并行计算陈国良版课后答案Word格式.docx
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试构造一个N=64的立方环网络，并将其直径和节点度与N=64的超立方比较之，你的结论是什么
AN=64的立方环网络,为4立方环（将4维超立方每个顶点以4面体替代得到），直径d=9，节点度n=4
BN=64的超立方网络，为六维超立方（将一个立方体分为8个小立方，以每个小立方作为简单立方体的节点，互联成6维超立方），直径d=6，节点度n=6
一个N=2^k个节点的deBruijin网络如图所示，令
。
，是一个节点的二进制表示，则该节点可达如下两个节点：
0，
1。
该网络的直径和对剖宽度是多少
N=2^k个节点的deBruijin网络直径d=k对剖宽带w=2^（k-1）
一个N=2^n个节点的洗牌交换网络如图所示。
此网络节点度==网络直径==网络对剖宽度==
N=2^n个节点的洗牌交换网络，网络节点度为=2，网络直径=n-1，网络对剖宽度=4
一个N=（k+1）2^k个节点的蝶形网络如图所示。
此网络节点度=网络直径=网络对剖宽度=
N=（k+1）2^k个节点的蝶形网络，网络节点度=4，网络直径=2*k，网络对剖宽度=2^k
对于如下列举的网络技术，用体系结构描述，速率范围，电缆长度等填充下表中的各项。
（提示：
根据讨论的时间年限，每项可能是一个范围）
网络技术
网络结构
带宽
铜线距离
光纤距离
Myrinet
专用机群互联网络
200MB/秒
25m
500m
HiPPI
用于异构计算机和其外设的组网
800Mbps~
300m~10km
SCI
可扩展一致性接口，通常独立于拓扑结构
250Mbps~8Gbps
光纤通信
多处理器和其外围设备之间，直连结构
100Mbps~800Mbps
50m
10km
ATM
主要应用于因特网主干线中
25Mbps~10Gbps
FDDI
采用双向光纤令牌环，所有结点联接在该环中
100-200Mbps
100m
2KM
如图所示，信包的片0，1，2，3要分别去向目的地A，B，C，D。
此时片0占据信道CB，片1占据信道DC，片2占据信道AD，片3占据信道BA。
1）这将会发生什么现象
2）如果采用X-Y选路策略，可避免上述现象吗为什么
1）通路中形成环，发生死锁
2）如果采用X-Y策略则不会发生死锁。
因为采用X-Y策略时其实质是对资源（这里是通道）进行按序分配（永远是x方向优先于y方向，反方向路由是y方向优先于x方向），因此根据死锁避免的原则判断，此时不会发生死锁。
在二维网孔中，试构造一个与X-Y选路等价的查表路由。
所构造路由表描述如下：
1）每个节点包括两张路由表x表和y表
2）每个节点包含其以后节点信息，如节点【1，2】x表内容为:
【2，2】【3，2】y表内容为：
【1，3】
选路方法：
节点路由时进行查表：
先查x表即进行x方向路由，如果查表能指明下一跳方向则直接进入下一跳。
如果不能则继续查y表，直到到达目的地。
第四章对称多处理机系统
参照图，试解释为什么采用WT策略进程从
迁移到
时，或采用WB策略将包含共享变量X的进程从
时，会造成高速缓存的不一致。
图进程迁移所造成的不一致性
采用WT策略进程从
后，
写共享变量X为X’，并且更新主存数据为X’，此时
共享变量值仍然为X，与
和主存X’不一致。
采用WB策略进程从
写共享变量X为X’，但此时
缓存与主存变量值仍然为X，造车不一致。
参照图所示，试解释为什么：
①在采用WT策略的高速缓存中，当I/O处理器将一个新的数据
写回主存时会造成高速缓存和主存间的不一致；
②在采用WB策略的高速缓存中，当直接从主存输出数据时会造成不一致。
图绕过高速缓存的I/O操作所造成的不一致性
①中I/O处理器将数据X’写回主存，因为高速缓存采用WT策略，此时P1和P2相应的高速缓存值还是X，所以造成高速缓存与主存不一致。
②直接从主存输出数据X，因为高速缓存采用WB策略，可能高速缓存中的数据已经被修改过，所以造成不一致。
4.3试解释采用WB策略的写更新和写无效协议的一致性维护过程。
其中
为更新前高速缓存中的拷贝，
为修改后的高速缓存块，I为无效的高速缓存块。
处理器P1写共享变量X为X’，写更新协议如图（c）所示，同时更新其他核中存在高速缓存拷贝的值为X’;
写无效协议如图（b）所示，无效其他核中存在高速缓存拷贝，从而维护了一致性过程。
4.4两种基于总线的共享内存多处理机分别实现了IllinoisMESI协议和Dragon协议，对于下面给定的每个内存存取序列，试比较在这两种多处理机上的执行代价，并就序列及一致性协议的特点来说明为什么有这样的性能差别。
序列①r1w1r1w1r2w2r2w2r3w3r3w3；
序列②r1r2r3w1w2w3r1r2r3w3w1；
序列③r1r2r3r3w1w1w1w1w2w3；
所有的存取操作都针对同一个内存位置，r/w代表读/写，数字代表发出该操作的处理器。
假设所有高速缓存在开始时是空的，并且使用下面的性能模型：
读/写高速缓存命中，代价1个时钟周期；
缺失引起简单的总线事务（如BusUpgr，BusUpd），60个时钟周期；
缺失引起整个高速缓存块传输，90时钟周期。
假设所有高速缓存是写回式。
读写命中、总线事务、块传输分别简记为H、B、T。
MESI协议：
①BTHHHHBTHBHHHBTHBHHH共5B+12H+3T=582时钟周期②BTHBTHBTHBHBTHBTHBTHBTHHBHBTH共10B+12H+8T=1330时钟周期③BTHBTHBTHHBHHHHBTHBTH共6B+10H+4T=730时钟周期。
Dragon协议：
①BTHHHHBTHBTHHBTHBTHBTHHBTH共7B+12H+7T=882时钟周期②BTHBTHBTHBTHBTHBTHHHHHBTTHBTH共8B+12H+8T=1212时钟周期③BTHBTHBTHHBTHBTHBTHBTHBTHBTH共9B+10H+9T=1360时钟周期。
由结果得出，①、③序列用MESI协议时间更少，而②序列用Dragon协议时间更少。
综上可知，如果同一块在写操作之后频繁被多个核读操作采用Dragon协议更好一些，因为Dragon协议写操作后会更新其它核副本。
如果一个同多次连续对同一块进行写操作MESI协议更有效，因为它不需要更新其它核副本，只需要总线事务无效其它核即可。
考虑以下代码段，说明在顺序一致性模型下，可能的结果是什么假设在代码开始执行
时，所有变量初始化为0。
a.
P1
P2
P3
A=1
U=A
V=B
B=1
W=A
b.
P4
W=B
X=A
顺序一致性模型性下，保护每个进程都按程序序来发生内存操作，这样会有多种可能结果，这里假设最简单情况，即P1、P2、P3依次进行。
则a中U=V=W=1，b中U=X=W=1，V=0。
4.6参照4.6.1中讨论多级高速缓存包含性的术语，假设L1和L2都是2-路组相联，n2>
n1，b1=b2，且替换策略用FIFO来代替LRU，试问包含性是否还是自然满足如果替换策略是随机替换呢
如果采用FIFO替换策略包含性自然满足，因为L1和L2都是2路组相联，FIFO保证了L1与L2在发生替换时会换出相同的缓存块，维护了包含性。
如果采取随机替换策略，存在L1与L2替换不是相同块的情况，故不满足包含性。
4.7针对以下高速缓存情况，试给出一个使得高速缓存的包含性不满足的内存存取序列
L1高速缓存容量32字节，2-路组相联，每个高速缓存块8个字节，使用LRU替换算法；
L2高速缓存容量128字节，4-路组相联，每个高速缓存块8个字节，使用LRU替换算法。
假设m1、m2、m3块映射到一级Cache和二级Cache的同一组中，考虑如下内存存取序列Rm1，Rm2，Rm1，Rm3，由LRU替换算法知道，当Rm3执行后，L1中被替换出的是m2，L2中被替换出的是m1，此时m1块在L1却不在L2中，不满足包含性。
4.8在中关于分事务总线的讨论中，依赖于处理器与高速缓存的接口，下面情况有可能发生：
一个使无效请求紧跟在数据响应之后，使得处理器还没有真正存取这个高速缓存块之前，该高速缓存块就被使无效了。
为什么会发生这种情况，如何解决
考虑如下情景：
SMP目录一致性协议中，核1读缺失请求数据块A，主存响应请求传送数据块A给核1，同时核2对数据块A进行写操作，到主存中查得核1拥有副本，向核1发使无效请求。
如此，一个使无效请求紧跟在数据响应之后。
解决方法，可以使每个核真正存取高速缓存块后向主存发回应，然后再允许其它对此块操作的使无效或其它请求。
4.9利用LL-SC操作实现一个Test&
Set操作。
Test&
Set：
llreg1,location/*Load-lockedthelocationtoreg1*/
bnzreg1,lock/*iflocatinwaslocked,tryagain*/
movreg2,1/*setreg21*/
sclocation,reg2/*storereg2conditionalintolocation*/
4.10在4.7.4部分描述具有感觉反转的路障算法中，如果将Unlock语句不放在if条件语句的每个分支中，而是紧接放在计数器增1语句后，会发生什么问题为什么会发生这个问题
再进入下一个路障时可能会发生计数器重新清0现象，导致无法越过路障。
第一次进入路障时，最后两个进入路障的进程分别为1、2。
假设最后进入路障的进程为2进程，2进程执行共享变量加一操作并解锁。
然后2进程执行一条if条件语句，此时由于某种原因换出或睡眠，而此时共享变量的值已经为p。
如果1进程此时正执行if条件语句，则清零计数器，设置标志，其它进程越过路障。
到目前为止没有出现问题，问题出现在下一次进入路障。
进程再一次进入路障，此时会执行共享变量加一操作。
如果此时2进程被换入或被唤醒，会重新清零共享变量，使之前到达路障的进程的加一操作无效，导致无法越过路障。
第五章大规模并行处理机系统
简述大规模并行处理机的定义，原理和优点
并行处理机有时也称为阵列处理机，
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