Spicker-Seite-20047_de - Ewig Drohendes Versagen

Best-Effort-Dienst: 1. Pakete können verloren gehen, 2. Pakete können in einer anderen
Reihenfolge empfangen werden, als sie gesendet wurden, 3. über die Dauer des Transports
eines Pakets bis zur Ankunft beim Empfänger wird keine Aussage gemacht, 4. es werden keine
Zusagen über die Bandbreite zwischen Sender und Empfänger gemacht, 5. es werden keine
Informationen bzgl. einer Überlastung des Netzwerks an den Sender oder Empfänger
weitergegeben.
Cache Treffer
rw auf Cache=2ns inkl. Suche und Ablage = 10ns
Aufgabe: Reduzierung der durchsch. Zugriffszeit auf 4ns
Lösung: x*2ns+(1-x)*10ns=4ns -> x=0,75 -> 75%
IP Adressen: 32 Bit: 2^8.2^8.2^8.2^8 – IP Adresse + AND Operation – die Netzwerkmaske
identifiziert somit das Netzwerk. A0, B10, C110, D1110, E11110 Notation: a.b.c.d/xx (Bit).
Geschwindigkeit bps immer in 10^x
Verzögerungen:
Ausbreitungsverzögerung tprop: ist die Zeit welche ein einziges Bit benötigt um sich vollständig
auf der Leitung auszubreiten - gleich der Entfernung der Hosts A und B geteilt durch die
Ausbreitungsgeschwindigkeit, tprop=d/v in ms oder s
Übertragungsverzögerung ttrans: ist die Zeit, die für die Übertragung aller Paketbits (gesamte
Nachricht auf) auf der Verbindungsleitung erforderlich ist. Wenn die Paketgröße L Bit und die
Übertragungsrate R auf der Verbindungsleitung von Host A zum Host B sind, dann ist. ttrans=L/R
in ms oder s Zum Zeitpunkt ttrans werden alle Paketbits fertig auf die Verbindungsleitung
gebracht, also hat das letzte Bit des Pakets gerade den Host A verlassen.
Verbreitungsverzögerung: Die Zeit, die ein Router für die Feststellung benötigt, wohin das Paket
weiterzuleiten ist, ggfs. Auch die Zeit, um Bitfehler zu entdecken, die durch Störungen auf der
Leitung bei der Übertragung auftreten können.
Warteschlangenverzögerung: Die Zeit, die das Paket in einer Warteschlange eines Routers
verbringt, um auf die Übertragung auf einer ausgehenden Verbindungsleitung zu warten.
Ende-zu-Ende-Verzögerung: Wenn die Verarbeitungs- und Warteschlangenverzögerungen
ignoriert werden, dann ist die Ende-zu-Ende-Verzögerung des Pakets die Summe der
Ausbreitungs- und Übertragungsverzögerungen, also (d/v + L/R) in ms oder s
Zusammenhang trans und tprop:
Nachdem das erste Bit des Pakets zum Zeitpunkt t = 0 auf die Verbindungsleitung gebracht wird,
breitet es sich mit Geschwindigkeit v in die Richtung des Hosts B aus. Wenn die Entfernung d
zwischen Host A und B groß genug ist, dann hat das erste Bit die Entfernung zum Host A
(v*ttrans) hinter sich gelegt. D. h. wenn d <= v ⋅ L / R, oder d/v <= L / R, oder tprop <= ttrans ist,
dann befindet sich das erste Bit zum Zeitpunkt ttrans schon beim Host B.
Entfernung: Aus tprop=trans folgt d=v*(L/R)
Paging: jede Adresse adressiert ein WORT
Adresslänge: (logischer Speicher) / (Wortgröße) = 2^x Byte, = x Bit
Die Adressbusbreite entspricht der Anzahl der Binärstellen, die notwendig ist, um alle Worte
adressieren zu können. Bei 2^{x} Worten werde genau x Binärstellen benötigt.
max. Einträge in der Seitentabelle: (logischer Speicher) / (Seitengröße)
Anzahl Seitenrahmen: (phys. Speicher) / (Seitengröße) = 2^n Seitenrahmen
Größe eines Eintrags der Seitentabelle: n Bit
Seitengröße i.W.: Seitengröße in KB / Wortgröße (16KB/8B=2^14/2^3=2^11)
physische zu logischer Adresse: (phys. Adresse) / (Seitengröße i.W.) = A Rest B
log. Adresse = A-zu-Seitenrahmennummer * Seitengröße + B (Offset)
logische zu physischer Adresse: (log. Adresse) / (Seitengröße i.W.) = C Rest D
phy. Adresse = C-zu-Seitennummer * Seitengröße + D (Offset)
kleine Seitengrössen: Problem der internen Fragmentierung ist viel kleiner
-> lange Seitentabellen, wodurch die Effizienz der Speicherzugriffe sinkt.
grosse Seitengrössen: Seitentabellen der Prozesse werden kürzer
-> interne Fragmentierung steigt.
externe Fragmentierung: Menge der existierenden Prozesse ständig ändert, entstehen in den
Adressräumen der Prozesse im HS Lücken.
interne Fragmentierung: Bei der Seiteneinteilung wird der Speicher in Seiten mit fester Größe
eingeteilt. Sobald ein Programm Speicher beantragt (alloziert), werden so viele Seiten reserviert,
dass die Summe der reservierten Seiten größer oder gleich dem beantragten Speicher ist. Ist die
beantragte Menge kleiner als die Summe des Speichers der reservierten Seiten, so bezeichnet
man diese Differenz als interne Fragmentierung: dieser Verschnitt liegt innerhalb des
reservierten Bereiches, typischerweise am Ende. Zum Beispiel: Das Betriebssystem verwaltet
den Arbeitsspeicher in Seiten mit einer Größe von 4 Kilobyte. Ein Programm beantragt 5 kByte.
Daraufhin reserviert das Betriebssystem 2 Seiten (8 kByte). Die interne Fragmentierung beträgt
3 Kilobyte.
Dateisysteme: FAT: File Allocation Table:
Datenverzeichnis phys. Adr. [i] von Dateiblock 0 FAT[i] enthalt dann Eintrag zu FAT[j]
Verkettung der physischen Blockadresse in FAT-> [j]361->[k]24->[l]88->eof
(Partitionsgröße) / (Blockgröße) = 2^n Blöcke - Blockadresslänge = n bit,
FAT-Größe = Blöcke * Blockadresslänge (2^n * n) Bsp: (2^16bit * 2^4bit) -> [2^4=16]
FAT-Größe in Blöcken = (FAT-Größe) / (Blockgröße)
Ein Block kann (Blockgröße) / (Blockadresslänge) viele Adressen enthalten.
Ein inode kann maximal adressieren: 12 direkt, erster Bruch einfach, zweiter Bruch zweifach und
dritter Bruch dreifach indirekt: 12 + [(Blockgröße)/(Blockadresslänge)] +
[(Blockgröße)/(Blockadresslänge)]^2 + [(Blockgröße)/(Blockadresslänge)]^3
HTTP 1.0: nur nicht persistente Verbindungen, Verbindung wird nach Übertragung wieder
abgebaut. HTTP 1.1 auch persistente Verbindungen, Verbindung bleibt offen, kann durch
Benutzer oder Time-out-Intervall geschlossen werden.
Portnummern 0 bis 1023 - bekannte Anwendungsprotokolle. 16 Bit, bis 65.536
Prüfsumme: Alle Bit-Wörter des Segments werden zusammen addiert, Überläufe auch. Davon
wird das 1er Komplement gebildet (0 mit 1 und 1 mit 0 aus-tauschen). Bit Wörter + Prüfsumme =
1111...
Routing-Algorithmus:
Dezentraler (lokaler) Distanzvektor Algorithmus: Knoten kennt nur die Nachbarn - jeder Knoten
kennt NUR seine Nachbarn und schickt Informationen NUR an die direkten Nachbarn nach
jedem Update;
Neue Routen werden nur bei geringeren Kosten propagiert - Kosten in Distanztabellen,
Ziel/Nachbar D_T_x; math. Bellman-Ford Algorithmus; Gefahr der Routing-Schleife und count toinfinity Problem; Routing-Schleife wird durch Poisoned-Reverse-Strategie behoben; reagiert
schnell auf gute und langsam auf schlechte Nachrichten; nicht robust, falsche Nachrichten
können sich im gesamten Netzwerk ausbreiten.
Initialisierung: Sende eigene Routen zu allen Nachbarn
Iteration: Empfange Routen von eigenen Nachbarn – bei Verbesserung von Routen propagiere
sie an alle Nachbarn
Ablauf: Verbindungskosten zu direkten Nachbarn in Kostenmatrix eintragen.
Wiederhole die folgenden Schritte in einer unendlichen Schleife
Warte auf Aktualisierungsnachrichten von Nachbarn
Eigene Kostenmatrix aktualisieren.
Neu gelernte günstigere Routen an Nachbarn weiterleiten
Routing-Protokoll Internet: Intra-AS-Routing (im autonomen System) und Inter-AS-Routing
(zwischen autonomen Systemen), BGP4 – Pfadvektor Protokoll, sendet den kompletten Pfad
mit. Somit kein count-to-infinity Problem.
Zentraler Link-State Algorithmus: alle Knoten haben alle Informationen über die Kosten; jeder
Knoten sendet an das gesamte Netzwerk via Broadcast;
Dijkstras iterativer Algorithmus – Zeit O(n²) bei n Knoten; O(nL) Nachrichten bei L Verbindungen;
robust, da beschädigte Nachrichten ignoriert werden können
Graph ist vollständig bekannt - Pfade von beliebigen Ausgangsknoten – Tabelle mit allen Knoten
des Graphen erstellen – Kosten sind erst mal nur für die direkten Nachbarn bekannt
Initialisierung: Tabelle aufstellen – Eintragen der Kosten der direkten Nachbarn – bei nicht
bekannt unendlich eintragen
Iteration: startet beim Nachbarknoten mit den geringsten Kosten – Knoten als betrachtet
markieren – Routingtabelle aktualisieren – weiter beim nächsten noch nicht besuchten Knoten
mit den geringsten GESAMT kosten bis alle Knoten besucht.
Strategien zur Abarbeitung von Aufträgen:
FCFS: (first-come, first-served) Die Abarbeitung der Aufträge erfolgt in der Reihenfolge in der die
Aufträge eintreffen. Zuerst eintreffende Aufträge werden zuerst abgearbeitet. keine Optimierung
der Reihenfolge der Aufträge
SSTF: (shortest-seek-time-first): Hierbei werden die Aufträge so abgearbeitet, dass die Strecke
zur Neupositionierung des Lese-/Schreibkopfs möglichst gering ist. Es erfolgt eine Optimierung
der benötigten Suchzeit.
SCAN: Bei SCAN startet der Schreib-/Lesekopf an einem Ende der Festplatte und bewegt sich
zum anderen Ende, die Aufträge auf den Zylindern, die er erreicht, werden bearbeitet. Am Ende
kehrt der Schreib-/Lesekopf wieder zurück und bearbeitet die restlichen Aufträge.
Es erfolgt keine Optimierung der Reihenfolge.
Starvation: Bei SSTF, SJF und der Prioritäten-Strategie besteht die Gefahr, dass durch das
ständige hinzukommen neuer Prozesse die alten nicht abgearbeitet werden
Reihenfolge Bsp: 200 Spuren hat, die von 0 bis 199
98, 183, 37, 122, 14, 124, 65, 67, 199
FCFS Distanz 772 Spuren zurück.
Der Kopf durchläuft die Sektoren der Reihenfolge des Eingangs nach.
98-53+183-98+183-37+122-37+122-14+124-14+124-65+67-65+199-67=
45+85+146+85+108+110+59+2+132=772
SSTF Distanz 252 Spuren zurück.
Der Kopf fährt immer den Sektor in seiner Nähe an.
65-53+67-65+67-37+37-14+98-14+122-98+124-122+183-124+199-183=
12+2+30+23+84+24+2+59+16=252
SCAN Strategie legt der Kopf eine Distanz von insgesamt 252 Spuren zurück.
Der Kopf fährt von Position 53 zu 0 und von 0 zu 199. 53+199=252
Schutz von Betriebssystemen - Hardware-Unterstützungen
Zeitgeber: Ein modernes Betriebssystem muss einen Mehrprogrammbetrieb unterstützen, d. h.
mehrere Prozesse teilen sich die CPU. Damit kein Prozess die CPU für sich allein behält, ist die
Einführung eines Zeitgebers notwendig, um den Wechsel der Prozesse zu ermöglichen. Wenn
die Zeitscheibe eines Prozesses abgelaufen ist, löst der Zeitgeber eine Unterbrechung aus.
Grenzregister: Das Betriebssystem muss den Hauptspeicher mit Benutzerprozessen teilen, aber
der Speicherbereich des Betriebssystems muss vor einem Zugriff der Benutzerprozesse
geschützt werden. Durch das Registerpaar Basisregister und Grenzregister kann man den
Speicherbereich des Betriebssystems oder eines Benutzerprozesses einschränken. Wenn ein
Benutzerprozess versucht, außerhalb des erlaubten Bereichs zuzugreifen, gibt es eine SoftwareUnterbrechung (Trap), und das Betriebssystem übernimmt die Kontrolle.
Privilegierte Befehle: Systemmodus und Benutzermodus sind zwei Ausführungsmodi, um
unterscheiden zu können, ob ein Auftrag vom Betriebssystem oder von einem Benutzerprozess
kommt. Die sicherheitskritischen Maschinenbefehle, also die privilegierten Befehle z. B. zur
Kontrolle von Unterbrechungen, und Zugriffe auf Dienste vom Betriebssystem z. B. auf
Hardware-Geräte können nur im Systemmodus ausgeführt werden.
Scheduler: weist die Prozesse dem Prozessor zu, regelt somit die zeitliche Ausführung mehrerer
Prozesse, starvation: Shortest Job First, Prioritäten-Strategie. Nicht bei: First-Come, FirstServed, Round Robin
Dispatcher: entzieht Prozess die CPU und weist sie ienem anderen Prozess zu (führt die
Kontextwechsel durch)
Time-Sharing-Betrieb: Bei einem Time-Sharing-Betrieb können mehrere Benutzer gleichzeitig an
einem Computer arbeiten und dabei mehrere Programme "gleichzeitig" laufen lassen / mehrere
Prozesse können sich zu einem Zeitpunkt im Hauptspeicher befinden.
Hardware Interrupts: Es wird unterschieden zwischen Interrupts der Controller und Timer
Interrupt. Interrupt durch Controller: Controller schließt Lese-auftrag ab, Mausbewegung,
Tastendruck, etc. Die Interrupts, welche durch Controller ausgelöst wer-den, sollen unnötige
Abfragen vermeiden (busy -wait). Der Timer-Interrupt ist für das Scheduling wichtig: Der TimerChip senden Signal (IR) – der Scheduler wird gestartet, damit der aktuell laufende Prozess
gespeichert (schlafen gelegt), neuer Prozess nachgeschlagen und gestartet.
Software-Interrupts: Es wird unterschieden: Es kann auf Grund eines Fehlers eines Prozesses
unterbrochen werden: Beispiel: Division durch 0, oder Zugriff auf Speicher, die Seite ist aber
nicht eingelagert. Andere Möglichkeit: Prozess möchte etwas ausführen, wofür er keine Rechte
hat, deswegen Systemcall. Beispiel: Direkt auf Controller zugreifen.
Unterschied HW-SW Interrupt:
HW Interrupts sind nicht vorhersehbar, da sie durch ein externes Ereignis ausgelöst werden. Bei
exakt gleicher Eingabe für dasselbe Programm wird die Software-Unterbrechung an derselben
Stelle wieder auftreten, während eine Hardware-Unterbrechung in Allgemeinen nicht
reproduzierbar ist.
Unterbrechungsvektor: besteht aus einer Folge von Anfangsadressen für Interuptbehandlungen
Die Anfangsadressen werden vom BS eingetragen und dienen dazu die Interupts bestimmten
Programmen (Prozessen) zuzuordnen
ARQ- Protokoll (Automatic Repeat reQuest):
Fehlererkennung: um Bitfehler zu erkennen, müssen zusätzliche Informationen in einem Paket
übertragen werden (Prüfsummen).
Rückmeldung vom Empfänger: positive (ACK) und negative (NACK) Bestätigungen müssen vom
Empfänger zum Senden kommuniziert werden.
Wiederholung: Ein fehlerhaft empfangenes Paket muss vom Sender noch einmal übertragen
werden.
Prozesssynchronisation: Semaphoren initialisieren, up/down Operation und Reihenfolge
beachten. Warum kann dies nicht unter Kontrolle des aktuell laufenden Benutzerprozesses
geschehen:
-Der aktuell laufende Prozess kann sich - für den Fall, dass der Zähler der Semaphore den Wert
0 hat - nicht selbst in den Status "blockiert" versetzen. Dies kann nur das Betriebssystem.
-Der aktuell laufende Prozess könnte die Semaphore manipulieren und damit umgehen oder den
Zugang für andere Prozesse blockieren.
-Während der Manipulation der Semaphore könnte der Prozess durch einen Interrupt
unterbrochen werden. Semaphorenoperationen: -> Betriebssystem -> Zugriff muss atomar
ablaufen muss, darf also nicht durch andere Prozesse oder Threads unterbrochen werden. BS
stellt Semaphorenoperationen zur Verfügung stellt
S1.count = 1
Prozess A
repeat
down(S1);
x=2;
up(S2);
until false;
S2.count = 0
Prozess B
repeat
down(S2);
x=1;
up(S1);
until false;
Prozess A
down(S1);
down(S2);
Prozess B
down(S2);
down(S1);
Deadlock / Verklemmung -> Eine Menge von Prozessen befindet sich in einem Deadlock, wenn
jeder dieser Prozesse auf ein Ereignis wartet, das nur ein anderer Prozess aus dieser Menge
verursachen kann.
Datei/ Verzeichnisrechte: „-“ für Datei, „d“ für Ordner. rwx rwx rwx – ugo Befehl: chmod ugo+-rwx
Datei/Ordner Zahl in der dritten Spalte von links: 1 + Verweise auf diese Datei. Wird die Datei
gelöscht, wird nur der Eintrag gelöscht, nicht aber die Datei selbst. Bei Verzeichnissen steht dort
mindestens eine 2 (für „.“ und „..“)
Hauptspeicherverwaltung / Paging:
Gegeben: HS= 2^37 Worte a 64Bit - phy.HS = 2GB - Seitengröße 16KB
HS= 2^37 * 64bit (8Byte=2^3Byte) = 2^37*2^3=2^40=1TB
Adressbus bei 64bit Wort Zugriff = 37Bit entspricht dem 37 aus HS 2^37
Die Adressbusbreite entspricht der Anzahl der Binärstellen, die notwendig ist, um alle
Worte adressieren zu können. Bei 2^37 Worten sind hierzu genau 37 Binärstellen nötig.
Logische Adresse: HS/Wortgröße = 2^37 / 2^3 = 2^34 = 35Bit (37-3)
Größe Eintrag in Seitentabelle = HS/Seitengröße=2^40/2^14=2^26=26Bit
Seitengröße i.W.: Seitengröße in KB / Wortgröße (16KB/8B=2^14/2^3=2^11)
Log. Ad. 2049 zu pys. Ad: Log. Adr./Seitengröße i.W.=2049/2048=1R1
Seitennr. 1 = Seitenrah. 0 => 2048*0+1=1=>phys. Adresse ist 1
Phys. Adr. 2049 zu log. Adr.: Phys. Adr./Seitengröße i.W.=2049/2048=1R1
Seitenrah. 1 = Seitennr. 2 => 2048*2+1=4097=>log. Adresse ist 4097
Bit
Byte
Byte
8
16
32
64
1
2
4
8
2^0
2^1
2^2
2^3
128
256
16
32
2^4
2^5
Seitentabelle
Logisch
Physisch
Seitennummer
Seitenrahmen
0
2
1
0
2
1
2er Potenzen: 2^ linke Spalte = rechte
0
1
B
21
2097152
2
MB
1
2
B
22
4194304
4
MB
2
4
B
23
8388608
8
MB
3
8
B
24
16777216
16
MB
4
16
B
25
33554432
32
MB
5
32
B
26
67108864
64
MB
6
64
B
27
134217728
128
MB
7
128
B
28
268435456
256
8
256
B
29
536870912
512
9
512
B
30
1073741824
1024
1
GB
10
1024
1
KB
31
2147483648
2048
2
GB
11
2048
2
KB
32
4294967296
4096
4
GB
12
4096
4
KB
33
8589934592
8192
8
GB
13
8192
8
KB
34
17179869184
16384
16
GB
14
16384
16
KB
35
34359738368
32768
32
GB
15
32768
32
KB
36
68719476736
65536
64
GB
16
65536
64
KB
37
137438953472
131072
128
GB
17
131072
128
KB
38
274877906944
262144
256
GB
18
262144
256
KB
39
549755813888
524288
512
GB
19
20
524288
1048576
512
1024
KB
KB
40
41
1099511627776
2199023255552
1048576
2097152
1
2
TB
TB
MB
MB
P1 hat eine Wartezeit von 2.
P1 muss 4 Zeiteinheiten warten bis der
Prozess beendet wird. Die restliche Zeit
sind andere Prozesse am
Zug:1,2,3,4,5,1,2,3,4,5,2,3,4,2,3,4,
2,4,2,4,4,4
Analog für P2 bis P5:
P2 Wartezeiten:
1,2,3,4,5,1,2,3,4,5,2,3,4,2,3,4,2,4,2 --> 13
Wartezeiten a 0,5 -> 6,5
P3 Wartezeiten:
1,2,3,4,5,1,2,3,4,5,2,3,4,2,3 --> 11
Wartezeiten a 0,5 -> 5,5
P4 Wartezeiten:
1,2,3,4,5,1,2,3,4,5,2,3,4,2,3,4,2,4,2,4 --> 14
Wartezeiten a 0,5 -> 7
P5 Wartezeiten:
1,2,3,4,5,1,2,3,4,5,2,3,4,2,3,4,2,4,2 --> 8
Wartezeiten a 0,5 -> 4
Bzw imDurchschnitt: (2 + 6,5 + 5,5 + 7 + 4)
/ 5 = 25 / 5 = 5.
Problem der hungrigen Philosophen.
Wer agiert?: N Philosophen
Welche Art von Ressourcen stehen zur Verfügung?: Stäbchen
In welcher Menge stehen diese Ressourcen zur Verfügung?: Es gibt N Stäbchen
Wie sind diese Ressourcen angeordnet?: Am Teller eines jeden Philosophen liegt links sein
Stäbchen.
Welche Aktionen können durchgeführt werden? denken und essen
Welche Ressourcen werden zur Durchführung der Aktionen benötigt?:denken: keine
Ressourcen werden benötigt / essen: zwei Stäbchen
Wie werden die Ressourcen reserviert? Ein Philosoph, der essen möchte, greift sich zunächst
seines eigenes Stäbchen und dann das seines rechten Nachbarn.
Was ist das Problem der hungrigen Philosophen:
Hat jeder Philosoph das Stäbchen zu seiner linken gegriffen, kann keiner mehr das zu seiner
rechten aufgreifen. Alle Philosophen warten darauf, dass ein Stäbchen frei wird, was jedoch nie
geschieht, sodass niemand essen kann.
Wie wird dieses Problem gelöst? Bevor ein Philosoph Stäbchen aufgreifen darf, muss er
zunächst prüfen, ob beide Stäbchen verfügbar sind. Ist dies der Fall, darf er sofort beide
Stäbchen aufgreifen. Kein anderer Philosoph darf ihn dabei unterbrechen oder währenddessen
selber mit dem Prüfen und Aufgreifen beginnen.
TCP: bietet einen zuverlässigen, verbindungsorientierten Dienst, über das ein Bytestrom von einem
Rechner im Internet fehler-frei einem anderen Rechner zugestellt wird, garantiert Vollständigkeit und
richtige Reihenfolge
UDP: bietet einen unzuverlässigen, verbindungslosen Dienst, keine Garantie bezüglich der Ankunft und
Reihenfolge, wird für DNS Server verwendet, DNS Anfrage ist klein und passt in DNS Segment, DNSServer kann hereinkommende Anfragen beantworten und sofort vergessen. Falls erfolglos, kann die
Anfrage erneut gesendet werden oder an einen anderen DNS gesendet werden.
UDP Segment: linke, rechte Spalte je 2 Byte
Source Portnummer
Segment-Länge
Destination Portnummer
UDP-Prüfsumme
Anwendungsdaten
Mechanismen zuverlässige Datenübertragung: Bestätigung und Timeout. Empfänger sendet Sender
Bestätigung für Paket. Timeout ist angemessenes Zeitintervall und wird benutzt, um Verlust des Pakets
zu erkennen: Wenn innerhalb der Timeout Zeit der Sender keine Bestätigung erhält, sendet er erneut.
In modernen Systemen ist der Hauptspeicher über einen Bus direkt am Prozessor angeschlossen während
er früher mit der Northbridge verbunden war.
Bei differenzieller Übertragung werden Signale mit entgegengesetzten Pegeln über ein Leitungspaar
geschickt.
Der Speicher-Controller in einem PC muss das Lesen der gesamten in den SDRAMs gespeicherten
Information in regelmäßigen Abständen veranlassen, damit diese nicht verloren geht.
Der USB gehört zu den wichtigsten Standard-Verbindungen der South-Bridge zur Kommunikation mit E/AGeräten.
Bei USB, IEEE 1394, PCIe und SATA können Geräte im laufenden Betrieb hinzugefügt und entfernt werden.
DRAM Package: Planar
Im DRAM-Gehäuse ist nur ein einziger Speicherchip untergebracht.
Gegenteil: MCM-Multi-Chip Modules mit mehreren (z.B. gestapelten) Chips im Gehäuse.
DIMM Ranks: 1
Nach JEDEC-Spezifikation bezeichnet der Begriff Rank einen eindeutigen, unabhängig adressierbaren 64 Bit
breiten Bereich eines Speichermoduls.
D.h. das betrachtete Modul besitzt eine einzige Reihe von DRAM-Bausteinen, die gleichförmig adressiert
werden.
Im Unterschied zu den Ranks sind die Bänke (Banks) innerhalb der Speicherbausteine realisierte
Speicherbereiche, die gesondert angesprochen werden und durch Trennung der Auffrischzeiten einen
schnelleren Zugriff auf die Speicherzellen ermöglichen.
Burst length supported:
Unter einem Burst versteht man einen Block von im Speicherbaustein nebeneinander liegenden Daten, die
sukzessive und nur unter Angabe der Block-Anfangsadresse übertragen werden. Die Folgeadressen für die
jeweils nächsten Zugriffe werden durch den Baustein selbst erzeugt.
DIMMs enthalten RAM und ROM und auf den Anschlusskontakten auf der Vorderseite und auf der Rückseite
der Leiterplatte liegen unterschiedliche (DUAL) Signale an.
Eine Grafikkarte mit einem Ausgang für analoge Videosignale benötigt mindestens einen RAMDAC
F Zur Speicherung von Nutzdaten auf einem magnetomotorischen Medium müssen diese in ein
Magnetisierungsmuster mit möglichst wenigen Bitzellen pro Nutzdatenbit umgesetzt werden, damit diese
eindeutig rekonstruiert werden können.
R Bevor ein Strom von Nutzdaten auf das Speichermedium einer Festplatte geschrieben werden kann, muss
dieser in einen Speichercode umgeformt werden, damit beim Lesen der dazu notwendige Takt
zurückgewonnen werden kann.
R Bei allen drei Codierungsarten FM, MFM und RLL ist die Anzahl der Codebits immer genau doppelt so
groß wie die Anzahl der Nutzdatenbits.
R Die MFM-Codierung ist der FM-Codierung überlegen, weil bei gleicher Anzahl von Nutz- und Codebits
weniger Flusswechsel erforderlich sind bzw. weniger Einsen im Speichercode vorkommen.
F Die RLL-Codierung besitzt gegenüber der FM-Codierung den Nachteil, dass die Speichercodeworte
erheblich länger sind und damit mehr Speicherplatz benötigt wird.
R Die RLL-Codierung ist der FM-Codierung überlegen, weil die Schreibdichte höher ist und damit mehr
Information auf die gleiche Fläche geschrieben werden kann.
R Bei der MFM-Codierung ist der Speichercode nur von der Vorgeschichte abhängig wenn ein 0-Bit
gespeichert werden soll.
Unterschied besteht in der Bedeutung des Begriffs Spur auf einer Festplatte bzw. einer CD-ROM
Festplatte: Konzentrischer Kreis auf einer Plattenoberfläche
CD-ROM: Spiralförmige Linie über die gesamte Oberfläche vom Zentrum zum Außenrand
Definition eines 1-Bits bei Festplatte und CD-ROM
Festplatte: Flusswechsel in der magnetischen Schicht
CD-ROM: Übergang zwischen Erhöhungen (Lands) und Vertiefungen (Pits) auf der Oberfläche
Monitor mit den Spezifikationen nach Teil C) an der DVI-Schnittstelle mit Dual-Link möglich?
Nein, da der DVI-Standard nur eine 24-Bit-Farbtiefe unterstützt.
Aber auch die maximale Übertragungsrate der Dual-Link-Schnittstelle von 6 x1,65 GBit/s = 9,9 GBit/s würde
für die verlangten 1,069547520 GB/s * 10 Bit/Byte = 10,695 GBit/s nicht ausreichen.
Übertragungsrate (in GByte/s und GBit/s) wird zwischen dem Grafikprozessor und dem Video-Controller
Pixel * Pixel * Farbtiefe / 8 = Größe in MB * Bildwiederholrate = MB/s / 1024 = GB/s * 8 = Gbit/s
EPROMs und EEPROMs elektrischen Verfahren gelöscht - beide werden elektrisch programmiert.#
Die minimale Zeitspanne, die zwischen zwei Zugriffen auf einen Speicher liegen muss, wird Zykluszeit
genannt. Die Zugriffszeit ist die Zeit, die für das Lesen oder Schreiben einer Speicherzelle benötigt wird.
von-Neumann-Flaschenhals bezeichnet man die Tatsache, dass Daten und Maschinenbefehle über den
selben Bus transportiert werden.
die Harvard-Architektur vermindert das Problem des von-Neumann-Flaschenhalses.
mit Hilfe von Memory Mapped I/O können Ein-/Ausgabegeräte vom Prozessor wie Arbeitsspeicher a.w.
die Adressleitungen eines Busses wählen das genaue Ziel oder die Quelle eines Datentransports aus.
die Prozessorarchitektur definiert die Grenze zwischen Hardware und Software. Sie umfasst den für den
Systemprogrammierer und für den Compiler sichtbaren Teil des Prozessors.
zum Programmiermodell eines Prozessors gehören der Befehlssatz, das Befehlsformat, die
Adressierungsarten, das Unterbrechungssystem und das Speichermodell.
der Befehlssatz einer RISC-Architektur besteht aus nur wenigen, unbedingt notwendigen Befehlen. Dadurch
werden zur Realisierung komplexer Funktionen mehr Befehle und damit wird gegenüber der CISCArchitektur mehr Speicherplatz benötigt.
der Befehlssatz einer RISC-Architektur besteht aus nur wenigen, unbedingt notwendigen Befehlen um eine
einfache Realisierung des Steuerwerks zu ermöglichen und damit Chip-Fläche zu sparen.
CISC-Architekturen zeichnen sich durch umfangreiche Befehlssätze, mächtige Maschinenbefehle mit vielen
Befehlsformaten und vielen Adressierungsarten aus.
wegen des kleineren Befehlssatzes und der daraus resultierenden weniger komplexeren Befehle werden zur
Implementierung eines Programmes auf einer RISC-Architektur mehr Befehle und damit mehr Speicherplatz
benötigt.
die Registerfenster-Technologie minimiert insbesondere bei SPARC-Prozessoren den Datentransfer, da der
Aufwand für die Sicherung von Registern und Prozessorstatus / Parameterübergabe vereinfacht wird.