Организация шин (стр. 3 )

Синхронный протокол

В синхронных шинах имеется центральный генератор тактовых импульсов (ГТИ), к импульсам которого «привязаны» все события на шине. Тактовые импульсы (ТИ) распространяются по специальной сигнальной линии и представляют собой регулярную последовательность чередующихся единиц и нулей. Один период такой последовательности называется тактовым периодом шины. Именно он определяет минимальный квант времени на шине (временной слот). Все подключенные к шине устройства могут считывать состояние тактовой линии, и все события на шине отсчитываются от начала тактового периода. Изменение управляющих сигналов на шине обычно совпадает с передним или задним фронтом тактового импульса, иными словами, момент смены состояния на синхронной шине известен заранее и определяется тактовыми импульсами.

Рис. 4.17. Чтение на синхронной шине

На рис. 4.17 показана транзакция чтения с использованием простого синхронного протокола шины NuBus, применяемой в персональных компьютерах Macintosh

(буквой «М» обозначены сигналы ведущего, а буквой «S» — ведомого). Моменты изменения сигналов на шине определяет нарастающий фронт тактового импульса. Задний фронт ТИ служит для указания момента, когда сигналы можно считать достоверными. Это не обязательное условие для любых синхронных шин – во многих шинах для указания достоверности данных просто отсчитывается определенная задержка от фронта ТИ. Рассматриваемая шина NuBus имеет две особенности: тактовые импульсы асимметричны, а для передачи адреса и данных испод зуются одни и те же сигнальные линии.

Стартовый сигнал отмечает присутствие на линиях шины адресной или управляющей информации. Когда ведомое устройство распознает свой адрес и находит затребованные данные, оно помещает эти данные и информацию о состоянии на шину и сигнализирует об их присутствии на шине сигналом подтверждения.

Операция записи выглядит сходно. Отличие состоит в том, что данные выда­ются ведущим в тактовом периоде, следующем за периодом выставления адреса и остаются на шине до отправки ведомым сигнала подтверждения и информации состояния.

Отметим, что в каждой транзакции присутствуют элементы чтения и записи, и для каждого направления пересылки имеется свой сигнал подтверждения достоверности информации на шине. Сигналы управления и адрес всегда перемещаются от ведущего. Информация состояния всегда поступает от ведомого. Данные могут перемещаться в обоих направлениях.

Хотя скорость распространения сигналов в синхронном протоколе явно не фигурирует, она должна учитываться при проектировании шины. ТИ обычно распространяются вдоль шины с обычной скоростью прохождения сигналов, и за счет определенных усилий и затрат можно добиться практически одновременной доставки ТИ к каждому разъему шины. Выбираться тактовая частота должна таким образом, чтобы сигнал от любой точки на шине мог достичь любой другой точки несколько раньше, чем завершится тактовый период, то есть шина должна допускать расхождение в моментах поступления тактовых импульсов. Ясно, что более короткие шины могут быть спроектированы на более высокую тактовую частоту. Синхронные протоколы требуют меньше сигнальных линий, проще для понимания, реализации и тестирования. Поскольку для реализации синхронного протокола практически не требуется дополнительной логики, эти шины могут быть быстрыми и дешевыми. С другой стороны, они менее гибки, поскольку привязаны к конкретной максимальной тактовой частоте и, следовательно, к конкретному уровню технологии. По этой причине существующие шины часто не в состоянии реализовать потенциал производительности подключаемых к себе новых устройств. Кроме того, из-за проблемы перекоса синхросигналов синхронные шины не могу быть длинными.

По синхронному протоколу обычно работают шины «процессор-память».

Асинхронный протокол

Синхронная передача быстра, но в ряде ситуаций не подходит для использован» В частности, в синхронном протоколе ведущий не знает, корректно ли ответил ведомый, — возможно, он был не в состоянии удовлетворить запрос на нужные данные. Более того, ведущий должен работать со скоростью самого медленного из участвующих в пересылке данных ведомых. Обе проблемы успешно решаются в асинхронном протоколе шины.

В асинхронном протоколе начало очередного события на шине определяется не тактовым импульсом, а предшествующим событием и следует непосредственно за этим событием. Каждая совокупность сигналов, помещаемых на шину, сопровождается соответствующим синхронизирующим сигналом, называемым стробом. Синхросигналы, формируемые ведомым, часто называют квитирующими синалами (handshakes) или подтверждениями сообщения (acknowledges). На рис. 4.18 показана асинхронная операция чтения с использованием прото­кола, применяемого в шине Fastbus.

Рис. 4.18. Чтение на асинхронной шине

Сначала ведущее устройство выставляет на шину адрес и управляющие сигна­лы и выжидает время перекоса сигналов, после чего выдает строб адреса, подтверждающий достоверность информации. Ведомые следят за адресной шиной, чтобы определить, должны ли они реагировать. Ведомый, распознавший на адресной шине свой адрес, отвечает информацией состояния, сопровождаемой сигналом подтверждения адреса. Когда ведущий обнаруживает подтверждение адреса, он знает, что соединение установлено, и готов к анализу информации состояния. Присутствие адреса на ША далее не требуется, поскольку у ведомого уже имеется копия полного адреса либо нужной его части.

Далее ведущий меняет управляющую информацию, выжидает время перекоса и выдает строб данных. Если это происходит в транзакции записи, то ведущий одновременно с управляющей информацией выставляет на шину записываемые данные. В рассматриваемом случае управляющая информация извещает ведомое устройство, что это чтение. Когда ведомый подготовит затребованные данные, он выдает их на шину совместно с новой информацией о состоянии и формирует сигнал подтверждения данных. Когда ведущий видит сигнал подтверждения данных, он читает данные с шины и снимает строб данных, чтобы показать, что действия с данными завершены. В нашем примере ведущий снимает также и строб адреса. В более сложных вариантах транзакций строб адреса может оставаться на шине для поддержания соединения в течение нескольких циклов данных. Обнаружив исчезновение строба данных, ведомый снимает с шины данные и информацию состояния, а также сигнал подтверждения данных, переводя шину в свободное состояние.

В цикле асинхронной шины для подтверждения успешности транзакции пользуется двунаправленный обмен сигналами управления. Такая процедура носит название квитирования установления связи или рукопожатия (handshake) В рассмотренном варианте процедуры ни один шаг в передаче данных не может начаться, пока не завершен предыдущий шаг. Такое квитирование известно как квитирование с полной взаимоблокировкой (fully interlocked handshake).

Как и в синхронных протоколах, в любой асинхронной транзакции присутствую элементы чтения и записи: по отношению к управляющей информации выполняется операция записи, а к информации состояния — чтения. Данные синхронизируются и управляются, соответственно, как управляющая и статусная информация.

Скорость асинхронной пересылки данных диктуется ведомым, поскольку ведущему для продолжения транзакции приходится ждать отклика. Асинхронные протоколы по своей сути являются самосинхронизирующимися, поэтому шину могут совместно использовать устройства с различным быстродействием, построенные на базе как старых, так и новых технологий. Шина автоматически адаптируется к требованиям устройств, обменивающихся информацией в данный момент. Таким образом, с развитием технологий к шине могут быть подсоединены более быстрые устройства, и пользователь сразу ощутит все их преимущества. В отличие от синхронных систем для ускорения системы с асинхронной шиной не требуется замена на шине старых медленных устройств на быстрые новые. Платой за перечисленные преимущества асинхронного протокола служит некоторое увеличение сложности аппаратуры.

Квитирование в асинхронных системах не всегда реализуется в полном объеме. Иногда транзакция на шине не может быть завершена стандартным образом, например, если ведущий из-за программных ошибок обращается к несуществующей ячейке памяти. В этом случае ведомое устройство не отвечает соответствующим подтверждающим сигналом. Чтобы предотвратить бесконечное ожидание в шинах, используется тайм-аут, то есть задается время, спустя которое при отсутствии отклика транзакция принудительно прекращается. Для реализации тайм-аута необходимы схемы, способные решать, пришло ли подтверждение вовремя, и если нет, то как привести шину к исходному состоянию. Первая часть решается с помощью таймера, запускаемого ведущим одновременно с началом транзакции. Если таймер достигает предопределенного значения до поступления ответного сигнала, ведущий обязан прекратить начатую транзакцию. Восстановление состояния шины и вычислительного процесса после тайм-аута может происходить по-разному. Так если ведущим устройством является процессор, он делает это с помощью специального вызова операционной системы, известного как «ошибка шины» (bus error) Тайм-ауты цикла данных, обычно означающие отказ оборудования, достаточно редки, поэтому время тайм-аута может быть весьма большим. С другой стороны, тайм-ауты по адресу возникают часто. Происходит это, например, когда программа инициализирует систему и проверяет, какие из устройств присутствуют на шине; при этом вполне реальна выдача на шину адреса несуществующего устройства. В спецификациях шин предписываются очень малые значения тайм-аута по адресу, из-за чего устройства декодирования адреса в ведомых устройствах должны весьма быстрыми, чтобы уложиться в отведенное время.

Шины ввода/вывода обычно реализуются как асинхронные.

Особенности синхронного и асинхронного протоколов

В предшествующие годы проектировщики ВМ отдавали предпочтение асинхронным шинам, однако в последних высокопроизводительных разработках все чаще используются шины на базе синхронного протокола.

Существующие синхронные шины несколько быстрее асинхронных и по уровню быстродействия уже достаточно близки к физическим скоростям распространения сигналов. Возможное ускорение асинхронных шин по мере развития технологии может привести лишь к незначительному их преимуществу над синхронными. Любой из протоколов предполагает информирование схем арбитража о занятости шины. В синхронном протоколе шина занята от начала стартового сигнала до завершения сигнала подтверждения, и специальный сигнал занятости шины не нужен. В асинхронном протоколе о занятости шины свидетельствуют адресный строб или сигнал подтверждения адреса.

В асинхронной системе присутствует полная процедура квитирования установ­ления связи, то есть во всех случаях оба устройства до удаления информации с шины должны прийти к соглашению. Таким образом, даже если одно из них построено на очень быстрых схемах, а другое — на очень медленных, взаимодействие все равно будет успешным.

Синхронные системы квитируются частично, за счет того, что ведомое устройство перед выдачей подтверждения может занимать под поиск нужных данных несколько тактовых периодов. С другой стороны, существует неявное требование, чтобы ведомый успел использовать или, по крайней мере, скопировать адрес и информацию управления за время одного тактового периода, до их исчезновения с сигнальных линий. Необходимо также, чтобы и считывание данных ведущим также происходило в пределах одного тактового периода, иначе эти данные будут утеряны. Если в ведущем устройстве используется динамическая память, это требование может приводить к проблемам, если в момент получения данных память находится в режиме регенерации. Для решения подобных проблем обычно используют дополнительную буферную память. Отметим также, что если ведомому для завершения операции требуется время, лишь незначительно превышающее длительность тактового периода, транзакция все равно удлиняется на целый период то существенный недостаток по сравнению с асинхронным протоколом.

В обоих видах протоколов необходимо учитывать эффект перекоса сигналов. Максимальное значение времени перекоса равно разности времен прохождения сигналов самой быстрой и самой медленной сигнальным линиям шины. В синхронных шинах перекос уже заложен в указанную в спецификации максимальную тактовую частоту, поэтому при проектировании устройств может не учитываться Для асинхронных шин перекос необходимо принимать во внимание для каждой транзакции и для каждого устройства. Перед выставлением строба ведущее устройство выжидает в течение времени перекоса данных, считая от момента выставления на шину данных, так, что когда ведомый видит строб, он уже может считать данные достоверными. У ведомого дополнительно возможен перекос сигналов на внутренних трактах данных. Компенсировать его можно введением принудительной задержки, перед тем как использовать полученный сигнал стробирования. Когда ведомый возвращает данные ведущему, он должен после устанет данных на шине, но до отправки сигнала подтверждения выждать время перекоса.

Учет перекоса может быть реализован как в ведущем, так и в ведомом устройстве, либо и там и там, лишь бы была обеспечена необходимая общая задержка. Например, в шине Fastbus, где количество ведущих обычно много меньше числ ведомых, ответственность за учет перекоса сигналов возлагается на ведущих, благодаря чему сокращается число устройств, которые потребуют модификации при изменении свойств шины. В рассматриваемой шине ведомый выставляет подтверж­дение одновременно с данными, а ведущий перед считыванием данных выжидает в течение времени перекоса. Величина компенсирующей задержки зависит от технологии шины, а также физических свойств и длины ее сигнальных линий. В свою очередь, ведомые должны самостоятельно отвечать за проблемы, связанные с их внутренними перекосами сигналов.

В обоих протоколах необходимо учитывать еще одну проблему — проблему метастабилъного состояния. Суть ее поясним на примере микропроцессора, к которому подключена клавиатура. Время от времени микропроцессор считывает информацию из регистра состояния клавиатуры, который должен «решить», была ли нажата клавиша, и в зависимости от этого возвратить единицу или ноль. Проблема возникает, если принятие решения практически совпадает с моментом опроса регистра. Если это происходит несколько раньше, регистр вернет 1, а если чуть позже, то 0, но факт нажатия запоминается в соответствующем триггере регистра состояния и будет зафиксирован при следующем опросе регистра. Сложность заключается в том, что в момент переключения триггера информация на входе должна оставаться неизменной. В спецификации на реальные триггеры указывается интервал вблизи тактового импульса, в течение которого входная информация не должна изменяться. Если данные не синхронизированы с ТИ и поступают от како­го-либо независимого источника, как в примере с клавиатурой, предотвратить изменение входной информации триггера в запрещенном интервале невозможно. При нарушении данного условия триггер способен перейти в метастабильное состоя­ние, то есть на его выходе может на неопределенное время установиться неоднозначный уровень напряжения, который сохранится, пока случайный шум не установит триггер в то или иное стабильное состояние.

Метастабильное состояние триггера опасно неопределенным поведением схем, для которых информация триггера является входной. К сожалению, многие проектировщики игнорируют упомянутую проблему, и это становится причиной случайных ошибок.

Кардинально решить означенную проблему принципиально невозможно, поэтому при проектировании необходимо проявить особую тщательность, чтобы уменьшить вероятность возникновения метастабильного состояния. Одним из методов может быть правильный выбор элементов, поскольку некоторые триггеры срабатывают быстрее, чем иные. Эффективными способами могут являться использование двухтактных триггеров и/или синхронизация триггеров тактовыми импульсами, что снижает вероятность ошибки до уровня несущественной.

В асинхронных системах имеется иная возможность: специальные схемы для обнаружения метастабильных состояний, где асинхронная система вправе просто выждать, пока состояние не станет стабильным.

Методы повышения эффективности шин

Существует несколько приемов, позволяющих повысить производительность шин. К ним прежде всего, следует отнести пакетный режим, конвейеризацию и расщепление транзакций.

Пакетный режим пересылки информации

Эффективность как выделенных, так и мультиплексируемых шин может быть улучшена, если они функционируют в блочном или пакетном режиме (burst mode), когда один адресный цикл сопровождается множественными циклами данных (чтения или записи, но не чередующимися). Это означает, что пакет данных передается без указания текущего адреса внутри пакета.

При записи в память последовательные элементы блока данных заносятся в последовательные ячейки. Так как в пакетном режиме передается адрес только первой ячейки, все последующие адреса генерируются уже в самой памяти путем последовательного увеличения начального адреса. Передача на устройства ввода/ вывода или в память наподобие очереди может не сопровождаться изменением начального адреса.

Скорость передачи собственно данных в пакетном режиме увеличивается естественным образом за счет уменьшения числа передаваемых адресов. Внутри пакета очередные данные могут передаваться в каждом такте шины, длина пакета может достигать 1024 байт. Наиболее частый вариант — пакеты, состоящие из четырех байтов. Такие пакеты используются при работе с памятью в 32-разрядных ВМ, где Длина ячейки памяти равна одному байту.

Шина адреса Шина данных

Рис. 4.19. Пакетный режим передачи данных

Рисунок 4.19 иллюстрирует концепцию адресации в пакетном режиме при пересылке данных. По шине адреса передается только адрес ячейки i, а в данных для i+1, i + 2 и i + 3 указание соответствующих адресов отсутствует.

В асинхронных системах пакетный режим позволяет достичь дополнительного эффекта. Как известно, время пересылки слова включает в себя время прохождения слова от отправителя к приемнику и время, затрачиваемое на процедуру подтверждения. Необходимо также учесть внутренние задержки в ведущем и ведомом устройствах и, наконец, дополнительные издержки на восстановление исходного состояния шины после процедуры квитирования. В ходе пакетной передачи можно избавиться от этих задержек и работать с максимальной пропускной способностью, которую допускают ширина полосы пропускания линий и перекос сигналов, за счет разрешения отправителю начинать следующий цикл данных, не ожидая подтверждения. Реализация описанного режима сопряжена с некоторыми ограничениями. В частности, становится невозможным восстановление ошибок в каждом цикле. Кроме того, скорость должна быть тщательно согласована с особенностями каждой передачи.

Примером шины, обеспечивающей пакетный режим передачи, может служить современная шина Futurebus+.

Конвейеризация транзакций

Одним из способов повышения скорости передачи данных по шине является конвейеризация транзакций. Очередной элемент данных может быть отправлен устройством А до того, как устройство В завершит считывание предыдущего элемента Аналогичное решение уже рассматривалось в разделе, посвященном пакетному режиму, однако сам прием применим и к обычным транзакциям. На рис. 4.20 показана конвейеризация транзакций чтения.

Сигнал на устройстве А

Рис. 4.20. Конвейеризация транзакций чтения

Данные на шине должны оставаться стабильными в течение времени tст+ tуд Только после этого возможна смена элемента данных. Максимальная скорость передачи при конвейеризации определяется выражением

.

Протокол с расщеплением транзакций

Для увеличения эффективной полосы пропускания шины во многих современ­ных шинах используется протокол с расщеплением транзакций (split transaction)' известный также как протокол соединения/разъединения (connect/disconnect) или протокол с коммутацией пакетов (packet-switched). Этот протокол обычно обеспечивает преимущество на транзакциях чтения.

В классическом варианте любая транзакция на шине неразрывна, то есть транзакция может начаться только после завершения предыдущей, причем в течение всего периода транзакции шина остается занятой. Протокол с расщепление транзакций допускает совмещение во времени сразу нескольких транзакций-

В шине с расщеплением транзакций линии адреса и данных обязаны быть независимыми. Каждая транзакция чтения разделяется на две части: адресную транзакцию и транзакцию данных. Считывание данных из памяти начинается с адресной транзакции: выставления ведущим на адресную шину адреса ячейки. С приходом адреса память приступает к относительно длительному процессу поиска и извлечения затребованных данных. По завершении чтения память становится ведущим устройством, запрашивает доступ к шине и направляет считанные данные по шине данных. Фактически от момента поступления запроса до момента формирования отклика шина остается незанятой и может быть востребована для выполнения других транзакций. В этом и состоит главная идея протокола расщепления транзакций.

Таким образом, на шине с расщеплением транзакции имеют место поток запросов ток откликов. Часто в системах с расщеплением транзакций контроллер памяти и актируется так, чтобы обеспечить буферизацию множественных запросов.

Адрес Данные

Случай, когда затребованные данные возвращаются в той же последовательно­сти в которой поступали запросы, в сущности, представляет собой рассмотренную выше конвейеризацию. Шина с расщеплением транзакций зачастую может обеспечивать вариант, при котором ответы на запросы поступают в произвольной последовательности (рис. 4.21). Чтобы не спутать, какому из запросов соответствует информация на шине данных, ее необходимо снабдить признаком (тегом).

Рис. 4.21. Расщепление транзакций

Хотя протокол с расщеплением транзакций и позволяет более эффективно использовать полосу пропускания шины но сравнению с протоколами, удерживающими шину в течение всей транзакции, он обычно вносит дополнительную задержку из-за необходимости получать два подтверждения — при запросе и при отклике. Кроме того, реализация протокола связана с дополнительными затратами, так как требует, чтобы транзакции были тегированы и отслеживались каждым устройством.

Для любой шины с расщеплением транзакций существует предельное значение числа одновременно обслуживаемых запросов.

Увеличение полосы пропускания шины

Среди приемов, способствующих расширению полосы пропускания шины, основ­ными, пожалуй, можно считать следующие:

* отказ от мультиплексирования шин адреса и данных;

* увеличение ширины шины данных; повышение тактовой частоты шины;

* использование блочных транзакций.

Замена мультиплексируемой шины адреса/данных и переход к выделенным шинам адреса и данных делают возможной одновременную пересылку как адреса, так и данных, то есть позволяют реализовать более эффективные варианты транзакций. Такое решение, однако, является более дорогостоящим из-за необходимости иметь большее число сигнальных линий.

Полоса пропускания шины по своему определению непосредственно зависит от количества параллельно пересылаемой информации — практически прямо пропорциональна ширине шины данных. Несмотря на то, что данный способ требует увеличения числа сигнальных линий, многие разработчики ВМ используют в своих машинах достаточно широкие шины данных. Например, в рабочей станции SPARCstation 20 ширина шины составляет 128 бит.

Наращивание тактовой частоты — еще один очевидный способ увеличат полосы пропускания, и проектировщики широко им пользуются.

О том, как на полосу пропускания шины влияют пакетные или блочные транзакций, было сказано выше. Данный способ требует некоторого усложнения аппаратуры, но одновременно позволяет сократить время обслуживания запроса.

Ускорение транзакций

Для сокращения времени транзакций проектировщики обычно прибегают к сле­дующим приемам:

* арбитражу с перекрытием;

• арбитражу с удержанием шины;

* расщеплению транзакций.

Сущность расщепления транзакций была рассмотрена ранее. Кратко поясним остальные два метода.

Арбитраж с перекрытием (overlapped arbitration) заключается в том, что одно­временно с выполнением текущей транзакции производится арбитраж следующей транзакции.

При арбитраже с удержанием шины (bus parking) ведущий может удерживать шину и выполнять множество транзакций, пока отсутствуют запросы от других потенциальных ведущих.

В современных шинах обычно сочетаются все вышеперечисленные способы ускорения транзакций.

Повышение эффективности шин с множеством ведущих

Любая система шин характеризуется пределом пропускной способности, завися­щим от их ширины, скорости и протокола. Имеются также издержки, такие как арбитраж, если только он не проводится параллельно с выполнением предшествующей транзакции. Даже простой микропроцессор способен практически монополизировать производительность объединительной шины при выборке инструкций данных, но без блочных пересылок.

При проектировании мультипроцессорных систем целесообразно рассматривать системную шину как коммуникационный тракт между разными процессами и нескольким контроллерами ввода/вывода и снабдить каждый процессор калькой памятью для команд и большей части данных. Это существенно снижает нагрузку на системную шину. Если процессоры используют шину в первую очередь для ввода/вывода и пересылки сообщений, большая часть трафика может быть реализована в виде блочных пересылок, что ведет практически к удвоению пропускной способности. Однако, в зависимости от числа процессоров и природы приложения, шина может стать и «узким местом». Фактически, если шина в течении значительной части времени не свободна, процессоры могут значительную долю времени провести в состоянии ожидания. Система с пересылкой сообщений начинает функционировать скорее как сеть, чем как простая шина ввода/вывода. Одно из решений проблемы пропускной способности — увеличение количества с несколькими процессорами на каждой. Этот подход применен в шине Fastbus, где общее адресное пространство совместно используется нескольким отдельными шинами, называемыми сегментами. Сегменты функционируют независимо, но автоматически объединяются нужным образом, если ведущий из одного сегмента обращается к ведомому из другого сегмента. Это автоматическое объединение выражается во вмешательстве в трафик всех промежуточных сегментов, поэтому, чтобы не возникало заторов, применяться оно должно осторожно. Разумное использование узлов с промежуточным хранением совместно с сетевым протоколом передачи сообщений могут еще более сократить перегрузку путем сглаживания нагрузки, разрешая одновременное объединение как двух, так и нескольких сегментов.

Надежность и отказоустойчивость

Надежность и отказоустойчивость — важнейшие аспекты проектирования шин. Основные надежды здесь обычно возлагают на корректирующие коды, которые позволяют обнаружить отказ одиночного элемента или шумовой выброс и автоматически парировать ошибку. Подобный подход, широко практикуемый в системах памяти, применительно к шинам порождает специфические проблемы.

В шинах отдельные функциональные группы сигналов (сигналы адреса, данных, управления, состояния и арбитража) предполагают независимые контроль и коррекцию. При наличии множества небольших групп сигналов метод корректирующих кодов становится малоэффективным из-за необходимости включения в шину большого числа контрольных линий. Кроме того, в шинах весьма вероятно одновременное возникновение ошибок сразу в нескольких сигналах. Для учета такой ситуации необходимо увеличивать разрядность корректирующего кода, то есть вводить в шину дополнительные сигнальные линии. Достаточно неясным остается вопрос защиты одиночных сигналов, в частности сигналов тактирования и синхронизации.

Вычисление корректирующих кодов и коррекция ошибок требуют дополнительного времени, что замедляет шину.

Усложнение аппаратуры, обусловленное использованием корректирующих кодов, ведет к снижению общей надежности шины, в результате чего суммарный выигрыш может оказаться меньше ожидаемого. В силу приведенных соображений становится ясным, почему проектировщики постоянно ищут альтернативные способы обеспечения надежности и отказоустойчивости шин.

Достаточно хорошие результаты дают так называемые «высокоуровневые» подходы. Здесь вместо отслеживания каждого цикла шины производятся контроль и коррекция более крупных единиц, например целых блоков данных или законченной программной операции.

При наличии в системе избыточных процессоров и шин возможен перекрестный контроль, причем программное обеспечение может производить изменения в конфигурации системы и предупреждать оператора о необходимости замен определенных блоков. Даже если шина имеет встроенные средства коррекции будет уже не в состоянии.

При разработке аппаратуры необходимо обязательно учитывать определенные требования, связанные с обеспечением отказоустойчивости. Так, если обнаружена ошибка, то для ее коррекции должна быть предусмотрена возможность повторной передачи данных. Это предполагает, что оригинальная передача не должна приводить к необратимым побочным эффектам. Например, если операция чтения с периферийного устройства вызывает стирание исходных данных или сбрасывает флаги состояния, успешное повторное чтение становится невозможным. Другой пример: работа с буферной памятью типа FIFO (First In First Out), работающей по принципу «первым прибыл, первым обслужен», где ошибочные данные внутри очереди недоступны и поэтому не могут быть откорректированы.

Чтобы учесть подобные ситуации, при разработке адресуемой памяти необходимо предусмотреть буферы, а очистка ячеек и сброс флагов должны быть не побочными эффектами, а выполняться только явно с помощью определенных команд. Память типа FIFO может быть снабжена адресуемыми буферами, предназначенными для хранения данных вплоть до завершения передачи.

Стандартизация шин

Стандартизация шин позволяет разработчикам различных устройств вычислительных машин работать независимо, а пользователям — самостоятельно сформировать нужную конфигурацию ВМ. Появление стандартов зависит от разных обстоятельств. Часто стандарты разрабатываются специализированными организация­ми. Так, общепризнанными авторитетами в области стандартизации являются 1ЕЕс (Institute of Electrical and Electronics Engineers) — Институт инженеров по электротехнике и электронике и ANSI (American National Standards Institute) — Национальный институт стандартизации США. Многие стандарты становятся итогом кооперации усилий производителей оборудования для вычислительных машин. Иногда в силу популярности конкретных машин реализованные в них решении становятся стандартами де-факто, однако успех таких стандартов во многом определяется их принятием и утверждением в IEEE и ANSI.

В табл. 4.2-4.5 приведены основные характеристики некоторых распространенных шин, как стандартных, так и претендующих на роль таковых.

Таблица 4.2. Стандартные системные шины общего применения

Характеристика	VME	Futurebus	Multibus II
Разработчик	Motorola, Philips, Mostek	IEEE	Intel
Ширина шины	128	96	96
Мультиплексирование адреса/данных	Нет	Да	Да
Разрядностьадреса, бит	16/24/32/64	32
Разрядность данных, бит	8/16/32/64	16/32/64/128	32
Вид персылки	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая
Количество ведущих	Несколько	Несколько	Несколько
Арбитраж	Централизованный	Централизованный или децентрализованный	Децентрализованный
Расщепление транзакции	Нет	Возможно	Возможно
Протокол	Асинхронный	Асинхронный	Синхронный
Тактовая частота, МГц	Нет данных	Нет данных	10
Полоса пропускания при одиночной пересылке, Мбайт/с	25	37	20
Полоса пропускания при групповой пересылке, Мбайт/с	28	95	40/80
Максимальное количество устройств	21	20	21
Максимальная длина шины, м	0,5	0,5	0,5
Стандарт	IEEE 1014	IEEE 896.1	ANSI/IEEE 1296

Таблица 4.3. Системные шины высокопроизводительных серверов