Computerarchitectuur

De eerste (IBM) PC beschikte over een moederbord met AT vormfactor, de bijhorende voeding was dan ook een AT voeding. In 1995 kwam er een opvolger, met name de ATX vormfactor. Ondertussen is deze specificatie ook geëvolueerd (ondertussen ATX 2.3).

De belangrijkste verschillen situeren zich op het vlak van de spanningen die de voeding kan afgeven en de connectoren die voorzien zijn op de voeding.

In het bijzonder is er natuurlijk een verschil tussen de verschillende connectoren die op het moederbord worden aangesloten. Een AT voeding bood een connector van tweemaal zes aansluitingen, een ATX voeding biedt daarentegen een connector met 24 aansluitingen. (in de oorspronkelijke versie was dit 20, tegenwoordig is er ook steeds een vierpolige connector die twee keer twaalf Volt levert aan de processor.)

Een belangrijk verschil tussen beiden is de aanwezigheid bij ATX van een 3.3V spanning, een +5V standby en power on signaal. Deze laatste twee maken het mogelijk dat de mechanische schakelaar van de AT voeding (die rechtstreeks de voeding aanstuurde), vervangen kon worden door een elektronisch signaal van het moederbord naar de voeding. In eerste instantie kan het moederbord dit signaal sturen als het zelf een input krijgt van een drukknop. Er zijn echter ook alternatieven mogelijk, zoals wake-on-lan, speciale toetsen op een toetsenbord,…​

Hieruit kan je afleiden dat bij een computer die uitgeschakeld is, een deel van het moederbord nog steeds onder spanning staat. Deze spanning kan je alleen wegnemen door de voeding uit te schakelen (schakelaar op voeding, stekker uittrekken).

Naast de verschillen in connectoren die op het moederbord worden aangesloten, is er ook onderscheid op het vlak van de andere connectoren. Afhankelijk van de andere apparaten (en hun voedingsaansluiting), moet je erop letten om een voeding te kiezen die de nodige connectoren aanbiedt.

Enkele belangrijke connectoren zijn:

Een erg belangrijke eigenschap voor een voeding is het vermogen dat ze kan leveren. Uiteraard moet dit te leveren vermogen voldoende zijn om alle componenten in het systeem te voorzien van stroom. Het vergelijken van voedingen op dit vlak is iets complexer dan kijken naar de waarden die de fabrikant op zijn verpakking adverteert.

Belangrijker dan het getal is de betekenis ervan. Aangezien er geen voorschriften zijn voor de bepaling van die vermogenswaarde, kan 500W bij de ene fabrikant betekenen dat de voeding 500W piekvermogen kan leveren bij 10°C en bij een andere een continu vermogen van 500W bij 40°C. Als het systeem continu 450W nodig heeft, zou de eerste voeding kunnen falen.

Een tweede belangrijke opmerking is dat niet alleen het totale vermogen belangrijk is, maar ook het vermogen dat op elke voedingsspanning apart geleverd kan worden. Het is duidelijk dat een computervoeding meerdere eindtrappen moet bevatten voor de verschillende spanningen. Op elk van deze rails is er een maximale stroom die geleverd kan worden.

Als de maximale stroom op de 12V rail 5A is, kan je met een 500W voeding niet voorzien in de behoeften van een computer die een vermogen van 200W nodig heeft, maar wel 6A op de 12V rail. Dit kan een belangrijke reden voor prijsverschillen in voedingen zijn. Goedkopere voedingen kunnen typisch meer stroom leveren bij de lagere spanningen en minder bij 12V. Er moet nog worden opgemerkt dat sommige voedingen verschillende rails hebben voor eenzelfde voedingsspanning. Op elk van deze rails is dan een maximale stroom vastgelegd. Het zal wel duidelijk zijn dat je dan best de verbruikers op een zo evenwichtig mogelijke manier over deze rails moet verdelen.

Een laatste opmerking is dat het vermogen van de voeding zo goed mogelijk op het systeem moet worden afgestemd. Uiteraard betekent dit dat je voldoende piekvermogen nodig hebt, maar zomaar een voeding van 1kW aanschaffen voor een systeem dat 200W nodig heeft is niet meteen een goede keuze.

Het ‘groene’ aspect bij computers komt steeds meer naar voor. Het rendement van de voeding is daarbij een belangrijke factor. Je wil natuurlijk voor elke 100 Watt die je uit het stroomnet haalt, ook 100W prestaties zien. Helaas is dit niet mogelijk: voedingen hebben een rendement dat een stuk lager ligt dan de ideale 100%. Dat verlies uit zich voornamelijk in warmte, die dan weer moet afgevoerd worden. Het spreekt voor zich dan een hoger rendement meestal ook een iets hoger prijskaartje met zich zal meebrengen. Toch is dit het overwegen waard als je een kleine rekenoefening maakt.

De geluidsproductie van een computer is in verschillende gebruiksomgevingen liefst zo klein mogelijk. Een belangrijke bron van lawaai wordt gevormd door de verschillende koelingen en in het bijzonder de ventilatoren die hierbij worden gebruikt. Hier blijkt alvast het belang van het rendement van een voeding. Hoe hoger het rendement, des te minder verlies er is. Dit verlies manifesteert zich steeds onder de vorm van warmte.

Naast het rendement is ook de grootte van de ventilator belangrijk. Een grotere ventilator zal bij lagere toerentallen voldoende kunnen koelen en daarbij minder lawaai produceren. Er bestaan ook voedingen die volledig passief (zonder ventilatoren) gekoeld worden. Deze produceren uiteraard geen lawaai, maar zijn typisch iets duurder.

Het 80-plus certificatieprogramma probeert voor de consument duidelijkheid te scheppen door voedingen een label te geven naargelang de efficiëntie. De certificatie is echter geen verplichting voor fabrikanten.

Laptops hebben een verbruik dat typisch een flink stuk lager zit. Hoewel ze een voeding hebben die meestal een behoorlijk hoog wattage aankan om de accu snel op te laden, is het gemiddeld verbruik meestal slechts rond de 30Watt. Nieuwere toestellen die een hoge autonomie tot hun belangrijkste verkoopargumenten rekenen, zoals chromebooks, kunnen zelfs onder maximale belasting onder de grens van 15 Watt blijven. [ANAND]

Het matige rendement van PSU’s is voor een deel eigen aan de opbouw ervan. Omdat veel verschillende eindtrappen nodig zijn voor de verschillende spanningen, is het totale rendementsverlies een accumulatie van de kleinere verliezen bij de deeltrappen.

Ondertussen verlaten sommige grote spelers om die reden de ATX standaard om met eigen oplossingen hogere rendementen te behalen. Google ontwikkelt bijvoorbeeld z’n eigen servervoedingen die door hun eenvoud een veel hoger rendement halen. De eenvoud bestaat erin dat ze slechts 1 spanning aanbieden aan het moederbord: 12V. Als componenten een andere voedingsspanning vereisen, worden die waar nodig getransformeerd op het moederbord, wat veel efficiënter kan. Google research publiceerde een paper [GOOGLE] die schat dat de energiebesparing die je hiermee kan behalen op een populatie van 100 miljoen computers 13 miljard kWh betreft op jaarbasis. Dat komt, om je een idee te geven, ongeveer overeen met de opbrengst van de helft van een kerncentrale zoals die in Doel (jaarproductie 22 miljard kWh).

Problemen met voedingen hebben altijd gevolgen voor het volledige systeem, aangezien ze dit volledige systeem van stroom moeten voorzien. Een belangrijke oorzaak van problemen is een te klein vermogen voor het systeem of onvoldoende koeling. Dit probleem uit zich meestal niet in het niet opstarten van het systeem, maar eerder in het onverwacht afsluiten (of eventueel herstarten) ervan. Dit is dan nog het meest aangename gevolg van het probleem. Het is belangrijk om bij dergelijke problemen de voeding en de koeling ervan te controleren.

Minder aangename gevolgen kunnen zijn dat de voeding beschadigd raakt en in het meer dramatische geval dat er rook uit de computerkast komt. Deze kan dan afkomstig zijn van de voeding zelf, maar ook van andere componenten(moederbord, RAM, CPU). Een situatie die de meesten liever vermijden.

Een voeding kan ook slijtage vertonen. In het bijzonder op het vlak van de elektrolytische condensatoren kan er veel verschil zijn tussen voedingen. Minder kwalitatieve condensatoren kunnen uitdrogen (elektrolyt dat verdampt), waardoor ze hun functie minder tot niet meer vervullen en de voeding uiteindelijk rook in plaats van gelijkspanning produceert. Dit gebeurt uiteraard pas na verloop van tijd (afhankelijk van de belasting van de computer).

Sommige voedingen hebben een controlesysteem dat je door middel van geluidssignalen preventief waarschuwt als er problemen dreigen, zoals overbelasting of een gebrekkige koeling.

De online UPS wordt ook wel “double conversion” UPS genoemd. Alle stroom die naar de IT-apparatuur gaat, loopt door de UPS. Hierdoor is het niet nodig om over te schakelen bij het uitvallen van de stroom. Met de bypass kan je evenwel de ups overbruggen. Dat kan bijvoorbeeld interessant zijn als er onderhoud nodig is. Omdat hierdoor veel gevraagd wordt van alle elektronica (die constant volledig belast wordt), is dit een relatief duur concept.

Dit type UPS vind je voornamelijk terug bij particuliere ups’en waar kostprijs een belangrijk criterium is. Bij het wegvallen van de spanning, wordt een bypass ingeschakeld. Die procedure duurt enkele milliseconden waarbij je geen uitgangsspanning hebt, en dat moet opgevangen worden door de voeding van je computer of server. Een nadeel van dit type UPS is dat je hem ook niet zonder risico kan testen.

Een ander nadeel is dat in gewone omstandigheden de netspanning rechtstreeks gekoppeld is aan je IT-apparatuur. Als er storingen op het net zitten, zal je IT apparatuur daar hinder van ondervinden. De apparatuur is dus niet beveiligd.

Deze vorm van UPS vormt een hybride oplossing. In feite gaat het om een off-line UPS waar de line-feed voorzien is van aanvullende filters. Zo ben je zeker dat de spanning die aan je servers aangelegd is, gezuiverd werd van pieken en storingen. In omgevingen waar veel storing optreedt is dat geen overbodige luxe. (bijvoorbeeld fabriekshallen, gebieden met gebrekkige stroomvoorziening)

Naast de kloksnelheid werd ook aan de interne opbouw van de processor gesleuteld om hem sneller bepaalde taken te laten uitvoeren. Zo werken processoren instructies niet na elkaar af, maar gedeeltelijk tegelijkertijd. Dit gebeurt in een zogenaamde pipeline. Het is eenvoudig om in te beelden dat terwijl de ene instructie uit het geheugen wordt opgehaald, een andere gedecodeerd kan worden en van nog een andere het resultaat berekend kan worden. Hieronder wordt dit principe grafisch voorgesteld.
Helaas is dit principe niet zaligmakend: soms zijn instructies afhankelijk van andere, waardoor er een ‘bubble’ optreedt: een tijdspanne waarin de processor verplicht moet wachten.

Als dit principe verder gedreven wordt, kunnen stappen die veel tijd in beslag nemen dubbel uitgevoerd worden. Men spreekt dan over een superscalaire processor. In onderstaande afbeeldingen worden de blokschema’s getoond van de Sandy bridge en de Athlon Bulldozer microarchitectuur. In deze blokschema’s is duidelijk te zien hoe er verschilllende eenheden zijn die berekeningen kunnen maken, waardoor verschillende instructies tegelijkertijd uitgevoerd kunnen worden. Een belangrijke uitdaging hierbij vormen voorwaardelijke spronginstructies. Aangezien pas bij de uitvoering van de instructie geweten is of de sprong uitgevoerd wordt of dat gewoon de volgende instructie wordt uitgevoerd. In het schema zijn hiervoor branch prediction eenheden voorzien.

Meer details over hun werking en de principes van pipelining en superscalaire architecturen krijg je in het vak "microprocessoren".

Multicore processoren (processoren met meerdere rekenkernen) zijn al geruime tijd niet meer weg te denken. Hexacores (processoren met 6 rekenkernen) en octacores (processoren met 8 rekenkernen) zullen de komende jaren eerder regel dan uitzondering worden.
Je zou dit een verder doorgedreven vorm van een superscalaire architectuur kunnen noemen. In plaats van delen van de processor te ontdubbelen, wordt een volledige processor ontdubbeld. Een grote moeilijkheid bij deze werkwijzes is om de caches op elkaar af te stemmen. Een probleem dat duidelijker zal worden in het volgende hoofdstuk.

Net zoals een superscalaire architectuur pas voordeel geeft als de verschillende eenheden tegelijk gebruikt worden, zal een dual-core pas voordeel geven als meerdere cores tegelijk werk verrichten. Dit kan als er bijvoorbeeld verschillende programma’s tegelijk actief zijn of als de software zodanig geschreven is, dat ze bestaat uit verschillende threads die naast elkaar (en dus tegelijk door verschillende processorkernen) kunnen uitgevoerd worden.

Een simpel voorbeeldje om de beperkingen van een multicore processor aan te tonen: als je een eenvoudige toepassing een rekenintensieve opdracht laat uitvoeren, dan zal een multicore processor slechts een deel belast worden. Eén processorkern verricht namelijk al het werk.

Het voordeel van de multi-core merk je pas als je tegelijk nog een ander programma probeert te gebruiken. Dat zal met een multi-core vlot lukken, in tegenstelling tot een single core. Het OS zal op zoek gaan naar de minst belastte core, en het nieuwe proces daarop uitvoeren.

Uiteraard is dit principe nog verder schaalbaar. In servers worden vaak meerdere processoren op één moederbord geprikt, en als ook dat niet langer volstaat, wordt de rekenkracht van meerdere servers gecombineerd. Deze principes overstijgen deze cursus, en komen later in de opleiding aan bod.

Een andere eigenschap die plots opduikt en doorheen de processorgeschiedenis steeds toeneemt is het cache geheugen. De toename van het cache volgt de trend van alle soorten geheugens die in een pc te vinden zijn. Dit is een gevolg van de eerder opgemerkte trend dat de processor veruit het snelste onderdeel is in het systeem, dat zo optimaal mogelijk benut moet worden. Naarmate data en programma’s steeds groter werden, werd ook het belang van geheugen groter. Tot de intrede van de grafische interface was de belangrijkste parameter in het systeem de kloksnelheid van de processor. Met de intrede van de grafische interface was een groter geheugen soms te verkiezen boven een hogere kloksnelheid. Het belang van cache geheugen is ook duidelijk als je de budget- en performance-processoren van fabrikanten met elkaar gaat vergelijken.

In onderstaand lijstje staan enkele desktop en serverprocessoren opgelijst. Je merkt dat ze qua kloksnelheid niet voor elkaar moeten onderdoen, maar dat de hoeveelheden cache wel verschillen.

De werking van de cache wordt verder in detail besproken in het derde hoofdstuk.

Het meest tastbare onderscheid kan gemaakt worden op het vlak van de behuizing. Origineel gebruikte men op de PC geheugen onder de vorm van discrete chips.
Naarmate de capaciteit van het geheugen steeg, werd dit te duur en ging men over op geheugenmodules.

Daarnaast spreekt men soms van het gebruik van geheugenbanken. Een geheugenbank op een moederbord bestaat uit een of meerdere sockets of geheugenvoeten (insteekplaatsen voor geheugenchips).
Het aantal sockets per geheugenbank hangt af van de uitvoeringsvorm van het gebruikte geheugen en van de breedte van de databus. Een geheugenbank heeft dezelfde breedte als de databus die voor de aansluiting op de datalijnen zorgt.

Niet alle geheugenbanken moeten gevuld zijn maar iedere geheugenbank waar geheugen in geplaatst werd, moet volledig gevuld zijn. In moderne systemen vult een module een volledige geheugenbank en is deze dus automatisch vervuld. Een geheugenmodule wordt gekenmerkt door het aantal contactpunten (pins), de werkspanning en het soort geheugenchip. Het is de geheugencapaciteit van alle chips samen die de capaciteit van de module bepalen.

Langs beide zijden van een geheugenmodule bevinden zich contactpunten. Indien deze contactpunten inwendig verbonden zijn spreekt men van een SIMM (Single Inline Memory Module). Indien deze contactpunten afzonderlijk werken en niet verbonden zijn spreekt men over een DIMM (Dual Inline Memory Module).
Een DIMM biedt op dezelfde afstand veel meer contactpunten en wordt dan ook toegepast in de moderne modules, die onder andere voor de steeds breder wordende databussen extra contactpunten nodig hebben.

Een variante van DIMM is so-DIMM (small outline), een miniatuurversie van DIMM, specifiek geschikt voor mobiele apparatuur als laptops.

Dynamische RAMs hebben vanwege de grote densiteit meestal ook een grote capaciteit op de chip (tegenwoordig tot 16 Gbit per chip). Een dergelijke capaciteit betekent ook dat er heel wat adressignalen noodzakelijk zijn om een welbepaalde geheugencel te selecteren. Wanneer elk signaal op een aparte pin zou aangesloten worden, zou het noodzakelijk zijn om zeer grote behuizingen te gebruiken.
Om dit probleem te omzeilen, wordt gebruik gemaakt van gemultiplexte adreslijnen: het volledige adres wordt opgesplitst in een Column Address een Row Address.

Deze twee adresgedeeltes worden de een na de ander aangeboden aan de adresklemmen van het IC. Hierbij wordt gebruik gemaakt van de RAS- en CAS-klem om de twee adresgedeelten te latchen.
De snelheid van het geheugen wordt in grote mate bepaald door de toegangstijd T_acc.

Eerder werd al aangegeven hoe een leescyclus de data op de condensatoren zal vernietigen. Dit is uiteraard een onaanvaardbare situatie. De oplossing ligt voor de hand. Als data gelezen is, wordt dezelfde data nadien terug weggeschreven, zodat de originele toestand hersteld wordt. Uiteraard is het niet verstandig deze taak aan de processor toe te wijzen, het is iets wat in de geheugenchips zelf geregeld moet worden. Het geheugen is, zoals in vorige paragraaf werd aangegeven, opgebouwd als een matrix van rijen met een welbepaald aantal kolommen. Naast deze matrix van dynamische geheugencellen is er ook een rij van statische geheugencellen. Op het ogenblik dat een rij-adres aangelegd wordt, zal de dynamische rij gekopieerd worden naar de statische rij. Hierbij verliest de dynamische rij dus haar inhoud. Vervolgens kan de gewenste cel gelezen worden en daarna wordt de inhoud van de statische rij weer naar de matrix gekopieerd. Hierdoor wordt de inhoud van het geheugen hersteld.

Met deze kennis wordt ook duidelijk hoe een refresh georganiseerd kan worden. Op regelmatige tijdstippen zal een zogenaamde RAS-only cylcus uitgevoerd worden. Hierbij wordt eigenlijk elke rij geselecteerd, gekopieerd naar de statische rij en weer weggeschreven. Hierdoor is de originele inhoud weer op peil gebracht, op voorwaarde dat deze cyclus voldoende regelmatig herhaald wordt. Met deze manier moet niet elke cel afzonderlijk gerefreshed worden, maar wordt een volledige rij ineens hersteld.

DRAM heeft, zoals je verder zal lezen, de eigenschap te werken met cyclussen. Om te berekenen wat de effectieve bandbreedte is (=geheugendebiet) hoor je steeds dezelfde benadering te maken:

\$"Aantal bytes die getransfereerd worden bij een cyclus"//"tijdsduur van een cyclus" = "bandbreedte"\$

Deze erg eenvoudige benadering wordt bij de verschillende types geheugen die volgen telkens toegepast.

Principieel werkt DDR op dezelfde manier als SDRAM. Er wordt nog steeds een rij-adres en een kolomadres aangelegd, waarna meerdere opeenvolgende cellen worden uitgelezen. Het verschil zit in het tempo waarop dit gebeurt. Bij Double Data Rate wordt data naar buiten gebracht op stijgende en dalende flank van de klok. Om dit te kunnen bereiken wordt gebruik gemaakt van een prefetch buffer. In elke cyclus worden nu 2 bits getransfereerd naar het prefetch buffer, dat de data dan aan een dubbele snelheid naar buiten kan brengen.

Het voordeel van deze werkwijze is een hogere maximale bandbreedte (datasnelheid bij het effectief overbrengen van data). Het nadeel zit in een hogere latentietijd. Tussen het aanleggen van de adressen en het naar buiten brengen van de data verloopt iets meer tijd. De snelheid van de modules wordt uitgedrukt op een aantal verschillende manieren. Een eerste manier is in de naam, waar twee verschillende mogelijkheden bestaan. DDR400 en PC3200 duiden op hetzelfde soort geheugenchips. De 400 duidt de kloksnelheid aan (2x200MHz), de 3200 duidt de maximale transfersnelheid aan.

Op een 64-bit databus is die:

Er kan echter nog veel verschil zijn tussen twee PC3200 modules. De werkelijke snelheid hangt namelijk ook af van de totale latentietijd. Die kan op verschillende manieren worden aangegeven, maar een gangbare manier is het opgeven van vier getallen: TCL-Trcd-Trp-Tras.

In elke leescyclus is zeker T_rcd en T_CL nodig. Indien bursts uit verschillende rijen nodig zijn, dan is ook Trp belangrijk.

Een goed achtergrondartikel dat dieper ingaat op timings en performantie van geheugen vind je op de site van Ars Technica

Bij DDR kan ook het aantal cellen dat in een burst gelezen wordt variëren. Hetzelfde geheugen dat in een burst 8 transfers van 8 bytes uitvoert, haalt een snelheid van 1600MBps.T_ras is in dit verhaal niet naar voor gekomen. Tras bepaalt de tijd waarin de volgende rij nog niet geladen mag worden. Deze moet groot genoeg zijn om de buffer niet te overschrijven voordat het volledig getransfereerd is over de databus. Deze parameter moet minimaal T_rcd + T_CL + 1 bedragen. Indien de parameter te klein is gaat uiteraard data verloren.

Opvolgers van DDR zijn DDR2 en DDR3. Behalve verbeteringen op het vlak van klokfrequenties en spanningen (DDR2 en DDR3 gebruiken telkens lagere spanningen) is het grootste verschil dat het prefetch buffer vergroot. Bij DDR2 worden vier bits gebufferd, bij DDR3 acht.
DDR4, dat sinds kort beschikbaar is, verdubbelt dit niet nog eens , maar probeert de extra performantie vooral te halen uit hogere klokfrequenties en geoptimaliseerde signalering. Daarnaast geeft deze nieuwste specificatie ook de mogelijkheid om 3D-geheugen te gebruiken, waarbij meerdere lagen geheugen op elkaar kunnen gestapeld worden binnen dezelfde chips. [CORS]

Het gevolg is dat deze geheugens nog sneller data naar buiten kunnen brengen (hogere maximale transfer), maar dat dit weer een hogere latentietijd met zich meebrengt. Hou wel in gedachten dat slechts een klein stukje van het geheugen aan deze hoge snelheid werkt. Intern wordt nog steeds een relatief lage snelheid gebruikt om de cellen te beschrijven, maar door de buffers kan data toch aan een dubbele (DDR), viervoudige (DDR2) of achtvoudige (DDR3) snelheid naar buiten gebacht worden.

Een belangrijke opmerking, die reeds gedeeltelijk aangehaald werd, is dat DDR, DDR2, DDR3 en DDR4 gebruik maken van een andere werkspanning. Deze wordt alsmaar lager om het gedissipeerd vermogen en de bijhorende warmteontwikkeling te verkleinen, wat nodig is om hogere kloksnelheden toe te laten. Bij DDR was dit nog 2,5 Volt, bij DDR4 is dit ondertussen verminderd tot 1.2 Volt [CORS].
Bovendien hebben de modules ook een verschillend aantal aansluitpinnen, waardoor het duidelijk zal zijn dat ze niet compatibel zijn.

Om ongelukken te vermijden wordt daarom een andere behuizing gebruikt (inkeping in de module zit op een andere plaats).

Een techniek die gebruikt kan worden om een deel van de dode tijd te vermijden, is interleaving. Meer bepaald gaat het dan om het vermijden van de tijd tussen twee rijen.
Deze hersteltijd kan vermeden worden indien de volgende operatie doorgaat op een andere geheugenmodule. Om dit te bereiken worden bij interleaving naburige geheugenblokken verdeeld over verschillende geheugenbanken, die onafhankelijk van elkaar (en dus zonder hersteltijd) aangesproken kunnen worden. Belangrijke opmerking hierbij is dat er enkel snelheidswinst kan zijn als er gewisseld kan worden tussen banken. Het is dan ook belangrijk dat de memory controller weet of er al dan niet gewisseld kan worden tussen banken, zodat hij al dan niet rekening kan houden met de hersteltijd.

Een andere heel eenvoudige techniek om de snelheid te verhogen is het vergroten van de databus. Dit brengt wel een paar problemen met zich mee. Eerst en vooral moeten er extra aansluitingen voorzien worden op zowel de geheugenmodule als het moederbord en bovendien moeten de signaallijnen ook voorzien worden op het moederbord. Daarnaast zal er, zeker bij steeds toenemende kloksnelheden, een probleem ontstaan van tijdverschillen tussen de verschillende datalijnen.

Dual channel is een techniek die probeert de datasnelheid te verhogen door de databus naar de memory controller te verdubbelen, zonder de databus van de geheugenmodules te vergroten. Dit gebeurt weer door gebruik te maken van verschillende geheugenbanken. Elke geheugenbank heeft een databus van 64 bit, maar aangezien deze niet samenvallen is er een 128 bit databus naar de memory controller. De DIMM sockets op een moederbord zijn dus fysiek verbonden met één van de twee 64 bit kanalen. Uiteraard kan je enkel voordeel halen als geheugenmodules aangesloten zijn op de twee kanalen.

Behalve het aanschakelen van meerdere modules is het dan ook belangrijk om ze in de juiste sockets te steken, zodat je beide kanalen gebruikt (en niet twee modules op hetzelfde kanaal). Moederborden met meerdere sockets op de kanalen, hebben overeenkomstige plaatsen op die kanalen die eenzelfde kleur hebben. Op deze manier zijn er dus matched sockets. Op deze matched sockets moet dus geheugen geïnstalleerd worden.

Dit geheugen moet identiek zijn in capaciteit, anders zou een deel van het geheugen niet bereikbaar zijn in dual channel mode. Verder moeten de modules in principe niet gelijk zijn. Zelfs modules met verschillende snelheden zijn mogelijk, al zal dan tegen de traagste snelheid gewerkt worden. In principe betekent dit echter dat er in de praktijk wel problemen kunnen ontstaan, zodat moederbord fabrikanten het gebruik van identieke modules aanraden. Deze worden door verschillende geheugenfabrikanten ook aangeboden.

Hoewel dual channel een veelbelovende techniek is, blijkt uit benchmarks dat de winst (ondertussen) toch marginaal is. Een deel van de verklaring hiervoor zou liggen in het cache geheugen, dat steeds groter en efficiënter wordt. Later zullen we zien dat de cache geheugens het snelheidsverschil tussen geheugen en processor moeten opvangen. Je kan trouwens zelf aan de berekeningen bij DDR al zien dat dual channel weinig invloed heeft, tenzij echt grote opeenvolgende stukken gelezen worden. Vergelijk de tijd die nodig is voor een burst van 4 transfers met die voor een burst van 8 transfers. Op een dual channel systeem zullen de bursts immers maar half zo groot zijn als bij single channel.

Een term die regelmatig terug te vinden is bij RAM geheugen is (un)buffered of registered. De termen buffered en registered hebben dezelfde betekenis. Op basis van de eerdere uitleg zou je kunnen vermoeden dat elk DRAM geheugen gebufferd is met de statische bufferrij. De term buffered slaat in dit geval niet op die statische rij, maar wel op de aanwezigheid van een extra bufferchip. Deze bufferchip doet dienst als elektrisch buffer/versterker tussen de geheugenIC’s en de rest van het systeem. Op die manier kan het bijvoorbeeld problemen met onvoldoende stroom helpen oplossen. De bufferchip is dikwijls te herkennen aan zijn dwarse plaatsing op de module.

Twee andere termen die je kan terugvinden zijn (non)ECC en parity. Beiden houden verband met het vermogen van het geheugen om fouten te laten detecteren. In het geval van pariteit wordt per byte een pariteitsbit berekend. Dit bit wordt mee verzonden. De ontvanger herberekent de pariteitsbit en vergelijkt het resultaat van zijn berekening met het ontvangen pariteitsbit. Indien ze verschillen is er een fout geweest en moet de transfer opnieuw gebeuren.

ECC werkt op gelijkaardige manier, maar maakt gebruik van een hash functie. Voordeel van deze manier van werken is dat meervoudige bitfouten gedetecteerd kunnen worden of dat enkelvoudige bitfouten gecorrigeerd kunnen worden. Pariteit kan enkel enkelvoudige bitfouten detecteren. Uiteraard kost deze foutcontrole ook rekenkracht en dus tijd. Door de betrouwbaarheid van moderne geheugens hebben deze technieken enkel zin in kritische toepassingen (bijvoorbeeld servers, procescontrole, …​)

Het cache geheugen vormt een buffer die het snelheidsverschil tussen het geheugen en de CPU moet opvangen. Aangezien het cache geheugen een stuk kleiner zal zijn dan het dynamisch geheugen, komt het erop aan om de nodige gegevens klaar te hebben zitten in het cache geheugen.

Om dit te realiseren wordt weer uitgegaan van het lokaliteitsprincipe. Zowel het cache geheugen als het hoofdgeheugen worden onderverdeeld in blokken van dezelfde grootte. De blokken in het cache geheugen (cache lines) kunnen een kopie bevatten van een blok uit het hoofdgeheugen.

Een leescyclus verloopt als volgt:

Aangezien opeenvolgende geheugentoegangen meestal op naburige adressen doorgaan, is de kans groot dat een volgende toegang een cache-hit geeft en dus snel verwerkt kan worden.
Een belangrijke parameter voor de snelheid van het cache geheugen is dus de hitrate. Dit is het percentage geheugentoegangen dat rechtstreeks via het snelle cache geheugen kan verlopen. De hitrate ligt typisch tussen 80 en 99%.

Een schrijfcyclus kan gelijkaardig verlopen, maar er stelt zich wel een nieuw probleem.
In het geval van een schrijfcyclus worden er immers gegevens aangepast. Indien er een cache-hit is, lijkt het logisch om de inhoud van het cache geheugen aan te passen en pas later (bij het verwijderen van de cacheline) wordt de inhoud van het hoofdgeheugen aangepast. Deze manier van werken heet write-back cache.
Belangrijk nadeel hiervan is dat op een bepaald ogenblik de inhoud van het hoofdgeheugen niet consistent is met het cache geheugen. Dit kan bijvoorbeeld bij DMA-toegangen problemen opleveren. Tweede nadeel is dat het wegschrijven naar het geheugen gebeurt op het ogenblik dat de pagina uit het cache geheugen verwijderd wordt. Dit is het ogenblik waarop in het cache geheugen plaats gemaakt wordt voor een nieuwe pagina. Dit vertraagt dus het inladen van de nieuwe pagina.

Een alternatief is gebruik maken van write through cache. In dit geval worden steeds zowel het hoofdgeheugen als het cache geheugen aangepast. Nadeel is duidelijk dat steeds gebruik gemaakt wordt van het tragere hoofdgeheugen.

Dit kan gedeeltelijk opgevangen worden doordat de processor niet moet wachten tot de volledige cyclus is afgewerkt, maar bij opeenvolgende schrijfopdrachten zal het toch leiden tot vertragingen. Bij schrijfcycli zijn er nog verschillen mogelijk: write allocate en write no-allocate. Bij write allocate zal bij een cache miss het geheugenblok in het cache geheugen geladen worden, bij write no-allocate niet.

Het voordeel is dat een schrijfoperatie naar het geheugen typisch sneller is dan het ophalen van een volledig blok. Bijvoorbeeld bij write-through geheugen is makkelijk in te zien dat het interessant kan zijn om het blok niet volledig in te laden.

Er zijn een aantal onderscheiden te maken tussen cache geheugens. Een eerste belangrijk verschil is dat tussen level 1 en level 2 caches. In principe zijn zelfs nog meer niveau’s van cache geheugens mogelijk. L1 cache is het cache geheugen dat het dichtst bij de processor staat. Het moet dan ook het snelste geheugen zijn, zodat het de processor kan volgen. Naarmate de snelheid van de processor toeneemt, werd het verschil in snelheid zo groot dat het interessant werd om een tweede niveau buffer in te zetten. Dit geheugen is minder kritisch op het vlak van snelheid (het moet de processor niet rechtstreeks voorzien van gegevens) en kan dus op andere vlakken geoptimaliseerd worden. Zo zal L2 cache typisch minder snel, maar wel een stuk groter zijn.

Een ander verschil tussen cache geheugens is dat L1 cache dikwijls opgedeeld worden in data cache en instructie cache. Hiervoor zijn verschillende redenen te bedenken. Een belangrijke reden is dat met pipelining, een deel van de processor (instruction fetch unit) instructies ophaalt en tegelijkertijd een ander deel (operand fetch) gegevens ophaalt om de bewerkingen uit te voeren.

Als beide geheugens gescheiden zijn, kunnen de twee units onafhankelijk van elkaar hun operaties uitvoeren. Anderzijds kunnen de cache geheugens ook geoptimaliseerd worden. Zo zal een processor nooit wijzigingen aanbrengen in de instructies die hij uitvoert. Voor de instructiecache moeten geen voorzieningen getroffen worden voor schrijfoperaties.

Bij een cache miss zal in de meeste gevallen een volledig geheugenblok ingeladen worden. Dit betekent dat in het cache geheugen plaats zal moeten gemaakt worden. Er zal met andere woorden een lijn geselecteerd moet worden, die uit het cache geheugen verwijderd zal worden. Het selecteren van die lijn moet uiteraard doordacht gebeuren om de hit rate zo hoog mogelijk te houden. In principe is het best om de cacheline te verwijderen die het langst niet zal gebruikt worden. Het probleem met deze keuze is dat er kennis over de toekomst voor nodig is. In plaats daarvan zijn er een aantal strategieën die op een andere manier proberen de meest geschikte lijn te selecteren:

Bij fully associative cache kan een blok uit het geheugen terecht komen in gelijk welke cacheline. Om te kunnen bepalen welk geheugenblok in een bepaalde cacheline zit, wordt een elke cacheline een tag gekoppeld. Deze is nodig om te kunnen bepalen of het blok aanwezig is in het cache en eventueel de juiste cacheline te kunnen selecteren.

Een voorbeeld zie je in bovenstaande afbeelding.
De processor beschikt over een 32-bit adresbus en een cache geheugen van 16kB met cachelines die 64-byte breed zijn. Om binnen elke cacheline het juiste byte te selecteren zijn er 6 bits nodig.
Hiervoor worden uiteraard de minst significante gebruikt. De overige 26 bits worden gebruikt om de inhoud van de cacheline te identificeren. Je zou dit kunnen zien als het nummer van het geheugenblok. Merk immers op dat voor elk byte van een geheugenblok, deze 26 bits van het adres steeds overeenkomen. Het zijn dan ook deze bits die opgeslagen worden in de tag. Naast de cachelines en de tags die eraan gekoppeld zijn, zijn er een aantal comperatoren voorzien. Bij het begin van een cyclus worden deze comperatoren gebruikt om de bovenste 26 bits van het adres te vergelijken met de inhoud van de tags. Indien de uitkomst van een van de comperatoren een gelijkheid aangeeft, is er een cache-hit en is meteen ook de juiste cacheline geselecteerd.

In het voorbeeld zijn er 256 tags van 26 bits elk (6656 bits) die vereist zijn naast de data-cache. Dit komt neer op bijna 5% van de cache-capaciteit. Vermits elke pagina uit het geheugen in om het even welke cache-line geplaatst kan worden, kan de cache optimaal benut worden. Bovendien kan gebruikt gemaakt worden van de optimale overschrijfstrategie. Het nadeel van associative cache is dat het een vrij dure implementatie is. Er is immers behoefte aan veel supersnel geheugen om de tags te implementeren. Daarnaast moeten ook de snelle comparatoren gerealiseerd worden. Binnen de tijd van een cyclus moet immers geweten zijn of er een cache hit is.

Fully associative cache geeft goede resultaten. Indien deze techniek dan ook nog gecombineerd wordt met de meest complexe overschrijfstrategieën, wordt het geheel extreem complex en duur. Zoals al aangehaald bij de overschrijfstrategieën is hier het aantal lijnen meestal te groot om gebruik te maken van LRU, LFU of ARC, zonder daarvoor een andere prijs te betalen.

Bij direct mapped cache kan elk geheugenblok slechts in één cacheline terecht. Dit maakt dat overschrijfstrategieën overbodig zijn, er is namelijk maar een plaats waar het geheugenblok terecht kan en de inhoud van die cacheline zal verwijderd worden. Evident nadeel is dat als er geen keuze mogelijk is, de optimale keuze niet gemaakt kan worden. Deze manier van werken heeft dus een negatief effect op de hitrate.
Om dit te staven met een extreem voorbeeld: bij direct mapped cache is het mogelijk dat een cacheline plaats moet maken voor een andere, terwijl een deel van het cache nog niet in gebruik is. Doordat een geheugenblok maar op een lijn terecht kan, worden de tags kleiner en is er ook slechts een comparator nodig.

Een voorbeeld zal dit verduidelijken…​ De processor beschikt overeen 32-bit adres bus en een cache geheugen van 16kB met cachelines die 64-byte breed zijn. Naast de zes bits die nodig zijn om een byte binnen de cacheline te selecteren, zijn er nu ook acht bits nodig om een van de 256 (=16kB/64B) lijnen te selecteren. Op die manier blijven er maar 18 bits over voor de tag. Dit soort cache-organisatie is dus veel goedkoper en eenvoudiger dan de vorige: er is slechts 1 comparator (van 18 bits) nodig, en het tag-gedeelte is ook kleiner: 256 x 18 bits (4608 bits, 3,4%). Dit soort cache wordt toegepast op plaatsen waar de snelheid minder kritisch is, met andere woorden in de caches die verder van de processor staan.

Set-associative cache is de tussenvorm. Hierbij worden de cachelines gegroepeerd in sets. Elk geheugenblok kan terecht in slechts een set, maar binnen die set kan het in elke cacheline terecht.

Zoals al gezegd is set associative de tussenvorm. Eigenlijk kan je zeggen dat fully associative cache ook set associative cache is, maar met slechts één set. Direct mapped cache is anderzijs set associative met slechts één lijn per set.
De eigenschappen van set associative liggen dan ook tussen de twee vormen in.
Het laat minder mogelijkheden voor het kiezen waar een cacheline terecht kan dan fully associative, maar meer dan direct mapped. Anderzijds heeft het minder bits nodig voor de tags en ook minder comparatoren dan bij fully associative cache. Vergeleken met direct mapped is het dan weer complexer. Meer algemeen geldt dat naarmate de associativiteit toeneemt er meer keuze is in de cache lijnen, maar dat de kost die hieraan verbonden is ook hoger wordt. Omwille van de beperking van het aantal cachelines in een set is set-associative cache gemakkelijker te combineren met betere overschrijfstrategieën. Mede daardoor is fully associative cache een eerder zeldzame vorm van cache.

In het voorgaande hebben we reeds een aantal eigenschappen aangehaald die mee de efficiëntie van het cache geheugen bepalen. Dit is uiteraard een heel belangrijke eigenschap, aangezien bij cache hits, de processor aan zijn volle snelheid kan werken.

In bovenstaande afbeelding toont een grafiek het aandeel missers in functie van de grootte van het cache geheugen en dit voor verschillende associativiteit. Een deel van de missers zijn onvermijdelijk. Het zijn de zogenaamde coldstart misses, die afkomstig zijn van de eerste keer dat toegang tot een blok gezocht wordt. Een tweede deel hangt samen met de capaciteit. Dit neemt duidelijk af naarmate het cache geheugen groter wordt. Een derde deel hangt samen met de associativiteit. In deze grafiek komt duidelijk naar voor dat met toenemende associativiteit het aantal missers afneemt. Naast de hitrate zijn er nog een aantal andere eigenschappen, die samen de snelheid van het volledige geheugen bepalen.

Deze eigenschappen zijn:

De formule voor de totale toegangstijd van de gecombineerde caches is dan:

Waarbij:
HR = hitrate
t = aantal cycli

Een ander voorbeeld zijn de grootte van de cachelines. Grotere cachelines geven in eerste instantie een hogere hit rate, omdat meer naburige gegevens gekopieerd worden.
Anderzijds zijn grotere cachelines nefast voor de miss time. Bij heel grote cachelines zal bovendien zelfs de hitrate dalen, omdat lijnen te snel uit het cachegeheugen verdwijnen (omdat bij dezelfde grootte er nu eenmaal minder lijnen zijn).

Een groter cachegeheugen geeft dan weer meer cachelines. Mits een goede overschrijfstrategie toegepast wordt en de associativiteit hoog genoeg is, kan de hit rate toenemen. Nadeel is dat de selectie van een lijn dan weer complexer wordt waardoor de miss time weer toeneemt.

Virtueel geheugen zal gebruik maken van de beschikbare ruimte op een of ander medium voor massaopslag om het geheugen groter te laten lijken.

Meestal zal het gebruikte medium een harde schijf zijn. We zullen hier in het volgende van uitgaan.
Op de harde schijf zal ruimte voorzien worden die gebruikt wordt als swapruimte. Het kan een swap-file zijn of een swap-partitie. Indien de processor toegang wil tot een bepaald adres, zal aan de hand van het adres nagegaan worden of de gevraagde gegevens aanwezig zijn in het fysieke geheugen. Indien de gegevens in het fysieke geheugen zitten, worden ze opgehaald en wordt de instructie gewoon verder afgewerkt. Als de gegevens niet in het fysieke geheugen zitten, treedt er een page fault op. Dit is een speciale exceptie. De processor wordt met andere woorden onderbroken en zal de exceptieroutine uitvoeren. In dit geval gaat het om een roll-back exception. De processor zal eerst terugkeren naar de toestand vlak voor de uitvoering van de instructie, die het probleem veroorzaakte en vervolgens de exception handler uitvoeren. De exception handler zal indien nodig plaats maken en vervolgens de nodige gegevens verplaatsen naar het fysieke geheugen. Uiteraard zal het hier niet gaan over een byte, maar wel over een groter stuk geheugen. We zullen later terugkomen op de grootte van dit geheugenblok.

Na de uitvoering van de handler keert de processor terug naar de toestand bij de oproep van de handler. Dit is uiteraard de instructie die in eerste instantie het probleem veroorzaakte. Deze keer zal bij de uitvoering van die instructie blijken dat de gegevens beschikbaar zijn in RAM.

Om virtueel geheugen te ondersteunen is, naast het opslagmedium, ook een processor nodig die de roll-back exception ondersteund. Daarnaast moet ook het besturingssysteem de nodige routines omvatten en tenslotte is er ook behoefte om bij te kunnen houden waar de gegevens zich bevinden (fysiek geheugen of swap).

Belangrijk is ook dat bepaalde delen nooit mogen verdwijnen uit het fysieke geheugen. Een voorbeeld daarvan is de handler: als die op de swap staat, is er geen routine meer beschikbaar om hem naar het fysiek geheugen te verplaatsen.

De meest gebruikte manier om met virtueel geheugen te werken, is zowel de swap als het fysieke geheugen te verdelen in stukken van dezelfde grootte. Zo’n blok wordt dan een pagina genoemd. Voor elke pagina zou dan in een tabel opgeslagen kunnen worden waar de pagina zich bevindt. In deze tabel zou dan een bit aangeven of het fysiek dan wel virtueel aanwezig is en de andere bits zouden de locatie kunnen aanduiden. Uiteraard moet deze tabel ook ten allen tijde in het fysiek geheugen aanwezig blijven. Soms is het noodzakelijk om de grootte van deze tabel te beperken.

Virtueel geheugen heeft de reputatie om de computer te vertragen. Hoewel dit strikt genomen wel waar kan zijn, klopt dit niet helemaal. De reputatie komt namelijk van het swappen van gegevens naar de harde schijf. Aangezien de harde schijf een stuk trager is dan het RAM, gaat dit uiteraard een stuk trager dan gewoon lezen van gegevens uit het RAM.

Dit is echter geen eerlijke vergelijking. Indien de swap ruimte niet gebruikt zou kunnen worden, zou er gewoon onvoldoende geheugen beschikbaar zijn om in deze situatie te komen. De gebruiker zou zelf bestanden of programma’s moeten afsluiten om te kunnen doen wat het swappen veroorzaakte. Het gebruik van virtueel geheugen biedt de gebruiker dus in eerste instantie extra mogelijkheden. Als die extra mogelijkheden gebruikt worden, gaat dat inderdaad trager.

Los daarvan kan het gebruik van virtueel geheugen wel vertraging geven. Een eerste evidente reden is dat in plaats van een adres gewoon op te zoeken in het geheugen, nu het adres eerst opgezocht moet worden in twee tabellen, alvorens de eigenlijke operatie kan doorgaan. Aangezien de tabel in het geheugen zit, zijn er dus drie geheugentoegangen nodig om een gegeven te manipuleren. Dit probleem wordt grotendeels opgelost door een Translation Lookaside Buffer. Dit is een snel soort cachegeheugen in de processor waar de meest recent gebruikte fysieke adressen opgeslagen worden. De hitrate van dit buffer ligt weer bijzonder dicht bij 100%, zodat deze vertraging vrijwel geen probleem meer is.

Een tweede vertraging kan ontstaan als het besturingssysteem onnodig voorbereidingen treft om een toekomstige swap-operatie te versnellen. Zoals daarnet vermeld is swappen een trage operatie. Bovendien moet eerst een pagina geswapt worden naar de harde schijf, waarna de gevraagde pagina in het fysieke geheugen geladen kan worden. Dit betekent tweemaal 4kB verplaatsen naar en van de harde schijf.
Om op het ogenblik dat er gegevens uit de swap-ruimte nodig zijn, de transactie te versnellen, kan het besturingssysteem proberen om op de achtergrondpagina’s te zoeken die waarschijnlijk niet onmiddellijk gebruikt zullen worden en deze dan al naar de swap te verplaatsen.

Als dan gegevens uit de swap nodig zijn, kan dat met een 4kB verplaatsing van de harde schijf. Het kan natuurlijk gebeuren dat de verplaatste pagina’s toch eerder nodig zijn dan dat er een swapping nodig is. In dat geval zullen de verplaatste pagina’s, wanneer ze terug nodig zijn, uit de swap moeten gehaald worden.
Hierdoor reageert de computer trager dan in het geval er geen virtueel geheugen zou zijn.

Bovenstaande afbeelding toont de fysieke opbouw van een harde schijf.
Een harde schijf bestaat uit een aantal aluminium schijven, die men platters noemt. De keuze voor aluminium is ingegeven door de mechanische eigenschappen van dit materiaal. Aluminium is licht en toch voldoende stijf. Belangrijk nadeel van aluminium is dat het een niet magnetisch materiaal is, zodat het niet bruikbaar is voor magnetische opslag.

Dit probleem wordt verholpen door de platter te voorzien van een dun laagje magnetisch materiaal. Uiteraard kan een dergelijk laagje langs beide kanten van de platter voorzien worden.
Vlak boven (en meestal ook onder) het schijfoppervlak zweeft een schijfkop (head).

Voor een goed functionerende schijf is het dus belangrijk dat de lucht rond de platters zuiver is. Daarom worden schijven bij de productie luchtdicht verpakt. De platters zitten allemaal op eenzelfde as, die door een motor aan hoge snelheid wordt rondgedraaid.
Op die manier beweegt de schijfkop over het oppervlak.

Wanneer door de kop een positieve stroom loopt, worden de magnetische deeltjes op de schijf in een bepaalde zin georiënteerd. Wanneer een negatieve stroom door de kop gestuurd wordt, zullen de deeltjes in tegengestelde zin gericht worden.

Omgekeerd, als een kop, waarin geen stroom gestuurd wordt, over het schijfoppervlak beweegt, dan zal in de kop een positieve of negatieve stroom geïnduceerd worden naargelang de oriëntatie van de deeltjes op het schijfoppervlak.Wanneer de kop stil wordt gehouden, passeren een opeenvolgende reeks bits op de schijf die men een track of spoor noemt.

De verschillende sporen vormen concentrische cirkels op de schijf. Alle sporen met dezelfde straal, die op de verschillende platters liggen, vormen samen een cilinder.

Door het ronddraaien van de schijf bewegen de koppen over een cilinder. De verplaatsing naar een andere cilinder gebeurt door een axiale verplaatsing van de arm, waarop alle koppen bevestigd zijn.

Origineel gebruikte men voor harde schijven een bijzonder logische Cylinder Head Sector (CHS)-adressering. Elke willekeurige sector wordt uniek gekenmerkt door een (kant van een) platter te kiezen (head), op die platter een cilinder (radiale positie kop boven schijf) en een sector op het geselecteerde spoor (tangentiële positie kop boven schijf).

De oorspronkelijke CHS adressering gebruikte tien bits voor de cilinder, vier bits voor de kop en 6 bits voor de sector. Merk op hoe opeenvolgende adressen zich eerst op hetzelfde spoor bevinden, vervolgens op verschillende platters en tenslotte pas de cilinder wijzigt. Zolang bestanden dus op opeenvolgende locaties staan, kunnen ze met minimale verplaatsingen (en dus minimale seek en latency times) verwerkt worden. De originele adressering had twee belangrijke nadelen.

Een eerste belangrijk nadeel is dat er slechts twintig bits beschikbaar zijn voor het adres van een sector. Bovendien startte de nummering van de eerste sector (vermoedelijk door een fout in de (in assembler geschreven) BIOS routines) bij 1 inplaats van 0. Daardoor waren er 1024 cilinders, 16 koppen en 63 sectoren mogelijk.

Met een sectorgrootte van 512 bytes betekent dit dat maximaal 512*1024*16*63 = 504MB op de schijf kunnen worden aangesproken. Een dergelijke schijf leek op dat ogenblik waarschijnlijk gigantisch, maar is op dit ogenblik belachelijk klein.

Tweede nadeel is dat de adressering direct gelinkt is aan de geometrie van de harde schijf. Een schijf met bijvoorbeeld 2048 cilinders, 8 koppen en 63 sectoren, had de maximale grootte van 504MB, maar kon niet volledig geadresseerd worden. De schijf zou slechts 252MB groot lijken.

Om het tweede probleem te omzeilen begonnen schijfcontrollers te liegen. Ze maakten de computer wijs dat ze een andere geometrie hadden dan de werkelijke fysieke opbouw en vertaalden het CHS-adres naar een fysiek adres op de schijf. De oplossing voor de capaciteit van de schijf kan enkel zijn dat er meer bits werden voorzien om de sectoren te adresseren. Een eerste uitbreiding gebruikte 10 bits voor de cilinder, 8 voor de kop en 6 voor de sector. Wat een capaciteit gaf van 8GB. Bij verdere uitbreiding van dit aantal bits koos men meteen ook voor een ander soort adressering, die niet rechtstreeks aan de geometrie van de harde schijf gelinkt was. Deze vorm van adressering werd dan Logical Block Addressing (LBA). Hierbij krijgt elke sector gewoon een volgnummer, dat dan op de schijf zelf omgezet werd naar een fysiek CHS-adres. Dit laatste CHS adres wordt enkel op de schijf zelf gebruikt en kan dus volledig aan de fysieke geometrie van de schijf worden aangepast.

Bij de eerste versie van LBA werden 28 bits voorzien voor het adresseren van een sector. Dit geeft een maximale grootte van 512 * 2²⁸ = 128GB.

Ondertussen blijkt ook dit ontoereikend en is er al een nieuwe adressering die 48 bits gebruikt en dus 128PB (petabyte) toelaat. Hiervan wordt vermoed dat dit voldoende zal zijn tot 2035. De gebruikte adressering is belangrijk omdat ze ervoor kan zorgen dat niet de volledige capaciteit van de harde schijf beschikbaar is. In het bijzonder kan dit een probleem zijn indien de BIOS nog een oudere vorm van adressering gebruikt. De bios moet immers bij het opstarten van de computer de schijf aanspreken om het besturingssysteem te laden. Dan moeten de relevante gegevens zich wel bevinden binnen de beperkingen van de adressering van de BIOS. Eens het besturingssystemen is opgestart, neemt dit de taken van de bios over en bepalen de mogelijkheden van het besturingssysteem in hoeverre de schijf volledig aangesproken kan worden.

Gezien de werking van een schijf zal de tijd nodig om een bepaalde sector te lezen bestaan uit drie componenten:

Om de totale verloren tijd zoveel mogelijk te beperken zal men de sectoren meestal niet één per één van de schijf lezen, maar in blokken of clusters. Een dergelijk blok zal minstens één sector moeten bevatten. Vaak zal een blok 4 tot 8 kB zijn terwijl een sector typisch 512 bytes is. Hoe groter de blokken, des te efficiënter de gegevensoverdracht, maar ook des te groter de interne fragmentatie gezien een blok de kleinste hoeveelheid schijfruimte is die gealloceerd kan worden. De blokgrootte kan bij de generatie van het bestandensysteem gekozen worden en zal afhangen van de kenmerken van de bestanden op de schijf. Indien men louter met zeer grote bestanden werkt, kan men de voorkeur geven aan vrij grote blokken.
Voortaan zullen we ervan uitgaan dat alle interactie met de harde schijf in blokken gebeurt.

Indien er verschillende schijfoperaties staan te wachten op de schijf kunnen we, door de volgorde ervan te veranderen de prestaties van de schijf verbeteren. Deze strategie zal enkel een verschil opleveren op het ogenblik dat de schijf effectief zwaar belast wordt (en er dus keuze is).

Schijfstrategieën kunnen door het besturingssysteem geïmplementeerd worden (rekening houdend met de kenmerken van het besturingssysteem), of (meer en meer) ook door de schijfregelaar (rekening houdend met de kenmerken van de schijf). Wanneer het in de harde schijf zelf gebeurt wordt het ook wel NCQ genoemd (Native Command Queuing). Indien NCQ niet ondersteund wordt door de schijf dan zorgt enkel het besturingssysteem voor de scheduling, indien wel is het een combinatie van beide wat voor minder processorbelasting zorgt in de computer.

In de nu volgende bespreking wordt verondersteld dat de volgorde van sporen waarnaar gelezen of geschreven moet worden is: 98, 183, 37, 122, 14, 124, 65, 67 en dat de kop initieel op positie 53 staat.

Om te vermijden dat de lees/schrijfkop zich wild heen en weer gaat bewegen over de harde schijf indien FCFS gebruikt wordt kan men de voorkeur geven aan die schijfoperaties die in de onmiddellijke nabijheid van de huidige koppositie moeten doorgevoerd worden. Het voordeel van deze strategie is dat de zoektijden hierdoor zullen afnemen, maar anderzijds is deze strategie niet langer gegarandeerd eerlijk, omdat bij een zware belasting er blijvend aanvragen kunnen binnenkomen voor een bepaald deel van de schijf waardoor verder afgelegen delen van de schijf niet bediend worden. In tegenstelling met SJF is SSTF geen optimaal algoritme. In de afbeelding zou het bijvoorbeeld efficiënter zijn om eerst naar cilinder 37 te gaan en dan pas SSTF toe te passen.

Flash geheugen bestaat uit cellen die in staat zijn om een spanningsniveau te onthouden. er onderscheiden zich twee belangrijke types:

Het beschrijven van Flash is in tegenstelling tot lezen (gebeurt in één beweging) een heel karwei. Beschouw onderstaande figuur, waarbij een document moet geschreven worden, gespreid over drie plaatsen in een datablok.

De verschillende stappen die nodig zijn gaan als volgt: . De huidige data wordt in de snelle cache ingelezen . De cellen die aangeduid staan als waardeloos worden effectief leeggemaakt . De huidige data en de te schrijven data worden samengevoegd in de cache . De cache wordt terug weggeschreven naar een (leeg!) block in flash.

De SSD-technologie staat nog in zijn kinderschoenen. De recentste types kampen dan ook vaak nog met problemen. Zeker als ze zwaar belast worden vallen ze vaak door de mand. Ook het besturingssysteem vervult hierin een belangrijke rol. Enkele van de problematieken…​

Bij het opstarten van een computer is het niet duidelijk wat die computer precies zal moeten uitvoeren (Linux, MS-DOS, Windows). De keuze van het besturingssysteem zal onder andere gemaakt worden door de inhoud van de schijf die als `systeemschijf' bekend staat. Het opstarten van een computersysteem staat bekend onder de naam `bootstrappen'. Na het aanleggen van de spanning begint de processor code uit te voeren op een bepaalde vaste plaats in het geheugen. Door op die plaats een ROM-geheugen aan te brengen (geheugen met een voorgedefinieerde vaste inhoud), zal een programma beginnen uitvoeren. Dit (kleine) generische programma gaat na of de hardware van de computer zich gedraagt zoals het hoort, en gaat dan op zoek naar de systeemschijf en tracht daar één of meerdere sectoren te lezen (de zogenaamde boot sectoren). Deze sectoren bevatten de code die nodig is om andere delen van het besturingssysteem in te lezen. Deze code zal op zijn beurt het volledige besturingssysteem inladen, de configuratiebestanden lezen en de controle overleveren aan het besturingssysteem. Het proces van bootstrappen is dus een proces waarbij stap voor stap complexere software van de schijf ingeladen wordt en er gaandeweg meer en meer functies van het besturingssysteem ter beschikking komen.

Het master boot record is de eerste fysieke sector van de harde schijf. Deze bevat twee gedeeltes: de primaire partitietabel en de MBR-programmacode.
De MBR programmacode bevat de nodige instructies om te beslissen van welke primaire partitie opgestart moet worden, om de bootsector van de betreffende partitie in het geheugen te laden en om te starten met het laden van het betreffende besturingssysteem. In de meest eenvoudige vorm zoekt de MBR-code in de partitietabel naar de actieve partitie (zie verder), laadt de bootsector van die partitie in het geheugen en voert de code uit die daarin opgeslagen is. Soms kan de MBR-code ook meer gesofisticeerd zijn en interactie met de gebruiker mogelijk maken.
Dit is het geval bij Boot-managers als LILO (Linux Loader), grub en BootMagic.
Partitionering is het onderverdelen van de harde schijf in verschillende blokken, met elk een bestandsysteem. Partitioneren kan interessant zijn om bijvoorbeeld verschillende soorten gegevens te groeperen (bijvoorbeeld aparte data partitie, die niet aangepast wordt als het besturingssysteem opnieuw geïnstalleerd wordt). Het kan ook gebruikt worden om bijvoorbeeld een aparte swap-partitie te voorzien of om meerdere besturingssystemen (multi-boot systeem) mogelijk te maken.
Bij het partitioneren is het wel belangrijk om op voorhand goed na te denken wat je wil, want achteraf aanpassen van groottes van partities is (afhankelijk van het gebruikte bestandsysteem) niet altijd mogelijk en dikwijls gevaarlijk voor dataverlies.
Hoe een schijf is onderverdeeld in partities wordt opgeslagen in een partitietabel.
De primaire partitietabel bevat voor elke primaire partitie een record van zestien bytes. De inhoud van zo’n record wordt weergegeven in onderstaande tabel.

Het eerste byte duidt aan of de partitie actief is of niet. Dit kan belangrijk zijn, in het bijzonder in het geval waarbij de MBR op zoek gaat naar de actieve partitie om te booten. Daarnaast zijn er een aantal parameters die de locatie en grootte van de partitie vastleggen en er is een byte dat het type vastlegt. Met dit byte kan aangegeven worden welk bestandsysteem op de partitie staat (b.v. FAT16, FAT32, EXFAT, NTFS, EXT4, ZFS, …​).

Aangezien er slechts vier records zijn in de primaire partitietabel, kunnen slechts vier primaire partities gedefinieerd worden. Indien meer partities nodig zijn, moet gebruik gemaakt worden van extended of uitgebreide partities. Belangrijke opmerking hierbij is dat niet alle informatie op een extended partitie terecht mag komen. Een belangrijk voorbeeld is een partitie waar Windows op geïnstalleerd wordt. In de primaire partitietabel is er slechts een extended partitie mogelijk. Deze partitie krijgt een type aanduiding die aangeeft dat het gaat om een extended partitie.
Op de eerste sector van de extended partitie bevindt zich een extended master boot record (EMBR). In het EMBR is er plaats voor twee partietabel-records.
Een van de partities kan weer een uitgebreide partitie zijn.
Op die manier kunnen in principe oneindig veel partities aangemaakt worden (al zijn er natuurlijk wel beperkingen, zoals de eindige capaciteit van de schijf). De partities die aangemaakt worden binnen een uitgebreide partitie, noemt men logische partities.

Meestal moet men slechts eenmaal een extended partitie aanmaken en kan men vervolgens in deze partitie logische partities definiëren. Het partitioneringsprogramma maakt automatisch de nodige EMBR’s aan. Bij het aanmaken van een extended partitie moet je goed opletten dat je voldoende ruimte voorziet voor het definiëren van alle logische partities.
In onderstaande twee afbeeldingen worden twee voorbeelden gegeven van de indeling van een harde schijf.
Het eerste is een eenvoudig voorbeeld met een primaire en een logische DOS-partitie (Microsoft laat slechts een FAT per partitietabel toe). Het tweede voorbeeld toont een complexer voorbeeld met meerdere logische partities. Nu is te zien dat elke extended partitie een EMBR bevat waarin informatie zit voor een logische partitie en een verwijzing naar de volgende extended partitie.

De disk-layout met het MBR wordt tegenwoordig nog vaak gebruikt. Toch zijn er enkele belangrijke nadelen:

De GPT layout probeert hier oplossingen voor te verzinnen. Zo staat de partitietabel ook op het einde van de schijf, zodat een defect in het begin van de schijf niet hoeft te betekenen dat je de data op de partities kwijt bent. De eerste sector van een GPT-schijf bevat een valse MBR-record (protective MBR) om oude partitioneringstools te misleiden.
Het maximale aantal partities is bij GPT 128 stuks. De grootte voor elke partitie is geen limiet meer. (om precies te zijn: bij sectoren van 512 bytes kan je 2^64 *512 bits opslaan in elke partitie.)+ Elke partitie-entry bij GPT bevat volgende gegevens:

Een bestandssysteem bestaat uit verschillende lagen die elk van de diensten van de onderliggende lagen gebruik maken.

Een bestandssysteem zal de bestanden op een partitie organiseren en zorgen dat het besturingssysteem over voldoende informatie beschikt om elk bestand terug te vinden. Er zijn veel verschillende soorten bestandssystemen, we zullen ons hier beperken tot FAT16 en NTFS. Eigenschappen van andere bestandssystemen zullen in de cursus besturingssystemen nog besproken worden.

Elke partitie begint met een Partition Boot Sector (PBS). Dit is dus weer de eerste fysieke sector die bij een bepaalde partitie behoort. De PBS bestaat op zijn beurt ook weer uit twee delen. Helemaal vooraan staat een spronginstructie naar de eventueel aanwezige boot routine. Deze boot routine zal het besturingssysteem laden (dus op elke partitie waarop een besturingssysteem geïnstalleerd is, zullen een dergelijk programma en spronginstructie terug te vinden zijn).
Daarnaast is er het BIOS Parameter Block. Dit gedeelte bevat een aantal parameters die belangrijk zijn om toegang te krijgen tot het bestandsysteem. Welke parameters hier terug te vinden zijn, hangt natuurlijk af van het type bestandssysteem.

Bij bestanden is er steeds het probleem van organisatie: hoe plaats je de clusters waaruit zo’n bestand bestaat op de schijf? Er zijn verschillende mogelijkheden:

De keuze van een bepaalde methode zal onder meer afhangen van de manier waarop de gegevens van een schijf gebruikt zullen worden: sequentieel, direct of geïndexeerd, en van de prestaties die men van de schijf verwacht.
Doordat de schijf zeer traag is in vergelijking met de processor, zal men doorgaans trachten om het aantal toegangen naar de schijf zoveel mogelijk te beperken door bepaalde tabellen in het geheugen te houden, door gegevens intelligent over de schijf/schijven te verdelen zodat de kopbewegingen beperkt worden, enz. Vaak kan het de moeite lonen om de processor een complexer algoritme te laten uitvoeren indien dit het gebruik van de schijf kan verminderen.

Tegenwoordige hebben de meeste bestandssystemen een boomvormige directorystructuur waarbij alle gebruikers voorkomen als deelbomen van de boomstructuur die geassocieerd wordt met het volume. In deze vorm heeft de gebruiker beschikking over subdirectories die op hun beurt bestanden en subdirectories kunnen bevatten. Bestanden hebben nu niet enkel een naam, maar ook een pad, dit is een opeenvolging van de namen van subdirectories. Het pad en de bestandsnaam vormen dan een eenduidige specificatie van een bestand. Doordat alle gebruikers opgenomen zijn in dezelfde boomstructuur is het ook mogelijk om naar bestanden van andere gebruikers te refereren door zowel hun padnaam als hun bestandsnaam op te geven.

Padnamen kunnen zowel absoluut (ten opzichte van de root-directory), als relatief (ten opzichte van de huidige directory) zijn. Absolute padnamen hebben als voordeel dat ze in alle omstandigheden verwijzen naar dezelfde directory, maar ze kunnen hierbij wel aardig lang worden (100 tekens zijn geen uitzondering). Relatieve padnamen hebben als voordeel dat ze korter kunnen zijn, en dat ze in zekere zin `positie-onafhankelijk' zijn, dit wil zeggen dat ze binnen een bepaalde boomstructuur geldig blijven, ook wanneer de totale boom verplaatst wordt.

Boomvormige directorystructuren hebben echter ook hun nadelen:

Om aan dit euvel te verhelpen bestaan er directorystructuren die kunnen voorgesteld worden door een acyclische graaf die zal toelaten dat een bepaald bestand in twee subdirectories voorkomt.

Om dit te realiseren kan men gebruik maken van zogenaamde links of shortcuts. Unix onderscheidt twee soorten links: symbolische links en harde links. Een symbolische link is gewoon een verwijzing naar een ander bestand. Uitwendig ziet een symbolische link eruit als een gewoon bestand, maar het is wel een bestand van een speciaal type, en het bevat geen gegevens, enkel de naam van het bestand waarnaar het wijst. Als het bestand waarnaar gewezen wordt verdwijnt, dan zal de symbolische link blijven bestaan, maar verwijzen naar een niet langer bestaand bestand.

De tweede soort link is de harde link. Deze is te vergelijken met het delen van geheugen door dezelfde frame-adressen op te nemen in twee paginatabellen. In dit geval zullen twee entries in de directorytabel wijzen naar hetzelfde fysieke bestand. Hierbij wordt een teller bijgehouden met het aantal links die verwijzen naar het bestand. Het wissen van een harde link zal enkel het wissen van het bestand tot gevolg hebben indien deze link de laatste link met een bestand was. Dit verklaart meteen waarom het wissen van een bestand in Unix soms ook unlink genoemd wordt. Voorbeelden van harde links zijn de bestanden '.' en '..' in de directories. Zij komen zowel voor in de huidige directory als in de ouderdirectory.

Het gebruik van links zorgt ervoor dat een directorystructuur niet langer een boomstructuur is maar een graaf. Indien er geen lussen voorkomen in de graaf spreekt men van een acyclische graaf. Een probleem met grafen is dat het doorzoeken van een graaf op zoek naar bepaalde informatie (bv. een bestand) complexer is dan het doorzoeken van een boom omdat men moet vermijden tweemaal hetzelfde deel van een graaf te doorzoeken. Bij acyclische grafen heeft het meermaals doorzoeken van een graaf enkel een effect op de snelheid waarmee een algoritme uitgevoerd wordt. Bij cyclische grafen kan dit aanleiding geven tot oneindige lussen, en dus een niet-terminerend algoritme.

Zoals aangetoond wordt in het hoofdstuk over geheugenbeheer is het effect van een paginafout op de uitvoeringssnelheid van een programma dramatisch en moet men dan ook al het mogelijke doen om de interactie met de swapruimte zo efficiënt mogelijk te maken. We hebben gezien dat een virtueel-geheugensysteem gebruik maakt van pagina’s en dat deze pagina’s in paginering op aanvraag moeten kunnen uitgewisseld worden met de swapruimte.

Deze pagina’s zullen direct moeten kunnen geadresseerd worden. Met de technieken die gebruikt worden bij het klassieke bestandsbeheer zal deze directe toegang soms het lezen van meer dan één blok tot gevolg hebben. Bovendien zijn de blokken van het bestandssysteem niet steeds even groot als de pagina’s en de frames.

Men zal dan ook meestal verkiezen om de swapruimte onder te brengen in een afzonderlijke partitie met een eigen beheerssysteem waardoor het aantal schijftoegangen absoluut minimaal gehouden wordt bij het pagineren. Het voornaamste nadeel van deze aanpak is dat de swapruimte bij de generatie van het besturingssysteem moet vastgelegd worden (in de vorm van een partitie). Naderhand uitbreiden (als gevolg van het vergroten van het intern geheugen) is moeilijk omdat het het uitbreiden van een schijfpartitie betreft. Anderzijds zal bij een overdimensionering van de swapruimte de ongebruikte ruimte niet gebruikt kunnen worden voor bestandsopslag. Deze oplossing, ofschoon efficiënt, is heel wat minder flexibel dan het gebruik van een gegevensbestand als swapruimte.

Sommige systemen zoals Windows alloceren de swapruimte als een contigu bestand. Het voornaamste voordeel van deze aanpak is de eenvoud en het feit dat de swapruimte gemakkelijk kan uitgebreid worden. Het nadeel van deze aanpak is de traagheid omdat elke toegang tot de swapruimte via het bestandssysteem moet gaan.

De keuze tussen beide is een compromis tussen gewenste snelheid en gebruikersgemak.

De vrije ruimte op een schijf moet op een efficiënte manier kunnen bijgehouden worden om snel een vrij blok te kunnen terugvinden. Een aantal gebruikelijke methoden wordt hier besproken.

Welke allocatiemethode men ook gebruikt na verloop van tijd zal de vrije ruimte geen aaneengesloten blok meer vormen, maar verspreid geraken over de volledige schijf. Het gevolg van deze versnippering zal zijn dat bestanden opgebouwd zullen worden uit blokken die zich op verschillende plaatsen op de schijf bevinden (behalve bij contigue allocatie). Doordat de kop van de schijf zich verschillende keren zal moeten verplaatsen om een dergelijk bestand te lezen, zal de prestatie van het bestandssysteem sterk dalen. Dit probleem is gekend, en wordt fragmentatie van de schijf genoemd.

Het probleem kan opgelost worden door de bestanden op de schijf te herschikken (defragmentatie en compactering). Hierbij zullen alle bestanden contigu gemaakt worden en wordt ook de vrije ruimte samengebracht. Deze techniek heeft zijn aanhangers en zijn tegenstanders. Aanhangers claimen dat de fragmentatie van de bestanden weggewerkt wordt hetgeen nuttig is voor de prestatie. Tegenstanders argumenteren dat door de compactie de volgorde van bestanden gewijzigd wordt, en dat dit een negatieve impact kan hebben op de prestatie. Indien men een pakket installeert op een nagenoeg lege schijf, is de kans groot dat alle bestanden van het pakket na elkaar op de schijf zullen komen te staan. Bij het opstarten van het pakket kunnen de bestanden dan één na één ingelezen worden, zonder dat de kop zich veel moet verplaatsen. Na compactering kunnen deze bestanden verspreid geraken over heel de schijf waardoor er tijd verloren wordt bij het springen van het ene bestand naar het andere.

Het secundair geheugen van een computersysteem kan uit verscheidene schijven bestaan. Deze schijven kunnen op verschillende manieren aan de gebruiker aangeboden worden. Ofwel krijgen ze een naam zoals in Windows: A: B: C: enz. waardoor ze expliciet zichtbaar blijven, ofwel worden ze opgenomen als subdirectory in een bestandssysteem waardoor ze transparant worden voor de gebruiker. (zoals bij unix/linux het geval is)

Men kan de directories van een bestandssysteem verdelen over de schijven, of met andere woorden, een schijf met haar eigen bestandssysteem (of systemen) wordt als subdirectory van het bestandssysteem van een andere schijf beschouwd. Dit laat toe om bestandssystemen te creëren die groter zijn dan één fysiek volume. Indien een schijf niet fysiek aanwezig is (bij DVD-stations bijvoorbeeld), zal deze subdirectory gewoon leeg zijn; indien de schijf aanwezig is, zal men in deze directory gegevens kunnen opvragen en bewaren. Eenmaal geconfigureerd is dit totaal transparant voor de gebruiker.

Bestandssystemen zijn meestal grote datastructuren, veranderingen eraan veroorzaken meestal meerdere schrijfoperaties aan bestanden en directories. Dit introduceert een race-conditie, waarbij een onderbreking (zoals een stroomstoring of systeemcrash) kan leiden tot een inconsistente toestand.

Bijvoorbeeld, het wissen van een bestand op een UNIX systeem veroorzaakt twee stappen:

Als stap 1 uitgevoerd wordt net voor een crash dan zal er een inode als wees achterblijven.
Omgekeerd als stap 2 als eerste voor de crach uitgevoerd wordt dan wordt de inode als vrije ruimte aangeduid en kan overgeschreven worden.

Een manier tot herstel is om de complete datastructuren van het bestandssysteem te doorlopen bij een volgende aankoppeling zodat onvolkomenheden kunnen gedetecteerd worden. Dit kan zeer traag verlopen voor grote bestandssystemen.

Een andere manier tot herstel is om een logbestand (journaal) bij te houden met alle veranderingen die moeten gemaakt worden.
Herstellen kan dan eenvoudig door het logbestand te doornemen en alle onvolkomenheden te herstellen.

Enkele voorbeelden van journalizing bestandssystemen zijn JFS, EXT3/4, ReiserFS en NTFS

Het FAT bestandssysteem komt voor in een aantal varianten, waarvan FAT16 (1986) en FAT32 (1996) ontegensprekelijk de bekendste zijn. Als primair bestandssysteem hebben ze allebei reeds lang afgedaan om redenen die later aan bod komen, maar ze vormen wel een ideale educatieve instap in de wereld van bestandssystemen. Recentere bestandssystemen zijn een stuk complexer, zoals we later zullen leren. FAT wordt tegenwoordig vanwege zijn eenvoud wel nog gebruikt op USB dongles, flash kaartjes etc.

In bovenstaande afbeelding zie je de opbouw van een FAT16 partitie. Vooraan bevindt zich zoals altijd het PBS met de nodige parameters. De PBS is één van de gereserveerde sectoren vooraan de partitie. Onmiddellijk na de gereserveerde sectoren volgen een aantal File Alocation Tables (FATs). In de figuur is dit aantal gelijk aan twee, het meest voorkomende geval.
Na de FATs komt de root folder, gevolgd door de data clusters. In deze data clusters worden uiteraard de bits opgeslagen die de bestanden vormen. Belangrijke opmerking is dat deze bits georganiseerd worden in clusters. Een cluster is een reeks sectoren die steeds bij een welbepaald bestand horen.
Bijvoorbeeld: indien een cluster bestaat uit 16kB (32 sectoren), dan zal een bestand van 1kB 16kB schijfruimte bezetten (een sector).
Een bestand van 20kB zal verspreid worden over twee clusters, deze clusters moeten geen opeenvolgende clusters zijn (fragmentatie).
Soms kan je de grootte van de clusters kiezen (bij het formatteren, afhankelijk van het bestandsysteem). Grotere clusters betekent dat bestanden minder snel gefragmenteerd zullen worden, maar betekent anderzijds dat meer ruimte verloren zal gaan (door onvolledig gevulde clusters).

Hierboven zie je de inhoud van de partition boot sector van een FAT32 partitie. We zullen niet alle parameters aanhalen, maar wel aantonen hoe het besturingssysteem een welbepaald bestand kan terugvinden en hoe het daarbij gebruik maakt van de opgeslagen informatie.

FAT32 heeft de volgende voordelen tegenover FAT16:

In onderstaande afbeelding zie je de PBS van een SD-kaartje dat uit een Android smartphone komt. De sector werd hexadecimaal voorgesteld met een hex-editor. Probeer enkele van de eerder aangehaalde parameters terug te vinden. (de entries zijn gelijkaardig aan de entries voor een FAT16 partitie)

De root folder bevat al de informatie over bestanden en mappen die opgeslagen zijn op de root folder. Als we ons beperken tot namen die voldoen aan het 8.3 formaat, dan is elk element in de root folder 32 bytes groot. Een belangrijk deel hiervan zijn de eerste elf bytes, die de karakters van de naam bevatten.
Indien een bestand niet in de root folder zit, maar is ondergebracht in een andere map, kan vanuit de root folder het volledige pad gevolgd worden tot we uiteindelijk in de juiste map terecht komen. Daar staat de informatie dan op gelijkaardige manier opgeslagen als in de root folder.

NTFS is een bestandssysteem dat standaard gebruikt wordt op alle recente Windows versies. Het is een gesloten systeem, ontstaan door een doorontwikkeling van HPFS, een samenwerking tussen IBM en Microsoft.
NTFS werkt op een andere manier dan FAT16 en zal dus ook andere informatie opslaan in de PBS. NTFS maakt bijvoorbeeld geen gebruik van FATs, dus zal er ook geen aantal FATs of grootte van de FAT opgegeven worden in de PBS. NTFS maakt gebruik van een Master File Table (MFT), waarin alle relevante informatie over een bestand wordt opgeslagen.

Deze informatie is een stuk uitgebreider dan in de root folder van een FAT systeem, het is zelfs mogelijk dat voor een klein bestand de data volledig in de MFT wordt opgeslagen. Is dit niet het geval, dan is voor het opzoeken van het bestand de meest relevante informatie die in het MFT aanwezig is, de naam van het bestand en de runlist.
Bij het opzoeken van een bestand is de eerste stap dus het terugvinden van de MFT. Hiervoor staat in het PBS het cluster nummer opgegeven waar het MFT start. Aangezien in het PBS ook het aantal sectoren per cluster terug te vinden zijn, kan weer het sector adres van de MFT teruggevonden worden. Binnen de MFT zal gezocht moeten worden op de naam van het gevraagde bestand. Als het betreffende record dan wordt teruggevonden, kan binnen dit record de runlist worden opgezocht.
De runlist is onderdeel van het $DATA attribuut (start van dit attribuut wordt gekenmerkt door 80H), waarbinnen ook de ingenomen en werkelijke grootte van het bestand terug te vinden is. De runlist bestaat uit een aantal opeenvolgende bytes:

Indien het volgende byte 0x00 is, eindigt de runlist hier, anders moet je vanaf hier de bytes weer op dezelfde manier interpreteren.

EXT staat voor Extended file system. Dit bestandssysteem bouwt verder op standaard linux file systems. Het wordt gezien als een brug tussen Ext3 en de meer geavanceerde bestandssystemen, en is tegenwoordig zowat op alle linux distributies standaard. (al lijkt het rijk van EXT bedreigd: bijvoorbeeld op RHEL is tegenwoordig XFS de standaard bestandsindeling. Ook op Android is EXT sinds versie 2.3 het default bestandssysteem.

Met de opgesomde bestandssystemen is de lijst uiteraard niet compleet. Een niet limitatief overzichtje met de meest opvallende features. Deze zijn vaak niet toegankelijk met Windows, omdat Microsoft hiervoor geen drivers ontwikkelt.

Bestanden verwijderen van een harde schijf is soms minder eenvoudig dan het lijkt. Indien de bits herschreven worden, zijn er technologisch nog mogelijkheden die toelaten om na te gaan wat vorige waarden waren. Hier gaan we niet op die technieken in. Het is ook interessant om te weten wat er op een bestandsysteem gebeurt wanneer een bestand gewist wordt. Aan de snelheid waarmee een grote hoeveelheid of grote bestanden gewist worden kan je al merken dat niet elk byte op de schijf gewist wordt. In plaats daarvan zal de verwijzing in het bestandsysteem worden aangepast.
In het geval van FAT16 wordt een speciaal karakter gebruikt om de naam in de root folder mee te beginnen en worden alle clusters die gebruikt werden, in de FAT tabel als ongebruikt gemarkeerd.
Het is in dit geval nog mogelijk om het bestand terug te vinden, op voorwaarde dat het niet gefragmenteerd was. In geval van fragmentatie is de (gewiste) FAT tabel nodig om de juiste clusters en hun volgorde terug te vinden.
Bij NTFS wordt enkel het MFT record aangepast, waarin een parameter zal aangeven dat het bestand gewist is. Aangezien dit anders gemarkeerde, maar niet gewiste MFT record nog steeds alle informatie bevat (via de runlist) is het nu mogelijk om ook gefragmenteerde gewiste bestanden terug te vinden. Belangrijke voorwaarde is wel dat de vrijgekomen ruimte nog niet beschreven mag zijn voor een ander bestand (en uiteraard mag het MFT record ook nog niet overschreven zijn).

Bedenk zelf of data nog terug te vinden is als je een schijf formatteert. Bij het formatteren worden de nodige controlestructuren (PBS, FATs/MFT, …​) aangebracht en worden alle preambules van de sectoren vastgelegd.

Zie slides op Toledo

Eerst start de interne voeding op. Het duurt even voor alle lijnen een stabiele spanning afgeven. Eens dit het geval is geeft de voeding een power good-signaal. De chipset, die gevoed werd door de 5V standby lijn, zal het reset-signaal pas wegnemen op het ogenblik dat het power good signaal komt. Zodra het reset signaal wegvalt, zal de computer beginnen opstarten. De processor begint op adres FFFFOh, waar de uitvoering van de BIOS opstartroutine begint.

De opstartroutine uit de BIOS voert de Power-on-self-test (POST) uit. Indien er fatale fouten ontdekt worden, geeft het een foutmelding, indien om de een of andere reden de grafische kaart niet bruikbaar is enkele BEEP-signalen, en stopt het startproces. Dit kan bijvoorbeeld het geval zijn indien er een probleem met de grafische kaart ontdekt wordt (de kaart is defect of is niet goed ingeplugd) of wanneer de kabel voor de harde schijf verkeerd aangesloten werd.

De systeem-BIOS is niet het enige BIOS in een computer. Grafische kaarten, harde schijven, storage-adapters en andere hebben ook hun eigen BIOS. Het systeem-BIOS gaat daarom onmiddellijk op zoek naar de grafische kaart en laat het ingebouwde video-BIOS programma uitvoeren. Hierdoor verschijnt er informatie over de kaart op het scherm. Deze informatie is doorgaans slechts heel even op het scherm.

Daarna voert de computer enkele tests uit op het systeem (vervolg POST): onder andere het geheugen wordt onderzocht en de geheugenplaatsen geteld. Het BIOS zal bij een defect een foutmelding geven.

Vervolgens begint het de startroutine aan een inventarisatie waarbij de meeste klassieke randapparatuur (printerpoorten, seriële poorten, floppy- en harddisk controllers) gedetecteerd zal worden.

Een recente BIOS zal zelfs automatisch het soort geheugen herkennen en de juiste parameters voor de harde schijf instellen.
Meestal wordt op het scherm getoond welke apparaten, harde schijf, DVD-ROM, … gevonden en herkend worden.

Het systeem van de BIOS is één van de laatste onderdelen die nog niet substantieel veranderd zijn sinds de introductie van de PC lang geleden. Hoewel er geprobeerd wordt om de technische details wat weg te stoppen voor de eindgebruiker, is het toch nog steeds een erg gebruiksonvriendelijke omgeving. Het gebrek aan ondersteuning van bijvoorbeeld muizen is daar een goed voorbeeld van.
Aan de binnenkant van het BIOS-raderwerk was de situatie zo mogelijk nog een pak erger. Het programmeren ervan gebeurde voor een stuk in machinecode, en het toevoegen van functionaliteit was grotendeels patchwork. Slechts erg weinig mensen hebben de nodige ervaring om hieraan te programmeren. Sommige zaken zijn zelfs niet op te lossen. Een voorbeeld hiervan is de maximum grootte van de opstartpartitie, die is 2TB. Over enkele jaren zal dat ongetwijfeld te weinig zijn.
Daarom zijn er in de loop der tijd enkele pogingen geweest om dit systeem te vervangen. Weinigen daarvan hadden veel succes. Veel had te maken met de licentie waaronder moest gecodeerd worden. Bedrijven waren immers niet bereid om de code van hun drivers vrij te geven.
Ook Intel deed een poging om de BIOS overbodig te maken door een ander systeem. Om het project voldoende momentum te bezorgen, werd een organisatie opgebouwd rond deze technologie, met als doel ze te standaardiseren. Deze technologieën zijn verzameld in de EFI (Extensible Firmware Interface).

Deze technologie verschilt fundamenteel van de verouderde BIOS.

Door dit vernieuwde opzet zullen ongetwijfeld een pak nieuwe mogelijkheden toegevoegd worden aan de PC zoals we hem nu kennen. EFI laat zich nog het best vergelijken met een micro-besturingssysteem. Enkele voorbeelden van nieuwe toepassingen:

Aan EFI wordt sedert 2002 gewerkt door enkele grote firma’s. Nagenoeg elke grote hardware bouwer heeft zich bij de organisatie aangesloten. Toch zal het nog een tijd duren vooraleer we het BIOS volledig kunnen naar de geschiedenis verwijzen. Een overzichtje van de ondersteuning tegenwoordig:

Ook moederborden bieden tegenwoordig meestal ondersteuning, al zullen ze vaak nog manueel moeten ingesteld worden om UEFI te selecteren, BIOS blijft voorlopig nog even default.

'Pollen' staat voor bevragen. Dit is ook exact wat de processor zal doen: de processor zal voortdurend de I/O gaan bevragen om te kijken of er een actie van de CPU gewenst is.
Het voordeel van pollen is dat een verandering bij het I/O apparaat onmiddellijk wordt opgemerkt en de processor dus ook ogenblikkelijk kan reageren. Het belangrijkste nadeel is dat de processor voortdurend de toestand van het I/O apparaat moet controleren.
Wanneer de processor de toestand controleert, kan hij uiteraard geen andere (nuttige) taken uitvoeren.
Pollen vraagt dus behoorlijk wat rekenkracht, ook al is die niet echt nodig om het trage I/O apparaat aan te sturen.
Voor dit probleem kan eventueel gedeeltelijk een oplossing voor gevonden worden bij multitasking, waardoor het wachten kan afgewisseld worden met andere taken.

Voorgaande maakt waarschijnlijk wel duidelijk dat pollen niet echt bruikbaar is voor invoerapparaten, die moeten immers voortdurend gecontroleerd worden.

Polling wordt niet veel meer gebruikt voor gangbare PC I/O, maar is een zeer eenvoudige techniek en is dikwijls de eerste oplossing bij het schrijven van eigen interfaces voor bijvoorbeeld microcontroller-toepassingen.

In het geval van interrupt driven I/O zal het I/O apparaat de processor onderbreken. Dit betekent dat het I/O apparaat zelf om aandacht zal vragen en niet voortdurend gecontroleerd moet worden door de processor. De werking van interrupts zal hier uitgelegd worden voor een 8086 processor. Op een modern systeem verandert de werking van het geheel een beetje omwille van de afscherming van I/O door een buscontroller (zie verder), maar de principiële afhandeling van een interrupt door een processor blijft gelijk.

Bij een Direct Memory Acces (DMA) toegang, zal het I/O apparaat rechtstreeks data uitwisselen zonder dat de processor hierbij moet tussenkomen. Hiervoor is er weer behoefte aan een DMA controller. Dit kan een aparte controller zijn, maar de functies kunnen ook geïntegreerd worden in de chipset of in de I/O controller zelf. Om het verloop van een DMA transfer duidelijk te maken, zullen we het lezen van een sector van een harde schijf bekijken als voorbeeld.

Het belangrijkste voordeel van dit soort transfer is dat de processor niet betrokken is bij het eigenlijke verplaatsen van de gegevens. In dit voorbeeld moet de CPU enkel de nodige commando’s doorgeven aan de DMA controller. Het voordeel hiervan is uiteraard dat de processor ondertussen kan verder werken en dus niet moet wachten op de trage harde schijf. Bovendien worden de gegevens nu meteen in het geheugen geplaatst, anders zou de processor ze eerst moeten lezen van de schijf en dan naar het geheugen schrijven.Tijdens de eigenlijke overdracht van gegevens is de bus natuurlijk bezet en kan de processor daar geen gebruik van maken. Dit heet cycle stealing. De DMA controller steelt tijd van de processor op de bus. Hoewel de DMA controller toegang tot de bus aanvraagt, zal hij bijna altijd voorrang krijgen op de processor.

Eens een I/O apparaat zoals een schijf op gang komt, is het belangrijk om de gegevens zo snel mogelijk te kunnen verplaatsen. Meestal zal het ook zo zijn dat de DMA controller meerdere keren de bus moet overnemen om bytes te verplaatsen.
Dit hangt natuurlijk ook af van de grootte van buffers en interface-snelheden. Het opstarten van een DMA transfer kost wel wat extra processorcycli. Alle nodige gegevens doorgeven aan de DMA controller kost nu eenmaal tijd. DMA is dan ook een transfermethode die vooral voordeel biedt als er grote hoeveelheden data verplaatst moeten worden. Dan is slechts een opdracht naar de DMA controller nodig, die vervolgens autonoom de transfer kan regelen.

In de geschiedenis van de personal computer zijn reeds een heel aantal verschillende bussystemen de revue gepasseerd.
De eerste IBM PC gebruikte als bus de zogenaamde PC-bus. In feite was dit in grote lijnen een gebufferde versie van de processor in- en uitgangen.
Er waren 62 signaallijnen: 20 adreslijnen, 8 datalijnen, een paar controlelijnen (I/O read/write, memory read/write) en een aantal lijnen ten behoeve van interrupts en DMA transfers. Bij de lancering van de PC/AT met 80286 stond IBM voor een dilemma. Er moest een keuze gemaakt worden voor een bussysteem, dat ofwel toeliet om de kaarten voor de PC-bus te blijven gebruiken ofwel gebruik kon maken van de extra mogelijkheden van de 80286 (24 adreslijnen, 16 datalijnen).
De oplossing was het uitbreiden van de slots op de PC bus met een extra connector. Nieuwe kaarten konden gebruik maken van dit extra deel en dus ook van de extra mogelijkheden in het nieuwe systeem.
Oudere kaarten konden gewoon verder gebruikt worden langs het PC-bus gedeelte, uiteraard zonder de voordelen van de nieuwe processor. Toen IBM zijn PS/2-serie uitbracht, vonden ze de tijd gekomen om een nieuwe bus te ontwikkelen. Dit was de microchannel bus. Een deel van de reden was dat de PC-bus ondertussen echt wel verouderd was, een ander deel van de reden was dat IBM een obstakel wilde opwerpen voor de kloonbouwers. Microchannel werd dan ook afgeschermd met een muur van patenten met daarachter een legertje advocaten.

De reactie van de overige PC-bouwers was de ontwikkeling van een eigen bus, namelijk de ISA-bus (Industry Standard Architecture). Dit was in feite gewoon een AT-bus die op een hogere klokfrequentie werkte. Belangrijk voordeel was dat deze bus compatibel was met de oudere kaarten. Bovendien waren er een groot aantal fabrikanten van uitbreidingskaarten, die vrij van licentiezorgen, kaarten ontwikkeld hadden voor de AT-bus en dit konden blijven doen voor de ISA-bus.
Gevolg was dat dit de de facto standaard werd en dat IBM in de vrij absurde situatie terecht kwam, waarin het als enige geen IBM-compatibele PC’s produceerde en het bijna volledig uit de PC-markt verdreven werd. Later werd de ISA-bus nog uitgebreid naar de 32 bit EISA (Extended ISA) versie.

Op moderne computersystemen zal je deze bussen niet meer aantreffen.

Uit het voorgaande blijkt al dat de ISA-bus technologisch zeker niet superieur is. De belangrijkste kwaliteit was de backward compatibiliteit met oudere uitbreidingskaarten.
Het gebrek aan bandbreedte werd echt een belangrijk tekort als grafische interfaces en toepassingen hun intrede deden. Een rekenvoorbeeld om dit duidelijk te maken: om full screen bewegende kleurbeelden weer te geven op een computerscherm van 1024*768 pixels zijn dertig beelden per seconde nodig.

Als voor de kleurweergave per pixel drie bytes nodig zijn (RGB), dan is een transfersnelheid nodig van

\$3 Byte * 1024 * 768 * 30 = 70 MB //_sec\$

De EISA bus met 32 bit databus en 8,33MHz kloksnelheid, kon maximaal 33,3MB/s geven. Bovendien moet de bus nog gedeeld worden door andere apparaten, waaronder het geheugen, waarvoor deze snelheid ook onvoldoende zal blijken. De oplossing bestaat erin een nieuw bussysteem te ontwikkelen. Dit zal de PCI-bus (Peripheral Component Interconnect) worden.
PCI werd ontwikkeld door Intel, dat verstandig genoeg was om de patenten in het publiek domein te plaatsen, zodat alle fabrikanten randapparatuur konden bouwen, zonder hiervoor rechten te moeten betalen. Intel richtte ook de PCI Special Interest Group op, een industrieconsortium dat dat de toekomst van de PCI-bus moest regelen. Belangrijke eisen bij de ontwikkeling van PCI zijn onder andere:

De eerste twee eisen zijn uiteraard de belangrijkste. De eerste ligt voor de hand, de tweede heeft in de PC-geschiedenis zijn belang bewezen. De oplossing voor beide ligt in de ontwikkeling van een I/O systeem, waarin verschillende bussen aanwezig zijn. Er ontstaat op die manier een bushiërarchie van snellere naar tragere bussen, waarbij over de snelle bussen data uitgewisseld kan worden zonder rekening te moeten houden met de tragere onderdelen van het computersysteem (die op een tragere bus aangesloten zijn).

Bovenstaande afbeelding geeft de opbouw van het bussysteem bij de ontwikkeling van de PCI-bus. De processor was via de snelle back-side bus verbonden met het cachegeheugen, dat toen nog niet (volledig) in de processor geïntegreerd was. Via de front-side bus was de processor verbonden met de PCI-bridge.

De PCI bridge kon dan enerzijds verbinding maken met het hoofdgeheugen en anderzijds met de PCI bus. Op de PCI bus kon dan de ISA bridge aangesloten worden, die verbinding kon maken met de IDE kanalen en uiteraard ook met de ISA-bus. De compatibiliteit werd verzekerd door naast PCI slots ook een aantal ISA slots te blijven voorzien. Op de PCI bus kon dan allerhande hardware aangesloten worden, waaronder ook adapters voor andere bussystemen zoals SCSI en USB. De IC’s die de verschillende bussystemen van elkaar scheiden, vormen de chipset. Het is dit onderdeel van het computersysteem dat de ontwikkeling voor Intel zo interessant maakte. Intel wou (en zou) immers de chipsets ontwikkelen en verkopen. De namen voor de verschillende bridge chips verandert in de loop der tijden wel een aantal keer (net zoals de functies die erin geïntegreerd zijn). Gangbare, maar verouderde terminologie hiervoor zijn North en South bridge, waarbij PCI gekoppeld was aan de south-bridge. Nieuwere versies verlaten de ‘north’ en ‘south’ terminologie. De micro-architectuur die momenteel gebruikt wordt, vind je hieronder:

Het gebruik van de bridges heeft als bijkomend voordeel dat de PCI-bus eigenlijk processoronafhankelijk wordt. Hoe transfers op PCI verlopen is volledig van de processor afgeschermd door de bridge (die uiteraard wel processor-afhankelijk is). Dit maakt PCI eigenlijk platformonafhankelijk, wat betekent dat het ook met andere processoren gebruikt werd (b.v. ultrasparc).

Uit de eerdere berekening voor de bandbreedte voor het bekijken van videobeelden en de bandbreedte van PCI kan je afleiden dat er al snel problemen ontstonden op het vlak van beschikbare bandbreedte. Een oppervlakkige vergelijking van de cijfers leidt tot de conclusie dat de 133MB/s voldoende is voor de benodigde 70MB/s. Als je de cijfers iets nauwkeuriger gaat bekijken, dan moet je vaststellen dat de 70MB/s echt nodig zijn en de 133MB/s enkel gehaald worden op het ogenblik dat een apparaat echt data verstuurd. Als we rekening houden met andere apparaten die data moeten uitwisselen (bijvoorbeeld de harde schijf of dvd waar de film op staat), dan blijkt al snel dat PCI onvoldoende bandbreedte biedt voor de huidige eisen aan video. Dezelfde conclusie kan je ook trekken als je rekening houdt met hogere schermresoluties. Om dit probleem aan te pakken, werd het bussysteem uitgebreid met een extra interface (AGP). De functionaliteit voor het besturen van deze interface werd geïntegreerd in de chipset. Deze chipsets werden initieel de north bridge en south bridge genoemd.

Merk op dat de north en south bridge ondertussen omgedoopt zijn in memory controller hub (MCH) en I/O controller hub (ICH). In de nieuwste processoren is de North Bridge zelfs helemaal opgegaan in de processor.

De besturing van AGP bevindt zich in de MCH en de besturing van PCI in de ICH. AGP bood in zijn eerste versie (AGP 1x) een databus van 32 bit bij 66MHz, hetgeen een bandbreedte geeft van 266MB/s. Behalve de vergroting van de kloksnelheid heeft AGP nog een bijkomend voordeel dat tot een grotere datasnelheid leidt: de AGP verbinding is een punt-tot-punt verbinding en de beschikbare bandbreedte moet dus niet gedeeld worden en is ogenblikkelijk beschikbaar. Een ander voordeel van AGP is dat het voorziet in mogelijkheden om rechtstreeks uit het geheugen te lezen, door gebruik te maken van een Graphics Addressing Remapping Table.

Een grafische kaart op PCI moest eerst de data kopiëren naar het framebuffer op de kaart. AGP komt in een aantal varianten. Het voornaamste onderscheid is de snelheid. Naast AGP 1x, bestaan ook 2x, 4x en 8x. Deze boden respectievelijk 533,1066 en 2133MB/s aan over een databus van 32 bit. Het verschil tussen elk van deze varianten is dat de kloksnelheid volgens het DDR principe wordt vergroot. De basisfrequentie was steeds 66MHz, maar deze werd op 2x verdubbeld naar 133MHz (net zoals bij DDR). Op 4x en 8x wordt ze respectievelijk verviervoudigd (zoals bij DDR2) en verachtvoudigd (zoals bij DDR3).

Daarnaast is er ook nog variatie in voedingsspanningen (eerst 3.3V, daarna 1.5V en tenslotte 0.8V). Hierbij moest wel opgelet worden met compatibilteit.

De pro-versies vormen een eerder zeldzame variant, waarbij er extra stroom geleverd kan worden.

Er komt steeds meer hardware die een te grote bandbreedte vraagt voor PCI. Een voorbeeld zijn gigabit netwerkkaarten die een bandbreedte van 125MB/s vragen, zeer dicht bij de (gedeelde bovengrens van) 133MB/s die PCI kan bieden. Een oplossing zou kunnen zijn om voor die apparaten de functie van de chipset aan te passen en een aparte poort te voorzien (zoals voor AGP). Op deze manier wordt de flexibiliteit wel beperkt en daalt ook de overzichtelijkheid van het systeem. Het zou interessanter zijn om een bus te ontwikkelen die gewoon een hogere bandbreedte haalt en bijvoorbeeld ook voldoende bandbreedte kan bieden om grafische kaarten te ondersteunen. Er zijn een aantal oplossingen ontwikkeld, maar diegene die het uiteindelijk gehaald heeft is PCI-express (PCIe) (ook hier was Intel weer een van de drijvende krachten achter de ontwikkeling).

De IDE, ATA en ATAPI benamingen worden zeer vlot door elkaar gebruikt om bussystemen voor harde schijven (origineel) en optische stations aan te duiden.+ Op de eerste IBM PC was er optioneel een harde schijf van 10MB. De schijfcontroller zat op het moederbord en er liepen analoge signalen naar de schijf om de motoren te sturen. Naarmate de technologie zich verder ontwikkelde, werd de controller geïntegreerd op de schijf en ontstond een IDE-schijf (Integrated Drive Electronics). Een IDE interface had een 16-bit databus en voorzag origineel in de 20 bit CHS adressering. Transfers gebeurden volgens het polling principe (programmed I/O) en haalden snelheden van 3.3, 5.2 of 8.3 MB/s naargelang de gebruikte kloksnelheid. Na IDE kwam er EIDE (Extended IDE) dat voorzag in LBA met 28 bit en dus grotere schijven kon aanspreken. Een andere belangrijke verbetering was een verhoging van de datasnelheid waardoor maximaal 16.6MB/s gehaald kon worden. Bovendien deed een nieuwe transfertechniek zijn intrede: multiword DMA.

Andere verbetering was dat een EIDE controller meerdere apparaten kon aansturen. Ze konden twee kanalen aan en op elk kanaal twee apparaten. Het ene apparaat werd master genoemd, het ander slave. Master en slave-instellingen moesten via jumpers op de schijf gedaan worden. Nadien kon de keuze ook gebeuren met de kabel (cable select). Het is een gangbaar misverstand om te denken dat de master ook effectief de transacties controleert en dus de slave aanstuurt. Het is steeds de EIDE-controller die de bus bestuurt.

Master en slave zijn eerder een soort van adressen (in moderne versies van de standaard spreekt men ook van device 0 en device 1 ). Naarmate EIDE verder ontwikkelt werd en de controller aangesloten werd op de AT bus, duikt plotseling de naam ATA-3 op (AT attachment). De vorige twee standaarden krijgen als extra naam ATA-1 en ATA-2.
ATA-3 voegt weinig extra toe, belangrijkste bijdrage is S.M.A.R.T. De opvolger van ATA-3 zou logischerwijs ATA-4 zijn, maar plotseling spreekt men nu van ATA Packet Interface en dus ATAPI-4.
Belangrijke aanpassingen zijn de ondersteuning voor optische stations en de hogere transfersnelheden(tot 33MB/s).
Er wordt ook een nieuwe transfertechniek geïntroduceerd: ultra-DMA. Hierbij werden transfers op beide klokflanken mogelijk en werd CRC gebruikt om fouten op te sporen.ATAPI-5 ging tot 66MB/s en introduceerde hiervoor een kabel met 80 geleiders. ATA/ATAPI-6 verhoogde de snelheid tot 100MB/s en introduceerde 48 bit LBA adressering. ATA/ATAPI-7 introduceerde enerzijds UDMA/133 (133MB/s) en anderzijds SATA.

Er zijn (waren?) twee soorten ATA-kabels. Het aantal aansluitingen op de connectors is echter niet gewijzigd, de extra geleiders worden allemaal verbonden met de aarding. Ze komen tussen de signaalgeleiders te liggen, zodanig dat er steeds afwisselend een signaal geleider en een geaarde draad ligt. Op die manier wordt de capacitieve koppeling en de daarmee gepaard gaande overspraak tussen twee signaaldraden verminderd. Dit laat hogere datasnelheden toe. Voor transfers vanaf 66MB/s moet verplicht een 80-polige kabel gebruikt worden.

PATA kan ondertussen gecatalogeerd worden als geschiedenis.

Het verhaal van de overgang van ATA (dat ondertussen ook PATA genoemd wordt) naar SATA is heel gelijkaardig aan het verhaal van PCI naar PCI-express. Ook in dit geval wordt er overgegaan van een parallelle interface naar een veel sneller geklokte seriële interface, die hogere datasnelheden toelaat.

External SATA is een SATA-variant die de aansluiting van externe schijven mogelijk moet maken. Er zijn kleine verschillen met SATA, onder andere op het vlak van de signalering, zodat langere kabels gebruikt kunnen worden.
eSATA treedt op het vlak van de externe opslag in concurrentie met USB, en zou dus eigenlijk even goed in het volgende hoofdstuk thuis horen, met de interfacebussen. Ten opzichte van deze laatste twee heeft eSATA als voordeel dat het hogere bitsnelheden kan halen. Het belangrijkste nadeel is dat de andere twee veel beter ingeburgerd zijn. Een van de voordelen (of beter doelstellingen bij het ontwerp) van USB was het uniformiseren van de aansluitingen op een computer: een connector voor allerlei soorten apparaten. Ondertussen is de specificatie van USB 3 volledig af en wijd verspreid, wat het voor eSATA waarschijnlijk nog moeilijker zal maken om aan populariteit te winnen…​

Ondertussen zal wel duidelijk zijn dat naarmate de datasnelheid echt groot moet zijn, seriële transfers de voorkeur krijgen op parallelle (toch als een zekere afstand overbrugd moet worden). Dit komt ook naar voor als je de geschiedenis van SAS bekijkt: deze komt voort uit de SCSI standaard, die parallelle communicatie gebruikte.

Vanzelfsprekend is er dus ook een seriële SCSI variant opgedoken, met name SAS (Serial Attached SCSI). SAS lijkt heel hard op SATA. Het is eveneens een seriële punt-tot-punt verbinding die gelijkaardige snelheden haalt. Het belangrijkste verschil is dat het zich net als het verouderde SCSI meer richt op de servermarkt, waarvoor het een iets grotere betrouwbaarheid biedt. Deze betrouwbaarheid uit zich vooral in een aantal foutcorrectie- en rapporteringmechanismen die in de loop der tijden binnen SCSI ontwikkeld zijn. Deze gaan een stuk verder dan wat met S.M.A.R.T. mogelijk is op ATA (en dus ook SATA).
Daar staat dan weer tegenover dat SAS iets duurder is dan SATA.

Om een oplossing te vinden voor de problemen bij het gebruik en vooral de configuratie van de klassieke (legacy) I/O-interfaces zoals de Centronics Interface en RS232, werd onder andere onder impuls van Intel een werkgroep opgericht met als doel het ontwikkelen van een nieuwe interface standaard. Dit werd de Universal Serial Bus (USB). USB is een snelle en flexibele interface om randapparatuur te verbinden met een computer. Ze is ontworpen met als doel het gebruiksgemak en betrouwbaarheid te verhogen.

Doelstellingen:

In de originele specificatie (USB 1.1) is er sprake van twee mogelijke transmissiesnelheden:

De USB-bus werkt met relatief korte kabels (maximum 5 m.) voor punt tot punt verbindingen: er wordt telkens een apparaat verbonden met een poort van een USB-hub. Ook de aansluitingen op een computer maken deel uit van één of (soms) meerdere hubs. Een USB2-kabel bevat vier geleiders:

In het geval van Full- of High Speed USB heeft het datapaar een afzonderlijke afscherming. Om grotere afstanden te overbruggen of meer apparaten aan te sluiten kan de installatie uitgebreid worden door gebruik te maken van externe USB-Hubs. In totaal mogen er maximaal 4 externe hubs achter elkaar geschakeld worden (geeft een maximum afstand van 30 m) en mogen er maximaal 127 apparaten aangesloten worden op een USB-bus. Er zijn twee types connectoren. Type A wordt gebruikt voor de aansluiting aan de hub (of op de computer). Type B wordt gebruikt voor de aansluiting.
Er bestaan ook mini en micro varianten van de connectoren. Volgende figuur toont een aantal voorbeelden.

Als een randapparaat geen al te groot stroomverbruik heeft, kan het gevoed worden vanuit de USB-kabel: stromen tot 500 mA zijn toegestaan bij een spanning van 5V (vanwege spanningsverlies over de kabel kan deze spanning zakken tot minimaal 4 V bij het randapparaat). Voor grotere vermogens moet het randapparaat een eigen voeding voorzien.

De USB-bus verstuurt de data serieel met NRZI-codering (Non Return on Zero Inverted) via een differentieel signaal (D+, D-). Een overgang in het datasignaal stelt een 0 voor, terwijl een ongewijzigd signaal een 1 voorstelt.
Opdat de ontvanger synchroon zou blijven lopen met de zender (er is geen afzonderlijk kloksignaal), is het nodig dat er regelmatig een overgang in het signaal optreedt. In het geval dat er meer dan 6 opeenvolgende bits op 1 staan, wordt na het 6e bit automatisch een 0 ingevoegd (bit-stuffing) door de zender. Dat extra 0-bit moet door de ontvanger uiteraard weer verwijderd worden. Op deze manier wordt een betrouwbare gegevensoverdracht verzorgd, die nog aangevuld wordt met een CRC-foutcontrole per pakket.

De communicatie in de twee richtingen (host<→device) gebeurt over hetzelfde draadpaar. Dit is dus vergelijkbaar met half-duplex.

Zoals de naam al aangeeft, wordt het medium bij de Universal Serial Bus gedeeld over alle aangesloten apparaten (shared bandwidth). Daarnaast wordt er gebruik gemaakt van het master/slave principe zodat de host-controller(de master) de volledige controle heeft over de communicatie via de USB-bus.

Voor de communicatie met de host, beschikt elk USB-device over een aantal endpoints (maximaal 16): dit zijn meestal kleine databuffers in het geheugen van de microcontroller van het randapparaat. Die buffers worden gebruikt om de informatie uit een pakket op te slaan.
Om gegevens uit te wisselen tussen de host en een USB-apparaat wordt een verbinding opgezet (pipe genaamd) tussen een endpoint en de host. De richting wordt gespecificeerd vanuit het standpunt van de host: Een IN-endpoint stuurt data van het apparaat naar de computer. Bij een OUT-endpoint ontvangt het apparaat data van de computer.
Een uitzondering op die regel: endpoint 0 is bedoeld voor controle van de verbinding en laat communicatie in de twee richtingen toe (is eigenlijk een combinatie van een IN- en een OUT-endpoint, beide met hetzelfde nummer).

USB is ontworpen om verschillende soorten apparaten te bedienen, elk met zijn eigen specificaties (gegevensdebiet, reactietijd, foutcorrectie,…​). Om aan alle mogelijke situaties tegemoet te komen zijn er vier soorten transfers voorzien:

Zoals bij de inleiding al vermeld, is USB ontworpen met het oog op een volledige integratie met het Plug&Play gebeuren. De bedoeling is dan ook dat een gebruiker een USB-apparaat aansluit, dat het automatisch herkend wordt door het besturingssysteem, dat de juiste drivers geladen worden waarna het apparaat gebruikt kan worden, zonder dat die gebruiker iets moet configureren. Om dit mogelijk te maken zijn er wel een aantal stappen nodig: detectie van nieuwe apparatuur en snelheid daarvan.

Langs de kant van de host (of hub) zijn de twee datalijnen via 2 pull-down weerstanden (15 k) verbonden met de massa. Daardoor ziet de host een laag niveau op beide datalijnen (D+ en D-).
Een Low-speed device heeft van zijn kant een pull-up weerstand van 1,5k tussen de voedingsspanning en D- (bij de full- en high-speed apparaten is dat naar de D+ lijn).
Wanneer een apparaat aangesloten wordt, zal langs de kant van de host (hub)een van beide D-lijnen naar een hoog niveau getrokken worden. Hierdoor detecteert deze dat er een nieuw apparaat op de bus aanwezig is en ook of dit al dan niet een low-speed device is. Elke hub heeft een interrupt IN-pipe waardoor de nieuwe aansluiting doorgegeven wordt naar de host.

Bij het overlopen van alle mogelijke randapparaten voor een computer kunnen die in een aantal grote groepen ingedeeld worden. Bij het ontwerp van de USB-standaard zijn een aantal device-classes en subclasses gedefinieerd. Elk toestel moet bij de enumeratie in de device-descriptor ook meegeven tot welke groep het behoort. Voor elke vastgelegde class en subclass is ook de structuur van de driver vastgelegd samen met de vereisten voor de firmware van het apparaat zelf (een soort API).

Enkele voorbeelden van classes:

Een mordern besturingssysteem bevat drivers voor een aantal veel voorkomende classes. Voor apparaten uit die groepen hoeft de fabrikant geen eigen drivers meer te schrijven (tenzij er extra functionaliteit gevraagd wordt).
Een belangrijke groep is de HID-class: deze is origineel bedoeld voor I/O apparatuur als toetsenbord, muis en dergelijke. De vereisten voor deze toestellen zijn zeer beperkt, zodat het vrij gemakkelijk is om een toestel (en de bijhorende firmware) te ontwerpen dat binnen deze groep past, met als voordeel dat daarvoor geen drivers geschreven hoeven te worden (ze zijn immers al binnen het besturingssysteem aanwezig).

De USB standaard versie 3 verzekert de toekomst van deze technologie. Om deze hoge snelheden te kunnen halen, waren wel enkele compromissen nodig. Zo was dezelfde connector niet langer bruikbaar. Alles is gelukkig backwards compatibel, maar een USB3 connector zal je makkelijk kunnen herkennen aan de blauwe kleur van de binnenkant van de connector.

Ondanks de fysieke compatibiliteit zijn er een flink aantal verschillen te bespeuren in de nieuwe versie. Kijk je bijvoorbeeld naar een dwarsdoorsnede van een USB3.0-kabel, dan merk je een groot verschil. Het data-paar van USB2.0 is nog steeds aanwezig, maar is enkel daar om compatibiliteit te garanderen. De snelle data zal verplaatst worden over twee Shielded Differential Pairs.
Deze geïsoleerde geleiders zorgen er uiteraard voor dat deze kabels een stuk minder soepel zullen zijn dan hun voorgangers.
Een ander interessant detail is dat deze standaard voorziet in een grotere stroomlevering aan apparaten: 900mA ten opzichte van 500mA bij de huidige (2.0) standaard.
De encoding gebeurt ook niet langer met NRZI, maar met 8b/10b, de methode die ook gebruikt wordt bij SATA, SAS, PCI Express.

Thunderbolt is in staat om 10Gpbs te transfereren over een koperverbinding. Initieel had Intel de bedoeling om de bekabeling met glasvezels te produceren, maar voorlopig is dat niet het geval. De bouw ervan was te duur, en een bijkomend probleem was dat op die manier geen stroomvoorziening kan gebeuren voor de randapparaten. Er wordt echter nog steeds ontwikkeld, dus misschien duikt dit alsnog op in een volgende versie.
De architectuur van Thunderbolt zet alles in op performantie. Daarvoor wordt de PCH via een PCIe 4x-poort verbonden met de Thunderbolt controller, en is die laatste ook verbonden met het interne grafisch systeem van de computer. Het resultaat is dat over deze verbinding een PCIx verbinding en een Displayport gebundeld zijn. Daarnaast ondersteunt Thunderbolt ook daisy chaining tot maximaal zeven apparaten. Dat betekent dat je Thunderbolt-compatibele apparaten kan doorlussen.
Een goed voorbeeld van hoe dit gebruikt wordt, vind je bijvoorbeeld in het Apple Thunderbolt Display. Dat is een scherm dat bedoeld is voor de apple macbook pro’s als tweede scherm. Met een enkele Thunderbolt kabel naar dat schem wordt echter veel mogelijk:

Dat alles gebeurt met deze enkele Thunderbolt-kabel.

Criticasters hekelen de veiligheid van Thunderbolt, net omdat je rechtstreeks verbonden bent als een PCIx-poort, en je dus ook toegang hebt tot het geheugen van het host-apparaat. Bedenk zelf de risico’s die daarmee gepaard gaan…

Welke technische verklaring kan je dus (aan de hand van dit hoofdstuk) geven aan onderstaand filmpje?