограми оператора повернення, виконання якого призводить до зміщення вниз вмісту адресного стека (стека повернення), і в регістрі-лічильнику виявляється адресуадреси звернення до підпрограмі. Після автоматичного збільшення вмісту регістра-лічильника на одиницю в регістр КОП викликається код оператора з адресою, на одиницю більшим адреси адреси звернення до підпрограмі, записаного в програмі після оператора звернення допідпрограмі.

Процесор і канали по відношенню до ВП є незалежними пристроями і можуть формувати свої запити одночасно. БО ОП обслуговує ці запити за принципом першим прийшов - першим обслужений. При одночасному надходженні запитів запит від каналуволодіє більш високим пріоритетом. При надходженні запиту БО ОП активізує ОП, формує сигнали, що визначають режим роботи ВП (запис або читання), видає в ОП адресу обігу та забезпечує прийом інформації з ОП в режимі читання або видачу інформації в ОП в режимізапису. При обслуговуванні запиту здійснюється контроль з метою виявлення трьох типів програмних помилок: захисту пам'яті, адресації і специфікації.

У мікросхемі К1800РП6 передбачена можливість контролю парності адреси і даних для кожного каналу і видачіпомилки парності на висновки ERA і ERB. В якості бітів парності адреси використовуються біти ААО, АВО. Можливий режим ігнорування контролю парності. Специфіка схеми така, що одночасне звернення до однакових адресами по каналах А і В є забороненою комбінацією,яка може призвести до збою. Щоб уникнути цього за допомогою аналізатора адрес порівнюються адреси звернення по каналах А і В і в разі їх рівності видається сигнал ERR. Установка тригерів помилки регістрів А і В і виходів ERA і ERB Помилка парності в початковий станздійснюється сигналом RESET і RESETO Установка.

Канал видає свій сигнал запиту ЗПРДо разом з кодом адреси звернення до ОП. Останній надходить з інформаційних шинам каналу з блоку комутації числової інформації ОК. За сигналом ЗПРДо відбувається запис коду адреси в?АК, після чого ОК робить заміну коду адреси на інформаційних шинах каналу записуваної в ОП інформацією. Крім того, за сигналом ЗПРДо відбувається установка в одиничний стан ТОЗК, ТРАБК і формування сигналу ЗПРП для запуску тактовою ланцюжка аналогічно тому, якце відбувається при обслуговуванні запиту від ЦП. В кінці обслуговування запиту від каналу по імпульсу ТІЗ відбувається скидання ТОЗК, дозволяючи прийом наступного запиту від каналу, і по імпульсу ТІ4 формується сигнал черговості каналу (ОЧК), інформуючи канал про те, що його запитобслужений. Цей сигнал дозволяє каналу змінити адресу обігу та виробити наступний запит, а також дозволяє прийом в блок комутації числової інформації ОК, ліченої з ОП інформації. Остання надходить у канал з ОП по окремих шинам.

Рабочая програма зкінцевого пристрою вводиться за вибором програми-диспетчера в будь-яке місце пам'яті, причому це місце може змінюватися при поновленні обробки даної програми. Такий спосіб розподілу оперативної пам'яті багатопрограмних цифрових машин в процесі роботи машининазивається динамічним розподілом пам'яті. Коли на машині виконується одночасно декілька програм, причому в самих різних поєднаннях, розподіл інформаційних масивів у пам'яті заздалегідь передбачити неможливо, тому такий розподіл маєвироблятися в процесі виконання програм. Одним з широко використовуваних методів організації динамічного розподілу пам'яті є метод сторінкової організації пам'яті. У відповідності з цим і програма розбивається, і теж апаратно, на такі ж сторінки,які і передаються від зовнішнього ЗУ до оперативного і назад. Питання переадресації програм вирішуються за допомогою спеціальних регістрів, в один з яких програма-диспетчер засилає константу (перша адреса програми), а потім додає її до кожного адресою звернення поданій програмі в оперативну пам'ять. Таким чином, виконавчий адреса, адреса фактичного звернення до пам'яті, формується шляхом додавання до відносного адресою, записаному в команді, фізичної адреси з відповідного регістру, номер якого такожзафіксований в команді.

Рабочая програма з кінцевого пристрою вводиться за вибором програми-диспетчера в будь-яке місце пам'яті, причому це місце може змінюватися при поновленні обробки даної програми. Такий спосіб розподілу оперативної пам'ятібагатопрограмних цифрових машин в процесі роботи машини називається динамічним розподілом пам'яті. Коли на машині виконується одночасно декілька програм, причому в самих різних поєднаннях, розподіл інформаційних масивів у пам'яті заздалегідь передбачити неможливо, тому такий розподіл має здійснюватися в процесі виконання програм. Одним з широко використовуваних методів організації динамічного розподілу пам'яті є метод сторінкової організації пам'яті. У відповідності з цим і програма розбивається, і теж апаратно, на такі ж сторінки, які і передаються від зовнішнього запам'ятовуючого пристрою до оперативного і назад. Питання переадресації програм вирішуються за допомогою спеціальних регістрів, в один з яких програма-диспетчер засилає константу (перша адреса програми), а потім додає її до кожного адресою звернення за даною програмою в оперативну пам'ять. Таким чином, виконавчий адресу (адреса фактичного звернення до пам'яті) формується шляхом додавання до відносного адресою, записаному в команді, фізичної адреси з відповідного регістру, номер якого також зафікісірован в команді.

Рабочая програма з кінцевого пристрою вводиться за вибором програми-диспетчера в будь-яке місце пам'яті, причому це місце може змінюватися при поновленні обробки даної програми. Такий спосіб розподілу оперативної пам'яті багатопрограмних цифрових машин в процесі роботи машини називається динамічним розподілом пам'яті. Коли на машині виконується одночасно декілька програм, причому в самих різних поєднаннях, розподіл інформаційних масивів у пам'яті заздалегідь передбачити неможливо, тому такий розподіл має здійснюватися в процесі виконання програм. Одним з широко використовуваних методів організації динамічного розподілу пам'яті є метод сторінкової організації пам'яті. У відповідності з цим і програма розбивається, і теж апаратно, на такі ж сторінки, які і передаються від зовнішнього ЗУ до оперативного і назад. Питання переадресації програм вирішуються за допомогою спеціальних регістрів, в один з яких програма-диспетчер засилає константу (перша адреса програми), а потім додає її до кожного адресою звернення за даною програмою в оперативну пам'ять. Таким чином, виконавчий адреса, адреса фактичного звернення до пам'яті, формується шляхом додавання до відносного адресою, записаному в команді, фізичної адреси з відповідного регістру, номер якого також зафіксований в команді.