Hohe AdresseNiedrige Adresse

(1)

Synchronisation

(2)

Data‐Race

Prozessor 1: berechne x = x + 2

lw $t0, 0($s0) # lade x nach $t0 addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2

sw $t0, 0($s0) # speichere $t0 nach x

Gemeinsamer Speicher

Variable x Prozessor 2: berechne x = x – 1

lw $t0, 0($s0) # lade x nach $t0 addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1

Es gelte zu Beginn: x=10 Gilt nach Durchlauf beider Code‐Abschnitte immer x=11?

(3)

Problem: Zugriff auf x ist nicht atomar

lw $t0, 0($s0) # lade x nach $t0 addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2

Prozessor 2: berechne x = x – 1

lw $t0, 0($s0) # lade x nach $t0 addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1

Zeit

Inhalt von x 10

(4)

Mögliche Lösung: Atomic‐Swap

Speicher

Variable lock 1.) Speicherinhalt lock in Register $t1 kopieren

2.) Alten Wert von $t1 nach lock kopieren

swap $t1, lock

Beispiel

$t1 lock

Vor Ausführung von swap 1 0

Nach Ausführung von swap 0 1

MIPS‐ISA hat kein swap, dennoch gibt es andere ISAs die so einen Befehl haben.

Also, zunächst ein Beispiel, wie man mittels swap synchronisieren kann.

swap ist hierbei atomar, d.h. während des swap wird jeglicher Speicherzugriff anderer Prozesse verzögert bis swap vollständig ausgeführt wurde!

(5)

Mögliche Lösung: Atomic‐Swap

addi $t1, $zero, 1 # setze $t1 auf 1

loop: swap $t1, lock # tausche $t1 und lock bne $t1, $zero, loop # nochmal wenn $t1!=0 lw $t0, 0($s0) # lade x nach $t0

addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2

sw $t0, 0($s0) # speichere $t0 nach x swap $t1, lock # gib lock wieder frei

Variable x

Variable lock (initial=0) Prozessor 2: berechne x = x – 1

addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1

(6)

Mögliche Lösung: Atomic‐Swap

addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2

sw $t0, 0($s0) # speichere $t0 nach x swap $t1, lock # gib lock wieder frei Prozessor 2: berechne x = x – 1

addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1

Zeit x 10 lock

0

(7)

Weitere Lösung: Load Linked und Store Conditional

MIPS‐ISA hat ein Load‐Linked (ll) und Store‐Conditional (sc).

Also, wie kann man mit ll und sc synchronisieren?

Speicher

Variable lock Lade den Inhalt der Speicherstelle 0($s1) in das

Register $t1

ll $t1, 0($s1) # load linked

sc $t0, 0($s1) # store conditional 1. Wenn seit dem letztem load linked keiner

auf den Speicherblock zugegriffen hat , dann Speichere den Inhalt von Register $t0 auf die Speicherstelle 0($s1) und setze $t0 auf 1.

2. Sonst lasse den Speicherblock unberührt und setze $t0 auf 0.

(8)

Weitere Lösung: Load Linked und Store Conditional

loop: ll $t0, 0($s0) # $t0 = x

addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2 sc $t0, 0($s0) # x = $t0

beq $t0, $zero, loop # nochmal bei failure

Variable x

loop: ll $t0, 0($s0) # $t0 = x

addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1 sc $t0, 0($s0) # x = $t0

(9)

Weitere Lösung: Load Linked und Store Conditional

loop: ll $t0, 0($s0) # $t0 = x

addi $t0, $t0, 2 # $t0 = $t0 + 2 sc $t0, 0($s0) # x = $t0

loop: ll $t0, 0($s0) # $t0 = x

addi $t0, $t0, -1 # $t0 = $t0 – 1 sc $t0, 0($s0) # x = $t0

Zeit x 10

(10)

Zusammenfassung der neuen Befehle

Instruktuion Beispiel Bedeutung

ll ll $s1, 0($s0) Lade den Inhalt von Adresse 0($s0) in

$s1 und starte eine atomare Read‐

Modify‐Write‐Operation.

sc sc $t0, 0($s0) Speichere den Inhalt von $t0 auf Adresse 0($s0), wenn seit dem

letzten ll nicht von einem anderen Prozess auf den Speicherblock

zugegriffen wurde, der das

adressierte Word enthält. Setze $t0 auf 1 in diesem Fall.

Ansonsten überschreibe den

Speicherbereich nicht und setze $t0 auf 0.

(11)

Quiz für den Quizmaster

Realisiere swap Register, Adresse mit ll und sc.

Erinnerung:

swap tauscht Speicher‐

inhalt und Registerinhalt atomar aus.

Das Register sei $s0 Die Adresse sei 0($s1) Das temporäre

Register sei $t0

(12)

Exceptions

(13)

Motivation: Behandlung von Overflows

Was war nochmal ein Overflow? Beispiel mit 8‐Bit‐Zahlen:

01011010 (= 90) + 01100111 (=103) --- 11000001 (=-63)

Die bisher behandelten ganzzahligen Arithmetik‐Instruktionen (z.B.

add, addi und sub ) können Overflow erzeugen.

Was wenn so ein Overflow auftritt? Einfach ignorieren?

Für jeden Overflow sollte eine Ausnahmebehandlungsroutine aufgerufen werden, die dann entscheidet was zu tun ist.

Anschließend kann der normale Code wieder ausgeführt werden.

Eine solche Ausnahmebehandlung wird über Exceptions realisiert.

(14)

Beispiele für Exceptions

Von außen ausgelöste Exceptions nennt man auch Interrupts

Ereignistyp Ausgelöst durch

den Prozessor?

Interrupt

Anfrage eines I/O Gerätes nein X

System‐Call ja

Arithmetischer Overflow ja Verwendung einer undefinierten

Instruktion

ja

Hardwarefehler ja/nein (X)

... ...

(15)

Behandlung von Exceptions

Genereller Ablauf:

Exception‐Handler

Aktuell laufendes Programm

Speicher

(1) Exception

(2) Sichere $pc (3) Springe zum

Exception‐Handler (4) Behandle die

Exception (5) springe ggf.

wieder zurück.

Rücksprung mit gesichertem $pc möglich.

Woher weis die CPU wo der Exception‐

Handler liegt?

(16)

Behandlung von Exceptions

Möglichkeit 1: Interrupt‐Vektor‐Tabelle

Speichere Adresse der aktuellen Programmausführung in einem

speziellen Register EPC.

Wähle aus der Interrupt‐Vektor‐

Tabelle die Adresse des Handlers für diesen Exception‐Typ und

springe dort hin.

Exception‐

Typ

Adresse des Exception‐

Handlers Undefinded

Instruction

0x8000 0000 Arithmetic

Overflow

0x8000 0180

... ...

Handler‐Routine springt nach Exception‐Behandlung ggf. zurück in den normalen Code, d.h. an die Programminstruktion auf die EPC

zeigt.

Interrupt‐Vektor‐Tabelle

(17)

Behandlung von Exceptions

Möglichkeit 2: Cause‐Register (das ist die MIPS‐Variante)

Speichere Adresse der aktuellen Programmausführung in einem

speziellen Register EPC.

Speichere den Exception‐Typ in einem speziellen Cause‐Register.

Springe an die Adresse des einen Exception‐Handlers.

Der Exception‐Handler behandelt den im Cause‐Register

beschriebenen Exception‐Typ.

Routine springt nach Exception‐

Behandlung ggf. zurück in den normalen Code, d.h. an die Programminstruktion auf die

EPC zeigt.

Nummer Exception‐Typ (Grund) 0 Interrupt (Hardware)

4 Address‐Error (load or fetch) 5 Address‐Error (store)

6 Bus‐Error (fetch) 7 Bus‐Error (store)

8 System‐Call

9 Break‐Point

10 Reserved Instruction

11 Coprocessor Unimplemented 12 Arithmetic Overflow

13 Trap

15 Floating‐Point‐Exception

MIPS Exception‐Codes

(18)

PC

MIPS Hardware‐Realisierung von Exceptions?

CPU Coprocessor 1 (FPU)

Coprocessor 0 (Traps and Memory)

$0 . . .

$31 Arithmetic

Unit

Multiply Divide

$0 . . .

$31

Arithmetic Unit Registers Registers

Lo Hi

BadVadr ($8) Status ($12) Cause ($13) EPC ($14) Registers

Memory

Es gibt einen weiteren Coprozessor

(19)

Beispiel: Aufruf des Exception‐Handlers

Coprocessor 0 (Traps and Memory) Registers

# Es gelte $s2 = 0x7fffffff

0x40000014 : add $s1,$s2,$s2 # Overflow!

0x40000018 : ...

...

# Exception-Handler beginnt immer hier 0x80000180 : ...

0x80000184 : ...

BadVadr ($8) Status ($12) Cause ($13) EPC ($14)

$pc vor Exception:

6 2 Exception‐Code für Arithmetic Overflow ist 12.

$pc nach Exception:

(20)

Beispiel: Handling der Exception

40000014 Registers

0x40000018 : ...

...

# Ein fauler Exception-Handler

0x80000180 : addi $s2,$zero,0# Problem gelöst 0x80000184 : eret # Rücksprung

$pc zur Behandlung:

$pc nach Behandlung:

(21)

Weitere Exceptions während des Handlings?

40000014 Registers

0x40000018 : ...

...

Möglichkeiten, z.B.:

• Exception‐Handler erzeugt selber eine Exception

• Anfrage eines IO‐Gerätes

(22)

Exceptions während des Handlings abgeschaltet

0x40000018 : ...

...

BadVadr ($8) Status ($12) Cause ($13) EPC ($14) 15 8 1 0

Exception‐Level‐Bit:

0 = Exceptions werden berücksichtigt

1 = Exceptions werden nicht berücksichtigt

Wird bei Sprung in den Exception‐Handler immer gesetzt.

Bei Aufruf von eretwird das Bit wieder gelöscht

(23)

Status erlaubt auch das Maskieren von Interrupts

0x40000018 : ...

...

Interrupt‐Maske

Die Bits einer Interrupt‐Maske bestimmen welche Interrupt‐

Level Exceptions erzeugen dür‐

fen und welche ignoriert wer‐

den.

Jeder mögliche Interrupt ist einem Interrupt‐Level zugeord‐

net.

Mit Bit 0 des Status‐

Registers können Interrupts generell ein‐ und ausgeschaltet werden.

(24)

Pending‐Interrupts

0x40000018 : ...

...

# Exception-Handler beginnt immer hier 0x80000180 : ...

0x80000184 : ...

Exception‐Code

Registers Pending

Interrupts

Alle ankommenden Interrupts (auch ausmaskierte) setzen im Cause‐Register das

Pending‐Flag ihres Interrupt‐

Levels.

Wird das Masken‐Bit (oder das generelle Interrupt‐Bit) später wieder aktiviert, löst das

Pending‐Bit dann den Interrupt auf der CPU aus.

(25)

Zugriff auf die Coprocesor‐0‐Register

Erinnerung: Für den FPU‐Coprozessor (Coprozessor 1) hatten wir:

mfc1 : laden von FP‐Coprozessor‐Register in CPU‐Register mtc1 : laden von CPU‐Register in FP‐Coprozessor‐Register Analoge Instruktionen für den Coprozessor 0:

mfc0 : laden von Coprozessor0‐Register in CPU‐Register mtc0 : laden von CPU‐Register in Coprozessor0‐Register Beispiele:

mfc0 $s0, $13 # $s0=Coprozessor-Register 13 mtc0 $13, $s0 # Coprozessor-Register 13=$s0

(26)

Beispiel für Coprocessor 0 Register‐Zugriff

0x40000018 : ...

...

# Ein etwas besserer Exception-Handler

# Exception auslösende Instruktion einfach überspringen 0x80000180 : mfc0 $k0,$14 # $k0 = EPC 0x80000184 : addi $k0,$k0,4 # $k0 = EPC+4 0x80000188 : mtc0 $14,$k0 # EPC=EPC+4 0x8000018c : eret # Rücksprung

Beachte: Register‐Satz‐

Konvention: $k0 und $k1 sind für OS‐Funktionen reserviert. Behandeln von Exceptions ist eine OS‐

Funktion.

(27)

Traps

Trap – eine Instruktion, die eine Bedingung testet und eine

Exception vom Typ 13 (Trap) auslöst, wenn die Bedingung erfüllt ist.

Trap‐Instruktionen am Beispiel:

teq $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 = $s1 teqi $s0,42 # Trap‐Exception, wenn $s0 = 42 tne $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 != $s1 tnei $s0,42 # Trap‐Exception, wenn $s0 != 42 tge $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 >= $s1

tgeu $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 >= $s1 (unsigned) tgei $s0,$42 # Trap‐Exception, wenn $s0 >= 42

tgeiu $s0,42 # Trap‐Exception, wenn $s0 >= 42 (unsigned) tlt $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 < $s1

tltu $s0,$s1 # Trap‐Exception, wenn $s0 < $s1 (unsigned) tlti $s0,$42 # Trap‐Exception, wenn $s0 < 42

tltiu $s0,42 # Trap‐Exception, wenn $s0 < 42 (unsigned)

(28)

System‐Call – Mechanismus zum Aufrufen von Betriebssystem‐

funktionen.

Anwendung der Instruktion syscall am Beispiel:

addi $v0, $zero, 1 # Lade System‐Call‐Code in $v0

# hier System‐Call‐Code 1 für den

# Systemcall print_int addi $a0, $zero, 42 # Lade das Argument für den

# System‐Call nach $a0.

# Hier soll die Zahl 42

# ausgegeben werden.

syscall # Rufe den System‐Call auf

# dies führt zu einer Exception

# vom Typ 8 (System‐Call)

System‐Calls

(29)

In SPIM/MARS verfügbare System‐Calls

(30)

Zusammenfassung der neuen Befehle

Instruktuion Bedeutung

eret Springe aus Exception‐Handler zurück. Setzt Exception‐Level‐Bit im Status‐Register wieder auf 0.

teq, teqi, tne, tnei, tge, tgeu, tgei, tgeiu, tlt, tltu, tlti, tltiu

Löse Trap‐Exception aus, wenn die Bedingung erfüllt ist.

Beispiel: teq $s0, $s1 löst einen Trap aus, wenn $s0 = $s1 gilt.

syscall Rufe System‐Call mit der in $v0 gespeicherten Nummer auf. Parameter des System‐Calls

werden in $a0 und $a1 übergeben.

Beispiel: syscall gibt eine 42 auf dem

Bildschirm aus, wenn $v0 = 1 (print_int) und

$a0 = 42.

(31)

Unsigned Arithmetik‐Instruktionen

Zu den bisher behandelten Arithmetik‐Instruktionen gibt es auch noch unsigned Varianten, die keine Overflow‐Exception erzeugen.

Beispiel:

# Es gelte $s2 = 0x7fffffff addu $s1,$s2,$s2 # erzeugt *keine*

# Overflow-Exception!

(32)

Signed und ihre Unsigend‐Varianten

Signed

Instruktion

kann

Overflow erzeugen

Unsigned Vertreter

kann

Overflow erzeugen

add ja addu nein

addi ja addiu nein

div nein divu nein

mult nein multu nein

mul nein

madd nein maddu nein

msub nein msubu nein

sub ja subu nein

(33)

Pseudoinstruktionen, Direktiven und Makros

(34)

Motivation für Pseudoinstruktionen

Wir hatten häufiger schon

addi $s1,$zero,wert # $s1=wert

Eine Instruktion li (Load‐Immediate) wäre doch nachvollziebarer li $s1,wert # $s1=wert

MIPS als ISA aus dem RISC‐Lager versucht aber den Instruktion‐Set möglichst klein zu halten. Damit ist so was wie ein li in der ISA nicht eingebaut. Kann man ja mit einem addi und dem $zero

Register ausdrücken.

Dennoch gibt es in MIPS oben genannte Instruktion. Wo kommt die her?

Das ist eine sogenannte Pseudoinstruktion, die der Assembler in Instruktionen der MIPS ISA übersetzt.

(35)

Umsetzung von Pseudoinstruktionen

Wie würde folgende move Instruktion vom Assembler umgesetzt?

move $s1,$s2 # Pseudoinstruktion $s1=$s2

Wie würde folgende blt Instruktion vom Assembler umgesetzt?

blt $s1,$s2, Label # Springe nach Label,

# wenn $s1<$s2 gilt

Beachte: Registerkonvention. Pseudoinstruktionen die ein Register zum Zwischenspeichern von Ergebnissen brauchen, benutzen dazu das Register $at (Assembler‐Temporary)

(36)

Einige MIPS‐Assembler Pseudoinstruktioen

Instruktion Beispiel Erklärung des Beispiel

blt, bltu blt $s1, $s2, Label Springe nach Label, wenn

$s1 < $s2 (signed)

bgt, bgtu bgt $s1, $s2, Label Springe nach Label, wenn

$s1 > $s2 (signed)

ble, bleu ble $s1, $s2, Label Springe nach Label, wenn

$s1 <= $s2 (signed)

bge, bgeu bge $s1, $s2, Label Springe nach Label, wenn

$s1 >= $s2 (signed)

li li $s1, 42 Lade Immediate 42 in $s1 move move $s1, $s2 $s1 = $s2

MARS unterstützt beispielsweise neben den 155 Basisinstruktionen weitere 388 zusätzliche Pseudoinstruktionen.

(37)

Direktiven

Direktiven vereinfachen das Datenlayout eines Programms im Speicher.

Damit der Assembler ein Programm, wie auf der rechten Seite gezeigt, erzeugt, schreiben wir:

.text 0x00400010 li $v0, 1

li $a0, 5 syscall

.data 0x10001000 str:

.asciiz "Hallo Welt!“

0x00400010 : li $v0, 1 0x00400014 : li $a0, 5 0x00400014 : syscall ...

0x10001000 : ‘H’

0x10001001 : ‘a’

0x10001002 : ‘l’

0x10001003 : ‘l’

0x10001004 : ‘o’

...

(38)

Makros (nicht Besandteil von SPIM/MARS)

Makros definieren in einem Wort eine Folge von Instruktionen.

Beim assemblieren wird jedes Auftreten des Makronamens im Code mit den Instruktionen ausgetauscht.

Beispiel:

.macro print_int($arg) la $a0, int_str

mov $a1, $arg jal printf

.end_macro ...

.data

int_str: .asciiz „%d“

Code:

...

print_int($t0) ...

wird expandiert zu:

...

la $a0, int_str mov $a1, $t0

jal printf ...

(39)

Nochmal alles im Überblick

(40)

MIPS R2000 CPU und Coprocessoren

CPU Coprocessor 1 (FPU)

$0 . . .

$31 Arithmetic

Unit

Multiply Divide

$0 . . .

$31

Arithmetic Unit Registers Registers

Lo Hi

Memory

PC

Condition‐

Flags

(41)

Alle Instruktionsformate

opcode reg1 reg2 Sprungoffset/Wert

6 Bit 5 Bit 5 Bit 16 Bit

I‐Typ

(Immediate‐Typ)

opcode Adresse

6 Bit 26 Bit

J‐Typ (Jump‐Typ) opcode src1 src2 dest shamt funct

6 Bit 5 Bit 5 Bit 5 Bit 5 Bit 6 Bit

R‐Typ (Register‐Typ)

32 Bit

(42)

Kompletter CPU‐Registersatz

Name Nummer Verwendung Wird über Aufrufgrenzen bewahrt?

$zero 0 Konstante 0 n.a.

$at 1 Assembler Temporary nein

$v0‐$v1 2‐3 Prozedur‐Rückgabe nein

$a0‐$a3 4‐7 Prozedur‐Parameter nein

$t0‐$t7 8‐15 Temporäre nein

$s0‐$s7 16‐23 Temporär gesicherte ja

$t8‐$t9 24‐25 Temporäre nein

$k0‐$k1 26‐27 Reserviert für das OS nein

$gp 28 Global‐Pointer ja

$sp 29 Stack‐Pointer ja

$fp 30 Frame‐Pointer ja

$ra 31 Return‐Adresse ja

(43)

Kategorie Unterkategorie Assembler‐Befehlsname (Mnemonic) Typ Einfache Arithmetik

Register add, addu, sub, subu

mult, multu, div, divu, mfhi, mflo

R

Immediate addi, addiu I

Logische Operationen Register and, or, nor, xor R

Immediate andi, ori, xori I

Bedingte Sprünge ^{beq, bne} I

Unbedingte Sprünge

j, jal J

jr R

Speicherzugriff

Word lw, sw, ll, sc I

Halfword lh, lhu, sh I

Byte lb, lbu, sb I

Laden von Konstanten ^lui I

Vergleiche Register ^{slt, sltu} R

Immediate slti, sltiu I

Shifts sll, sllv, slr, slrv, sra, srav R

Einige CPU‐Instruktionen

(44)

Einige FPU‐Instruktionen

Kategorie Assembler‐Befehlsname (Mnemonic) Typ

Branch bc1f, bc1t I

FPU‐Registerzugriff mtc1, mfc1 R

FPU‐Speicherzugriff lwc1, swc1, ldc1, sdc1 I

Single‐Precision‐Arithmetik add.s, sub.s, mul.s, div.s R Double‐Precision‐Arithmetik add.d, sub.d, mul.d, div.d R Verschieben von Registerinhalten der FPU mov.s, mov.d R

Single‐Precision‐Vergleiche c.x.s (x=eq, lt, le) R

Double‐Precision‐Vergleiche c.x.d (x=eq, lt, le) R

(45)

Einige Pseudoinstruktionen

Kategorie Mnemonic

Branches blt, bltu

bgt, bgtu ble, bleu bge, bgeu 32‐Bit Immediate laden li

Register kopieren move

(46)

Speicherbelegungskonvention

Reserviert Text Statische

Daten Heap

0x00400000 0x10000000 0x10008000 0x7ffffffc

0x00000000

$pc

$sp

$gp

Stack

Hohe AdresseNiedrige Adresse

$sp

$fp

Procedure‐

Frame Saved

Register

Lokale Variablen

Unbenutzer Speicher Benutzer Speicher Argument 5 Argument 6

(47)

Immediate‐Adressierung

Beispiel:

addi $s0, $s2, 42 # $s0 = $s2 + 42 (Instruktionstyp: I‐Typ)

(48)

Register‐Adressierung

Beispiel:

add $s0, $s2, $s4 # $s0 = $s2 + $s (Instruktionstyp: R‐Typ)

(49)

Basis‐Adressierung

Beispiel:

lw $t0, 12($s0) # $t0 = Inhalt der Speicherstelle $s2+12 (Instruktionstyp: I‐Typ)

(50)

PC‐Relative‐Adressierung

Beispiel:

beq $s0, $s2, Label # wenn $s0 = $s2 dann springe nach

# Label.

(Instruktionstyp: I‐Typ)

(Beachte: Address speichert die Anzahl zu überspringender Words und nicht die Bytes)

(51)

Pseudodirekte Adressierung

Beispiel:

j Label # Springe nach Label (Instruktionstyp: J‐Typ)

(Beachte: Address speichert die untere Basis des PC in Words und nicht in Bytes)

(52)

Eine Instruktion haben wir noch vergessen

nop # tue nichts

So das war‘s:

li $v0,10

syscall

(53)

Zusammenfassung und Literatur

(54)

Zusammenfassung

• Assembler als Schnittstelle zwischen höheren Sprachen und den Maschinen‐

Instruktionen

– Assembler übersetzt menschenlesbare Assembler‐Instruktionen in maschinenlesbare Maschineninstruktionen (Zahlen)

– Assembler kann die ISA mit sinnvollen Pseudoinstruktionen erweitern

• Wir haben nochmals deutlich das Prinzip des Stored‐Program gesehen – Instruktionen sind ununterscheidbar von Zahlen

– Instruktionen liegen im gewöhnlichen Datenspeicher

• Programmieren in Assemblersprache macht alles schneller?

– Wenn dann nur kritischste Teile

– Compiler kennt die „Intention“ des Programmes nicht – Compiler optimieren heutzutage aber sehr gut;

meist besser als der gewöhnliche Assemblerprogrammierer

– Höhere Sprache bedeutet weniger Codezeilen und damit auch schnellere Programmierzeit

– Höhere Sprache bedeutet auch, dass Code schneller auf neue Architektur portierbar ist

• Der Speicher speichert lediglich Bits.

Interpretation des Inhalts hängt von der Instruktion ab die darauf zu greift

• Programmieren lernt man nicht durch zuhören. Übung mach den Meister!

(55)

Literatur

[PattersonHennessy2012] David A. Patterson und John L. Hennessy, „Computer Organization and Design“, Fourth Edition, 2012

2.1 Introduction

2.2 Operations of the Computer Hardware 2.3 Operands of the Computer Hardware

2.5 Representing Instructions in the Computer 2.7 Instructions for Making Decisions

2.8 Supporting Procedures in Computer Hardware 2.9 Communicating with People

2.10 MIPS Addressing for 32‐Bit Immediates and Adresses 2.11 Parallelism and Instructions: Synchronization

4.9 Exceptions B.1 Introduction B.2 Assemblers B.5 Memory Usage

B.6 Procedure Call Convention B.7 Exceptions and Interrupts B.9 SPIM

B.10 MIPS R2000 Assembly Language