Rechnerstrukturen WS 2012/13

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1 Rechnerstrukturen WS 2012/13 Boolesche Funktionen und Schaltnetze Rechner-Arithmetik Addition (Wiederholung) Multiplikation Wallace-Tree Subtraktion Addition negativer Zahlen Gleitkommazahlen-Arithmetik Multiplikation von Gleitkommazahlen Addition von Gleitkommazahlen Hinweis: Folien teilweise a. d. Basis von Materialien von Thomas Jansen 29. Oktober 2012 Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 1

2 Addition von Binärzahlen Beobachtungen zu den Überträgen 1+1 erzeugt einen Übertrag 0+0 eliminiert einen vorhandenen Übertrag 0+1 und 1+0 reichen einen vorhandenen Übertrag weiter Übertrag ist höchstens 1 Kann man Addition als boolesche Funktion ausdrücken? x y c s f HA : {0,1} 2 {0,1} 2 mit realisiert Addition mit Summenbit s und Übertrag c (Carry) Beobachtung c = x y s = x y Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 2

3 c = x y s = x y Halbaddierer x y = 1 s & c Größe 2 Tiefe 1 x y c s Drückt f HA : {0,1} 2 {0,1} 2 mit wirklich Addition aus? Beobachtung: Nur für isolierte Ziffern, vorheriger Übertrag fehlt! Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 3

4 Realisierung von Addition als boolesche Funktion c alt x y c s f VA : {0,1} 3 {0,1} 2 mit realisiert Addition mit Summenbit s und Übertrag c (Carry) Beobachtung s = 1 Anzahl der Einsen ungerade s = c alt x y Beobachtung c = 1 Anzahl Einsen 2 direkte Realisierung c = x y x c alt y c alt aber für Realisierung im Schaltnetz Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 4

5 s = x y c alt c = c alt (x y) x y Schaltnetz Volladdierer x y c alt = 1 = 1 s & 1 c & Größe 5, Tiefe 3 Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 5

6 x 0 y 0 x 1 y 1 x 2 y 2 HA VA 1 Realisierung Addition s 0 s 1 s 2 VA 2... x n 1 y n 1. VA n 1 s n 1 s n Größe 2+(n 1) 5 = 5n 3 Tiefe 1+(n 1) 3 = 3n 2 Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 6

7 Ergebnis: Ripple-Carry Addierer Realisierung Addition von natürlichen Zahlen sehr gut strukturiert Größe 5n 3 sehr klein Tiefe 3n 2 viel zu tief Warum ist unser Schaltnetz so tief? offensichtlich Überträge brauchen sehr lange Verbesserungsidee Überträge früher berechnen Erinnerung Struktureinsicht (x i,y i ) = (1,1) generiert Übertrag (x i,y i ) = (0,0) eliminiert Übertrag (x i,y i ) {(0,1),(1,0)} reicht Übertrag weiter Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 7

8 Multiplikation direkt mit Binärzahlen also Multiplizieren heißt Nullen passend schreiben Zahlen passend verschoben kopieren viele Zahlen addieren Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 8

9 Multiplikation als Schaltnetz Multiplikation ist Nullen passend schreiben Zahlen passend verschoben kopieren viele Zahlen addieren klar Nullen schreiben einfach und kostenlos, Zahlen verschieben und kopieren einfach und kostenlos, viele Zahlen addieren nicht ganz so einfach Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 9

10 Addition vieler Zahlen klar Wir haben Addierer für die Addition zweier Zahlen. Wie addieren wir damit n Zahlen? erster Ansatz einfach nacheinander m 1 m 2 m 3 m 4 m 5 m n + + Tiefe (n 1) Tiefe(+) Schrecklich! klar sehr naiv + + merken in Schaltnetzen niemals alles nacheinander. + Was geht gleichzeitig? Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 10

11 Addition von n Zahlen besserer Ansatz paarweise addieren m 1 m 2 m 3 m 4 m 5 m 6 m 7 m Anzahl Addierer = n 2 + n n Gesamtgröße n Größe(+) Tiefe also auf i-ter Ebene 2 log 2 (n) i Addierer log 2 (n) Ebenen Geht es vielleicht noch schneller? Gesamttiefe log 2 (n) 2log 2 (n) = 2log 2 (n) 2 Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 11

12 Addition von n Zahlen noch schneller (triviale) Beobachtung Addition ersetzt zwei Zahlen durch eine Zahl gleicher Summe zentral für uns gleiche Summe Korrektheit weniger Zahlen Fortschritt (verrückte?) Idee Vielleicht ist es einfacher, drei Zahlen zu ersetzen durch zwei Zahlen gleicher Summe? klar immer noch gleiche Summe Korrektheit aber 3 2 statt 2 1 weniger Fortschritt Ist das schlimm? Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 12

13 Wallace-Tree m 1 m 2 m 3 m 4 m 5 m 6 m 7 m 8 m 9 m 10 m 11 m 12 CSA CSA CSA CSA CSA CSA CSA CSA Carry Save Adder ( log 3/2 (n) Ebenen) klar nur sinnvoll, wenn CSA viel flacher als Addierer CSA CSA + Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 13

14 Carry Save Adder gesucht Zahlen a,b mit a+b = x +y +z Beobachtung für x,y,z {0,1} schon bekannt x +y +z = 2 u +v (Volladdierer) Beobachtung Es genügt, das parallel für alle Stellen zu tun. x 3 x 2 x 1 x 0 + y 3 y 2 y 1 y 0 + z 3 z 2 z 1 z 0 (2u 3 +v 3 ) (2u 2 +v 2 ) (2u 1 +v 1 ) (2u 0 +v 0 ) u 3 u 2 u 1 u 0 + v 3 v 2 v 1 v 0 Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 14

15 Korrektheit der CSA-Realisierung aus Volladdierer x i +y i +z i = 2u i +v i x +y +z = = = = ( n 1 x i 2 )+ i ( n 1 y i 2 )+ i ( n 1 i=0 i=0 i=0 n 1 ( (xi +y i +z i ) 2 i) i=0 n 1 ( (2ui +v i ) 2 i) i=0 ( n 1 u i 2 )+ i+1 ( n 1 i=0 i=0 ) v i 2 i ) z i 2 i Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 15

16 Multiplikation mit Wallace-Tree klar für drei n-bit-zahlen reichen n Volladdierer also Größe 5n Tiefe 3 Gesamtgröße n 2 Gesamttiefe 3 log 3/2 (n) +2log 2 (n) 7,13log }{{}}{{} 2 (n) Wallce-Tree Addierer Fazit Multiplikation wesentlich teurer als Addition, aber nicht wesentlich langsamer! Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 16

17 Subtraktion Beobachtung Niemand muss subtrahieren! Begründung Statt x y einfach x +( y) rechnen! also Idee Ersetze Subtraktion durch 1. Vorzeichenwechsel 2. Addition einer eventuell negativen Zahl noch zu untersuchen 1. Wie schwierig ist der Vorzeichenwechsel? 2. Wie funktioniert die Addition von negativen Zahlen? Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 17

18 Vorzeichenwechsel Repräsentation Vorgehen Kommentar Vorzeichen-Betrag Vorzeichen-Bit invertieren sehr einfach Einerkomplement alle Bits invertieren einfach Zweierkomplement alle Bits invertieren, machbar 1 addieren Exzess Subtraktion von 2y schwierig Beobachtung für Exzessdarstellung funktioniert Addierer selbst bei positiven Zahlen nicht x +y (b +x)+(b +y) = (b +x +y)+b also Exzessdarstellung fürs Rechnen weitgehend ungeeignet, nur günstig für Vergleiche Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 18

19 Addition negativer Zahlen klar unsere Schaltnetze für die Addition (Schulmethode, Carry-Look-Ahead) sind für Betragszahlen entworfen Müssen wir für negative Zahlen komplett neu entwerfen? klar Das hängt von der Repräsentation ab. Exzessdarstellung Betrachten wir gar nicht, weil wir damit nicht einmal addieren können. Vorzeichen-Betrag positive und negative fast gleich dargestellt, darum neuer Schaltnetzentwurf erforderlich Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 19

20 Addition negativer Zahlen im Einerkomplement auf dieser und nächster Folie Notation y ist Komplement von y Wir wechseln frei zwischen Zahlen und ihren Repräsentationen. feste Darstellungslänge l Beobachtung y +y = 2 l 1 y = 2 l 1 y Rechne x y = x +( y) = x +y = x +2 l 1 y = 2 l +(x y) 1 Wichtig Darstellungslänge 2 l passt nicht (Überlauf) also Überlauf ignorieren noch 1 addieren korrekt Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 20

21 Addition negativer Zahlen im Zweierkomplement Beobachtung y +y = 2 l 1 y = 2 l 1 y Rechne x y = x +( y) = x +y +1 = x +2 l 1 y +1 = 2 l +(x y) wichtig Darstellungslänge 2 l passt nicht (Überlauf) also Überlauf ignorieren korrekt also Addierer rechnet richtig auch für negative Zahlen Zweierkomplement verbreitetste Darstellung ganzer Zahlen Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 21

22 Überträge bei Addition im Zweierkomplement Wann ist das Ergebnis korrekt und wann nicht darstellbar? 1. Addition zweier positiver Zahlen klar Ergebnis positiv Beobachtung kein Überlauf möglich also Ergebnis korrekt, wenn positiv 2. Addition einer positiven und einer negativen Zahl klar Ergebnis kleiner als größte darstellbare Zahl klar Ergebnis größer als kleinste darstellbare Zahl also Ergebnis immer korrekt 3. Addition zweier negativer Zahlen gesehen Überlauf entsteht ( ignorieren) klar Ergebnis negativ also Ergebnis korrekt, wenn negativ Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 22

23 Gleitkommazahlen-Arithmetik Darstellung gemäß IEEE x = ( 1) sx m x 2 ex y = ( 1) sy m y 2 ey s Vorzeichenbit m Mantisse (Binärdarstellung, inklusive impliziter 1) e Exponent (Exzessdarstellung, b = 2 l 1 1) Ergebnis z = ( 1) sz m z 2 ez Vereinfachung Wir ignorieren das Runden. Weitere Details z.b. in: Aber: Wichtiger Teil des IEEE 754 Standards! David Goldberg (1991): What every computer scientist should know about floating-point arithmetic. ACM Computing Serveys 23(1):5 48. Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 23

24 Multiplikation von Gleitkommazahlen x = ( 1) sx m x 2 ex y = ( 1) sy m y 2 ey z = x y = ( 1) sz m z 2 ez Beobachtung z = ( 1) sx sy (m x m y ) 2 ex+ey also 1. s z := s x s y (trivial) 2. m z := m x m y (Multiplikation von Betragszahlen wie gesehen, implizite Einsen nicht vergessen!) 3. e z := e x +e y (Addition, wegen Exzessdarstellung e x +e y b berechnen) Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 24

25 Beispiel Multiplikation Gleitkommazahlen x y Vorzeichen s z = 1 1 = 0 Exponent Bias ist 2 l 1 1 = ( ) 2 1 ( ) 2 (( ) 2 1) = (111) 2 +1 = (1000) 2 ( ) 2 +(1000) 2 = ( ) 2 ( ) 2 ist vorläufiger Exponent Mantisse 1, , , Normalisieren: Komma 1 Stelle nach links Exponent zum Ausgleich +1 implizite Eins streichen Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 25 z

26 Addition von Gleitkommazahlen x = ( 1) sx m x 2 ex y = ( 1) sy m y 2 ey z = x +y = ( 1) sz m z 2 ez Beobachtung einfach, wenn e x = e y dann m 1 2 e +m 2 2 e = (m 1 +m 2 ) 2 e Plan 1. Ergebnis wird so ähnlich wie Zahl mit größerem Exponenten, darum Mantisse der Zahl mit kleinerem Exponenten anpassen 2. Mantissen auf jeden Fall addieren, bei unterschiedlichen Vorzeichen dazu eine Mantisse negieren (Zweierkomplement) 3. anschließend normalisieren Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 26

27 Algorithmus zur Addition 1. Falls e x < e y, dann x und y komplett vertauschen. 2. Falls Vorzeichen ungleich, dann Vorzeichen von s y invertieren und Übergang von y zu y im Zweierkomplement ( y +1 ). s z := s x 3. Mantisse m y um e x e y Stellen nach rechts verschieben (Exponenten virtuell jetzt angeglichen) Achtung Kann zum Verlust signifikanter Stellen führen! 4. m z := m x +m y Falls e x = e y, Vorzeichenwechsel möglich. Dann s z invertieren. 5. e z := e x. Ergebnis normalisieren Achtung Bei Mantissen an implizite Einsen denken! klar Keine separate Subtraktion erforderlich. Vorzeichenwechsel trivial. Addition negativer Zahlen enthalten durch Zweierkomplement. Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 27

28 Beispiel Addition Gleitkommazahlen x y e x > e y, Vorzeichen gleich, also zunächst nur s z := 1 Mantisse m y um e x e y = 1 Stelle nach rechts verschieben 0, , Mantissen addieren + 0, , Normalisieren Komma um 1 Stelle nach links verschieben 1, Exponent um 1 vergrößern z Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 28

29 Noch ein Beispiel zur Addition x y klar e x > e y weil s x s y s y invertieren Vorzeichenwechsel bei m y in Zweierkomplementdarstellung x , aus , ird y , Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 29

30 Noch ein Beispiel zur Addition (2) x , y , jetzt e y an e x anpassen, m y verschieben x , y , z , Erinnerung 1 einfach ignorieren überfließende z , Normalisieren Komma um zwei Stellen nach rechts verschieben Exponent zum Ausgleich um zwei verkleinern z Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 30

31 Fehlerquellen bei der Gleitkommaarithmetik Rundung, wenn Berechnungsergebnis zur korrekten Darstellung mehr signifikante Bits (d.h. i.d. Mantisse) erfordert als verfügbar (kann bei Multiplikation und Addition auftreten) Verlust niederwertiger Bits durch Angleich der Exponenten während der Addition Worst Case: x y und y 0 aber x +y = xe Und nicht zu vergessen: Darstellung nur einer extrem kleinen Auswahl der rationalen Zahlen möglich, variiert mit der Größenordnung der repräsentierten Zahlen! Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 31

32 Probleme bei der Addition: Ein Szenario Gegeben: Folge von n Gleitkommazahlen [x i ] mit 0 i n (z.b. gespeichert in einem Feld/Array x[i]) Aufgabe: Berechne Summe S... möglichst exakt (d.h. mit den Möglichkeiten der Gleitkommaarithmetik) Naive Lösung: Direkte Summation, d.h. berechne: S = n 1 x i oder lieber S = 0 i=0 x i i=n 1 Theorie/Intuition: Beide Summationen liefern dasselbe Ergebnis! Praxis: S und S sind i.a. nicht gleich! Beispielprogramm (in C) Mögliche Abhilfe: Erhöhung der Genauigkeit (i.d.r. schwierig)... oder schlauere Berechnung ;-) Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 32

33 Fehlerreduktion: Kahan-Summation Algorithmus zur numerisch stabileren Berechnung von S = n 1 S = 0; /* Summe */ E = 0; /* geschaetzter Fehler */ for i = 0 to n-1 { Y = x[i] - E; /* bish. Fehler beruecksichtigen */ Z = S + Y; /* neues Summationsergebnis */ E = (Z - S) - Y; /* neue Fehlerschaetzung */ S = Z; } i=0 x i : Beispielprogramm (in C) Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 33

34 Fehlerreduktion: Kahan-Summation (2) Veranschaulichung des fehlerkompensierenden Berechnungsablaufs: S Z + Y h Y l S Z Y h Y h Y l E = Y l Rechnerstrukturen º» Boole. Fkt. 34

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