moaminsharifi/fa-wiki-spell-checker huggingface dataset:
یکی از اولین پردازنده‌هایی که چنین شمارنده‌هایی را به همراه دستورالعمل codice_1 برای دسترسی به آن پیاده‌سازی کرد، Intel Pentium بود، اما تا پیش از آن که Terje Mathisen مقاله‌ای درباره‌ی مهندسی معکوس آنها در مجله "بایت" در ژوئیه 1994 چاپ کرد، ثبت نشده بودند.
جدول ذیل نمونه هایی از پردازشگرهای مرکزی و تعداد شمارنده های سخت افزاری موجود ‌آن ها را نشان می دهد:
در مقایسه با رُخ‌نمانگاری نرم‌افزاری، شمارنده‌های سخت‌افزاری دسترسی به طیف وسیعی از اطلاعات عملکردی مربوط به واحدهای عملیاتی پردازشگر، حافظه‌های پنهان و حافظه اصلی و غیره را با سربار کم فراهم می‌کنند. مزیت دیگر استفاده از آنها این است که به طور کلی نیازی به تغییر کد منبع نیست. با این حال، انواع شمارنده های سخت افزاری و اهداف آنها از معماری به معماری دیگر متفاوت است که دلیل آن تنوع در سازمان های سخت افزاری می‌باشد.
ممکن است مشکلاتی در ارتباط دادن سنجه‌های عملکرد سطح پایین به کد منبع وجود داشته باشد. تعداد محدود ثبات‌ها برای ذخیره شمارنده ها اغلب کاربران را وا می‌دارد تا برای جمع آوری همه‌ی سنجه‌های عملکرد مورد ‌نظر، اندازه گیری‌های متعددی انجام دهند.
پردازنده‌های فوق‌اسکالر امروزی، چندین دستورالعمل خارج از ترتیب را به صورت هم‌زمان برنامه‌ریزی و اجرا می‌کنند. این دستورالعمل‌های «در حین پرواز» می‌توانند در هر زمانی کنار گذاشته شوند، که [این زمان] به دسترسی به حافظه، تعداد برد در حافظه پنهان، وقفه در خط لوله و بسیاری از عوامل دیگر وابسته است. این می تواند باعث شود که شمارنده‌های عملکردی به دستورالعمل های اشتباه نسبت داده شوند و تحلیل دقیق عملکرد را دشوار یا غیرممکن کند.
AMD روش هایی را برای تقلیل برخی از این معایب معرفی کرد. برای مثال، پردازنده‌های اپترون در سال 2007 تکنیکی را به نام نمونه گیری مبتنی بر دستورالعمل(یا IBS) پیاده‌سازی کردند. پیاده‌سازی IBS توسط AMD، شمارنده‌های سخت‌افزاری را برای هر دو نمونه‌برداری واکشی (در جلوی خط لوله‌ی فوق‌اسکالر) و نمونه‌برداری عملیاتی (در پشت خط لوله) مجهز می‌کند. این منجر به داده های عملکرد مجزا می شود که دستورالعمل های بازنشسته را با دستورالعمل AMD64 "والد" مرتبط می کند.
آب‌نبات‌چوبی مرغ () یک پیش‌غذا محبوب مرغ سوخاری هندی است. آب‌نبات‌چوبی مرغ، اساساً یک "بال" مرغ فرانسوی است، که در آن گوشت از انتهای استخوان جدا شده و به سمت پایین فشار داده می‌شود و ظاهر آب نبات چوبی ایجاد می‌کند.
دستور غذاها در افراد مختلف متفاوت است.“Chicken Lollipop Recipe.” "Swasthi's Recipes", 11 Dec. 2021. Retrieved 18 February 2022 با این حال، بسیاری با استفاده از بخش میانی بال یا ران مرغ شروع می‌کنند. قسمت میانی یکی از دو استخوان را جدا می‌کند و گوشت روی قسمت‌ها به یک انتهای استخوان رانده می‌شود. سپس آنها را در یک خمیرابه قرمز تند که مواد اصلی آن شامل پودر چیلی و زردچوبه است می‌پوشانند. سپس مرغ روکش شده به مدت چند ساعت خوابانده می‌شود. مرغ مزه‌دار شده معمولاً در روغن سرخ می‌شود، اما یکی دیگر از گزینه‌های شناخته شده شامل تنوری کردن است. استخوانی بیرون زده‌است را گاهی در ورق آلومینیومی می‌پیچند.
پردازشگر مجموعه فرمانهای مخصوص برنامه (به انگلیسی: ASIP) ، بخشی است که برای طراحی سامانه روی تراشه استفاده میشود. معماری مجموعه فرمان‌های این نوع پردازشگر، برای منافع یک برنامه‌ی خاص، تخصیص داده شده است. این خصوصی سازی هسته‌ی برنامه، باعث تعادل بین انعطاف‌پذیری هدف واحد پردازش مرکزی(CPU) و عملکرد یک مدار مجتمع با کاربرد خاص میشود.
برخی از ASIPها (پردازشگر مجموعه فرمانهای مخصوص برنامه)، دارای مجموعه فرمانهایی تنظیم‌پذیر هستند. به طور معمول، این هسته‌ها به دو قسمت تقسیم میشوند: منطق ایستا، که بیان کننده‌ی حداقل معماری مجموعه فرمانهاست؛ و منطق تنظیم‌پذیر، که میتواند برای تنظیم فرمانهایی که جدید هستند استفاده شود. منطق تنظیم‌پذیر، میتواند در میدان به طریق مشابه با مدار مجتمع دیجیتال برنامه‌پذیر(FPGA) یا در هنگام ترکیب تراشه، برنامه‌ریزی شود. این پردازشگرها، از دو طریق، میتوانند کد را تولید کنند: از طریق سازنده‌ی کد هدف‌پذیر مجدد یا از طریق سازنده همگردان هدف‌پذیر مجدد. سازنده‌ی کد هدف‌پذیر مجدد با استفاده از برنامه، معماری مجموعه فرمانها، و قالب معماری برای برنامه مورد نظر، یک سازنده کد، میسازد. سازنده همگردان هدف‌پذیر مجدد، فقط از ‌معماری مجموعه فرمانها، و قالب معماری به عنوان پایه ای برای ساختن همگردان، استفاده میکند. سپس همگردان، با استفاده از کد برنامه، آن برنامه‌ی مورد نظر را تولید میکند.
ASIPها همچنین میتوانند به عنوان جایگزینی برای تسریع‌کننده سخت‌افزار، باند پایه پردازش سیگنال و یا برنامه نویسی ویدیو‌ها استفاده شوند. تسریع‌کننده سخت‌افزارهایی که به طور مرسوم برای این برنامه‌ها استفاده میشود، انعطاف‌پذیری کمی دارند. استفاده مجدد از مسیر داده‌ی سخت‌افزار با ماشین حالت متناهی دست‌نویس، بسیار دشوار است. همگردان‌های هدف‌پذیر مجددِ ASIPها، در به‌روزرسانی برنامه و استفاده مجدد از مسیرداده، به طراح کمک میکند. معمولا، طراحی ASIP، کم و بیش به ابزار‌های در دسترس بستگی دارد؛ زیرا طراحی یک پردازشگر از اول، میتواند بسیار پیچیده باشد. یک روش، تعریف کردن پردازشگر با استفاده از زبان سطح بالا و سپس تولید خودکار جعبه ابزار نرم افزاری ASIP است. ابزارهایی تجاری، برای طراحی ASIPها از زبان سطح بالا، وجود دارد؛ برای مثال طراح ASIP از سیناپسس یا استودیو از کداسیپ. ابزار متن‌باز، محیط طراحی مشترک مبتنی بر معماری حمل و نقل، نیز وجود دارد.
معماری مجموعه فرمانهای ریسک-پنچ (ISA)، حداقل مجموعه فرمانهای پایه‌ را فراهم میکند که میتواند با فرمانهای مخصوص برنامه‌ی اضافی، گسترده شود. مجموعه فرمانهای پایه، جریان کنترل ساده‌سازی‌شده، حافظه و عملیات محاسباتی روی ثبات‌ها را فراهم میکند. طراحی چندبخشی آن اجازه میدهد فرمانهای پایه، برای عملیات مخصوص برنامه‌ی استاندارد، مانند ضرب/تقسیم اعداد صحیح، عدد اعشاری با دقت یک‌دهم، یا دستکاری بیت، گسترش یابد. برای افزونه‌های فرمان غیراستاندارد، فضای رمزگذاری ISA به سه بخش تقسیم بندی میشود: استاندارد، رزرو شده، و سفارشی. فضای رمزگذاری سفارشی، برای افزونه‌های مخصوص‌ عرضه‌کننده، استفاده میشود.
Dake Liu (2008). "Embedded DSP Processor Design: Application Specific Instruction Set Processors". MA: Elsevier Mogan Kaufmann. ISBN .
Olive Schliebusch; Heinrich Meyr; Rainer Leupers ( 2007). "OptizedAIP Synthesis from Architecture"
"Description Language Models." Dordrecht: Springer. ISBN 978-1-4020-5685-7
Paolo Ienne, Rainer Leupers (eds.) (2006). "Customizable Embedded Processors". San Mateo, CA: Morgan Kaufmann.
Matthias Gries, Kurt Keutzer (eds.) (2005). "Building ASIPs: The Mescal Methodology". New York: Springer.
در الکترونیک ، منطق گذرگاه ترانزیستور (PTL) ، چندین خانواده منطقی مورد استفاده در طراحی مدارهای مجتمع را شرح می دهد. این گذرگاه موجب حذف ترانزیستورهای اضافی شده و تعداد ترانزیستورهای مورد استفاده برای ساخت گیت های منطقی مختلف را کاهش می دهد. ترانزیستورها به‌جای اینکه به‌عنوان کلید مستقیماً به ولتاژهای تغذیه متصل شوند ،به‌عنوان سوئیچ برای گذر سطوح منطقی بین گره‌های مدار استفاده می‌شوند .این موضوع باعث کمتر شدن تعداد دستگاه های فعال می شود، اما این مشکل را به وجود می آورد که اختلاف ولتاژ بین سطوح منطقی بالا و پایین در هر مرحله کم و کمتر می شود. هر ترانزیستور در سری ها ، خروجی شان نسبت به ورودی آنها اشباع کمتری دارد. اگر چندین دستگاه به صورت سری در یک مسیر منطقی زنجیر وار به هم متصل شوند، ممکن است برای بازگرداندن ولتاژ سیگنال به طور کامل، نیاز به یک گیت معمولی باشد. در حالی که، سیماس (cmos) منطقی معمولی ، ترانزیستورها را سوئیچ می‌کند تا خروجی به یکی از ریل‌های منبع تغذیه (شبیه یک کلکتور باز ) اتصال یابد، بنابراین سطوح ولتاژ منطقی در زنجیره‌های متوالی کاهش نمی‌یابد. شبیه سازی مدارها ممکن است برای اطمینان از عملکرد مناسب مورد نیاز باشد.
منطق گذرگاه ترانزیستور اغلب از ترانزیستورهای کمتری استفاده می کند، بنابراین سریعتر اجرا شده و به توان کمتری نسبت به عملکرد مشابهی که با ترانزیستورهای مشابه در منطق که به طور کامل مکمل ترانزیستور سیماس پیاده سازی می شوند، نیازمند است.
XOR اگر از گیت های ساده پیاده سازی شود ،بدترین جدول کارنو را دارد ،پس بیشتر از هر عملکرد دیگری به ترانزیستور نیازمند است. طراحان زد 80 و بسیاری از تراشه‌های دیگر با پیاده‌سازی XOR با استفاده از منطق گذرگاه ترانزیستور به جای گیت‌های ساده، چندین ترانزیستور را نجات دادند.
گذرگاه ترانزیستور به وسیله یک سیگنال ساعت دوره ای پشتیبانی می شود و به عنوان یک سوئیچ دسترسی برای شارژ یا کاهش شارژ انگلی عمل می کند و وابسته به سیگنال ورودی V است. پس دو عملیات مناسب وجود دارد، زمانی که سیگنال ساعت فعال باشد (CK = 1) یعنی انتقال منطقی "1" (شارژ کردن ظرفیت به سطح منطقی بالا) و انتقال منطقی "0" (کاهش شارژ ظرفیت C به سطح منطقی پایین). در هر حال، خروجی معکوس کننده nMOS وابسته به تخلیه بار ولتاژ V"x،" یک سطح منطقی پایین یا یک سطح منطقی بالا را در نظر می گیرد.
برخی از نویسندگان از اصطلاح "منطق گذرگاه ترانزیستور کامل" برای نمایش دادن سبکی از پیاده سازی گیت های منطقی استفاده می کنند که از گیت های انتقال متشکل از گذرگاه ترانزیستورهای انماس و پی ماس استفاده می کنند.
سایر نویسندگان از عبارت "منطق گذرگاه ترانزیستور کامل" (CPL) برای نمایش سبکی از پیاده سازی گیت های منطقی استفاده می کنند که در آن هر گیت فقط از یک شبکه گذرگاه ترانزیستور انماس و به دنبال آن از یک معکوس کننده خروجی سیماس تشکیل شده است.
سایر نویسندگان از عبارت "منطق گذرگاه ترانزیستور کامل" (CPL) برای نمایش سبک اجرای گیت های منطقی با استفاده از رمزگذاری دو ریلی استفاده می کنند. هر گیت CPL دارای دو سیم خروجی است، هم سیگنال مثبت و هم سیگنال مکمل، که نیاز به معکوس کننده را از بین می برد.
"منطق گذرگاه ترانزیستور کامل" یا "منطق عبور ترانزیستور دیفرانسیل" به یک خانواده منطقی اشاره دارد که برای مزیت خاصی طراحی شده است. ابه طور معمول از این خانواده منطقی برای مالتی پلکسرها و لچ ها استفاده می شود.
CPL از ترانزیستورهای سری برای انتخاب بین مقادیر خروجی معکوس احتمالی منطق استفاده می کند که خروجی آن یک دروازه وارونگر(معکوس کننده) را به فعالیت وا می آورد.
انواع استاتیک و دینامیکی منطق عبور ترانزیستور موجود است، که خواص متفاوتی از نظر سرعت، قدرت و عملکرد ولتاژ پایین دارند. با کاهش ولتاژ منبع تغذیه مدار مجتمع، معایب منطق گذرگاه ترانزیستور محسوس تر می شود. ولتاژ آستانه ترانزیستورها در مقایسه با ولتاژ تغذیه افزایش می یابد و تعداد مراحل متوالی را به بسیار محدود می کند. از آنجایی که بیشتر اوقات برای کنترل گذرگاه ترانزیستورهای به ورودی های مکمل نیاز است، مراحل منطقی بیشتری مورد نیاز است.
ASCI Red (که تحت عنوان ASCI Option Red یا TFLOPS نیز شناخته می‌شود) اولین رایانه‌ای بود که تحت ابتکار محاسبات استراتژیک شتابدهی (ASCI) ساخته شد. ابتکار ابررایانه‌ای این سازمان زیر نظر دولت ایالات متحده برای نگهداری از زرادخانه هسته‌ای ایالات متحده پس از توقف آزمایش‌های هسته‌ای در سال ۱۹۹۲ ایجاد شد.
ASCI Red توسط اینتل تولید و در اواخر سال ۱۹۹۶ در آزمایشگاه ملی سندیا نصب شد. طراحی این کامپیوتر بر اساس کامپیوتر اینتل پاراگون بود. اهداف اولیه برای این پروژه، که دست یافتن به یک ماشین ترافلاپس واقعی با قابلیت راه‌اندازی همه برنامه‌های ASCI با استفاده از تمام حافظه و گره‌ها تا پایان سال ۱۹۹۶ بود، تا سپتامبر ۱۹۹۷ به واقعیت پیوست.
این کامپیوتر از سال ۱۹۹۷ تا ۲۰۰۵ توسط دولت ایالات متحده استفاده شد و تا اواخر سال ۲۰۰۰ سریعترین ابررایانه جهان بود. این رایانه اولین ماشین ASCI بود که توسط دپارتمان انرژی خریداری شد و همچنین اولین ابررایانه‌ای بود که توانست در رده‌بندی LINPACK به امتیاز بالای ۱ ترافلاپس برسد. رده‌بندی LINPACK سرعت محاسبات یک کامپیوتر را اندازه‌گیری می‌کند. ارتقاهای بعدی بر روی ASCI Red این امتیاز را به بالای دو ترافلاپس رساند.
ASCI Red شهرت قابل اعتمادی بدست آورده است که به عقیده برخی کهنه‌کارها این شهرت هرگز شکست نخورده است. بیل کمپ، مدیر سندیا گفته است که ASCI Red بهترین میزان اعتبار را بین همه ابررایانه‌های ساخته شده دارد و به گفته او «نقطه عطفی در بین ابررایانه‌ها در مقوله طول عمر، قیمت، و عملکرد است.»
این ابررایانه در سال ۲۰۰۶ از رده خارج شد.
ابررایانه ASCI Red یک کامپیوتر با حافظه توزیع‌شده چند دستور چند داده برای ارسال پیام بود. این طراحی درجات بالایی از مقیاس پذیری برای ورودی و خروجی، حافظه، گره‌های محاسباتی، ظرفیت ذخیره‌سازی و ارتباطات را فراهم می‌کرد. همچنین رابط‌های موازی استاندارد نیز امکان پورت برنامه‌های موازی را به ماشین فراهم می‌کردند.
این ماشین به چهار پارتیشن تقسیم‌بندی شده بود:‌ محاسبات، سرویس، ورودی/خروجی و سیستم. برنامه‌های موازی که در پارتیشن محاسبات اجرا می‌شدند شامل گره‌هایی بودند که برای عملکرد ممیز شناور بهینه‌سازی شده بودند. گره‌های محاسباتی صرفا ویژگی‌های مورد نیاز برای محاسبات کارآمد را داشتند و برای سرویس‌های تعاملی عمومی در نظر گرفته نشده بودند.
پارتیشن سرویس میزبانی یکپارچه و مقیاس‌پذیر ارائه می‌کرد که از کاربران تعاملی (جلسات ورود به سیستم)، توسعه برنامه و مدیریت سیستم پشتیبانی می‌کرد.
پارتیشن ورودی/خروجی از دیسک ورودی/خروجی، یک سیستم فایل موازی مقیاس‌پذیر و خدمات شبکه پشتیبانی می‌کرد.
پارتیشن سیستم نیز از بوت شدن اولیه و قابلیت‌های اعتبار، در دسترس بودن و قابلیت‌های سرویس‌دهی (RAS) پشتیبانی می‌کرد.
همه پارتیشن‌های ASCI Red به یکدیگر متصل هستند تا یک ابررایانه را تشکیل دهند، اما در عین حال هیچ‌یک از گره‌ها از حافظه مشترک جهانی پشتیبانی نمی‌کنند. هر یک از این گره‌ها در حافظه خود کار می‌‌کنند و هر کدام داده‌ها را از طریق «گذر صریح پیام» با یکدیگر به اشتراک می‌گذارند.
خود رایانه فضایی به اندازه تقریبا ۱۶۰۰ فوت مربع(۱۵۰ متر مربع) را اشغال می‌کرد و از ۱۰۴ «کابینت» ساخته شده بود که از این کابینت‌ها، ۷۶ تا رایانه(پردازنده)، ۸ سوییچ و ۲۰ عدد دیسک بودند. این رایانه مجموعه ۱۲۱۲ گیگابایت رم و ۹۲۹۸ پردازنده مجزا داشت. ماشین اصلی از پردازنده‌های پنتیوم پرو که هر کدام به اندازه ۲۰۰ مگاهرتز کلاک داشتند استفاده می‌کرد. این پردازنده‌ها بعد ها به پردازنده‌های پنتیوم II زئون با بسته‌بندی ویژه ارتقا پیدا کردند که هر کدام به اندازه ۳۳۳ مگاهرتز کلاک داشتند. به طور کلی این سیستم ۸۶۰ کیلووات نیرو بدون احتساب تهویه نیاز داشت.
چیزی که ASCI Red را از سایر پیشینیان خود در ابرمحاسبات جدا می‌کند پهنای باند ورودی/خروجی آن است. ابررایانه‌های قبلی عملکرد چند گیگافلاپس را داشتند، با این حال سرعت پایین ورودی/خروجی آنها سرعت سیستم‌ها را کاهش یا آنها را در تنگنا قرار می‌داد. سیستم فایل موازی PFS ترافلاپس اینتل بسیار بهینه بود به طوری که می‌توانست سرعت انتقال را تا ۱ گیگابایت بر ثانیه افزایش دهد که سبب از بین رفتن تنگنا می‌شد.
در دسامبر ۱۹۹۶، سرعت سه چهارم از رایانه‌های ASCI Red با معیار MP LINPACK اندازه‌گیری و با رکورد جهانی ۱/۰۶ ترافلاپس، رکورد سریع‌ترین ابررایانه جهان را برای چندین سال متوالی در اختیار داشت و پس از ارتقای پردازنده و حافظه در سال ۱۹۹۹، این رکورد به حداکثر ۲/۳۸ ترافلاپس رسید.
این سیستم در ابتدای ساخت و زمانی که برای اولین بار به رکورد بالای یک ترافلاپس رسید از پردازنده‌های پنتیوم پرو استفاده می‌کرد. در این پیکربندی، وقتی که رایانه کامل ساخته شده بود عملکرد ۱/۶ ترافلاپس را ثبت کرد. این عملکرد در سال ۱۹۹۹ که ارتقا به پردازنده‌های پنتیوم II زئون با بسته‌بندی ویژه انجام شد به ۳/۱ ترافلاپس رسید.
پارتیشن‌های مختلف ASCI Red بر روی سیستم‌عامل‌های مختلف اجرا می‌شوند. به عنوان مثال، کاربران رایانه در محیطی به نام «ترافلاپس او‌اس» کار می‌کنند، سیستم عاملی‌(که زمانی پاراگون او‌اس نامیده می‌شد) که در ابتدا برای ابررایانه اینتل پاراگون اکس‌پی/اس ساخته شده بود. پارتیشن محاسبات ASCI Red بر روی سیستم‌عاملی به نام کوگر اجرا می‌شود. کوگر حاصل یک همکاری بین آزمایشگاه‌های سندیا و دانشگاه نیو مکزیو است که سیستم‌عامل سبک‌وزنی است که بر اساس PUMA و SUNMOS، دو سیستم عامل که آنها نیز برای ابررایانه پاراگون طراحی شده بودند، ساخته شده است.
این سیستم شامل یک هسته سبک وزن، رشته کنترل فرآیند و سایر کتابخانه‌ها و ابزارهاست. هسته لینوکس ۲.۴ به سیستم منتقل شده است و یک درایور CNIC سفارشی نیز برای آن نوشته شده، گرچه سیستم‌عامل سنگین وزن در بسیاری از بنچمارک‌ها به خوبی هسته سبک‌وزن کوگر عمل نکرد.
کیندر بوینو () ("Kinder" به زبان آلمانی به معنای «کودکان» است، "bueno" به معنای «خوب» در اسپانیایی است) یک شکلات تخته‌ای و شیرینی ویفری است که توسط کارخانه شیرینی‌سازی ایتالیایی فریرو ساخته شده‌است. کیندر بوینو که بخشی از خط برند شکلات کیندر است، ویفری پرشده از خامه فندقی پوشیده شده از شکلات شیری و شکلات تلخ است.
کیندر بوینو در سال ۱۹۹۰ راه اندازی شد و در ۶۰ کشور در دسترس است.Thompson, Alyse (2019-11-22). "Kinder brand seeing success in U.S. confectionery market". "www.candyindustry.com". Retrieved 2022-04-10. در بسته‌های دو، سه، شش و جعبه‌های دوازده تایی فروخته می‌شود.
کیندر بوینو در کارخانه‌های فرانسه و ورشو لهستان ساخته می‌شود. از سال ۲۰۲۲، یک مرکز تولید جدید برای بازار آمریکای شمالی در بلومینگتون، ایلینوی در حال ساخت است.
واحد پردازش تصویر یک رده‌ی نوظهور ریزپردازنده‌ست. واحد پردازش تصویر یک نوع شتاب‌دهنده‌ی هوش مصنوعی بخصوص است که برای سرعت بخشیدن به وظایف بینایی ماشین طراحی شده.
برای اجرای الگوریتم‌های بینایی ماشین مانند CNN (شبکه‌های عصبی پیچشی)، SIFT ( تبدیل ویژگی مقیاس نابسته) و موارد مشابه واحدهای پردازش بینایی از واحدهای پردازش ویدیو (که برای رمزگذاری و رمزگشایی ویدیو اختصاص یافته اند) بسیار مناسب‌ترند.
واحدهای پردازش بینایی ممکن است از ربطال‌ها برای گرفتن داده از دوربین‌ها‌(با دور زدن بافرهای خاموش تراشه) استفاده کنند، و تاکید بیشتری بر جریان داده‌ی‌ روی تراشه‌ای بین تعداد زیادی از واحدهای اجرایی موازی با حافظه دفتر یادداشت دارند، مانند یک DSP چند هسته‌ای. اما، مانند واحدهای پردازش ویدئو، ممکن است بر روی محاسبات دقت پایین نقطه ثابت برای پردازش تصویر تمرکز داشته باشند.
واحدهای پردازش بینایی از GPU‌ها متمایز هستند. GPU‌ها حاوی سخت افزار تخصیص یافته برای شطرنجی سازی و نگاشت بافت (برای گرافیک های سه بعدی) هستند و معماری حافظه آنها برای دستکاری تصاویر بیت مپ در حافظه خارج از تراشه (خواندن بافت ها، و تغییر فریم‌بافرها با الگوهای دسترسی تصادفی) بهینه شده است. واحد‌های پردازش تصویر برای اندازه‌ی میزان عملکرد به توان مصرفی بهینه شده‌اند، در حالی که GPU‌ها عمدتاً بر عملکرد مطلق تمرکز دارند.
بازار هدف این واحد پردازنده رباتیک، اینترنت اشیا، رده‌های جدید دوربین‌های دیجیتال برای واقعیت مجازی و واقعیت افزوده، دوربین‌های هوشمند، و ادغام شتاب بینایی ماشین در گوشی‌های هوشمند و سایر دستگاه‌های تلفن همراه هستند.
از برخی از پردازنده ها به عنوان واحد پردازش تصویر یاد نمی‌شود، اما به همان اندازه برای وظایف بینایی ماشین مناسب هستند. این‌ها می‌توانند دسته گسترده‌تری از "شتاب دهنده های هوش مصنوعی" را تشکیل دهند (که واحد پردازش تصویر نیز ممکن است به آن تعلق داشته باشد)، اما از سال 2016 هیچ اتفاق نظری در مورد نام وجود ندارد:
کیندر هپی هیپو () یک بیسکویت/ آبنبات است که توسط شرکت ایتالیایی شکلات و شیرینی سازی کیندر متعلق به فریرو تولید می‌شود.
این آبنبات از یک بیسکویت ویفری به شکل اسب آبی تشکیل شده‌است. داخل بیسکویت توخالی ترد، دو طعم یخ‌چینه وجود دارد: طعم شیر و خامه فندقی با طعم اصلی و طعم خامه شیر و خامه شکلاتی با طعم کاکائو (شبیه کیندر بوینو).
کیندر هپی هیپو را می‌توان در بخش‌هایی از ایالات متحده (عمدتا در شمال شرقی)، کانادا، اسلواکی، هنگ کنگ، ژاپن، ایتالیا، اسرائیل، بریتانیا، آلمان، ایرلند، پرتغال، اسپانیا، سوئیس، بلغارستان، یونان، اسلوونی، کرواسی، جمهوری چک، لهستان، پورتوریکو، مجارستان، امارات متحده عربی، بحرین، رومانی، قبرس، آفریقای جنوبی، مراکش، قطر، تونس، الجزایر، شیلی، مالت، نیوزیلند، دانمارک، نروژ، برزیل، لتونی و اخیراً فرانسه خریداری کرد.
کاظم عظیم‌اف (؛ زادهٔ ۱۰ فوریه ۱۹۵۱) دانشمند، دکترای فلسفه و جامعه‌شناس اهل جمهوری آذربایجان است.
این مقاله ترجمه شده می باشد.
NonStop مجموعه ای از رایانه های سرور است که در سال 1976 توسط شرکت Tandem Computers با شروع خط تولید NonStop به بازار عرضه شد که به دنبال آن Hewlett-Packard خط تولید یکپارچه NonStop را توسعه داد. از زمانی که در سال 2015 شرکت Hewlett-Packard تقسیم شد خط تولید NonStop توسط عرضه می شود . از آنجایی که سیستم‌های NonStop مبتنی بر یک پشته سخت‌افزار/نرم‌افزار یکپارچه هستند، Hewlett Packard Enterprise همچنین سیستم عامل NonStop OS را برای آنها توسعه داد.
سیستم های NonStop تا حدی خود ترمیم هستند. برای پوشاندن نقاط ضعف ، آنها تقریباً به تمامی اجزای اضافی مجهز شده اند. هنگامی که یک جزء اصلی از کار می افتد، سیستم به طور خودکار به نسخه پشتیبان باز می گردد.
این سیستم‌ها اغلب توسط بانک ها،بورس ها ، برنامه‌های پرداخت، شرکت‌های خرده‌فروشی، خدمات انرژی و آب و برق، سازمان‌های مراقبت‌های بهداشتی، تولیدکنندگان، ارائه‌دهندگان مخابراتی، حمل‌ونقل و سایر شرکت‌هایی که به زمان زیادی نیاز دارند، استفاده می‌شوند.
در اصل این خط تولید که در سال 1976 توسط شرکت Tandem Computers معرفی شد.،سپس خط تولید توسطCompaq (از 1997), شرکت Hewlett-Packard (از سال 2003) و در نهایت Hewlett Packard Enterprise (از سال 2015) تصاحب شد. در سال 2005، خط تولید تمامی سرورهای هیولت پاکارد (HP) "NonStop i" (یا TNS/E) مبتنی بر ریزپردازنده‌های اینتل معرفی شد. در سال 2014، اولین سیستم های "NonStop X" (یا TNS/X) که بر روی تراشه اینتل کار می کردند معرفی شدند. فروش سیستم های مبتنی بر Itanium در جولای 2020 به پایان رسید.
برنامه های NonStop اولیه باید به طور خاص برای تاب آوری خطا کدگذاری می شدند. این الزام در سال 1983 با معرفی تسهیلات نظارت بر تراکنش (TMF)، همراه با نرم افزار مدیریت تراکنش و برنامه های کاربردی SCOBOL (یا نرم افزار مدیریت تراکنش NonStop Tuxedo) که جنبه های مختلف از تحمل خطا را در سطح سیستم مدیریت می کند، حذف شد.
سیستم عامل Non Stop یک سیستم عامل مبتنی بر پیام است که برای تحمل خطا طراحی شده است. این سیستم عامل با جفت های پردازش کار می کند و تضمین می کند که پردازش های پشتیبان بر روی CPU های اضافی در صورت خرابی فرآیند یا CPU کنترل می‌شوند. یکپارچگی داده ها در طول آن فرآیند هایی کنترل حفظ می شود. هیچ تراکنش یا داده ای از بین نمی رود یا خراب نمی شود.
این سیستم عامل به طور کلی دارای نام تجاری NonStop OS است و شامل لایه ی محافظی است که یک جزء سطح پایین سیستم عامل است و به اصطلاح شخصیت OSS نامیده می شود که در بالای این لایه اجرا می شود و رابطی شبیه به یونیکس را برای استفاده ی سایر اجزای سیستم عامل پیاده سازی می کند.
این سیستم عامل و اپلیکیشن هر دو برای پشتیبانی از سخت افزار تحمل خطا طراحی شده اند. این سیستم عامل به طور مستمر بر وضعیت همه اجزا نظارت می کند و در صورت لزوم برای حفظ عملیات، کنترل را تغییر می دهد. همچنین ویژگی‌هایی در نرم‌افزار طراحی شده است که به برنامه‌ها اجازه می‌دهد به‌عنوان برنامه‌های همواره در دسترس نوشته شوند. این امر با استفاده از یک جفت فرآیند انجام می شود که در آن یک فرآیند تمام پردازش های اولیه را انجام می دهد و دیگری به عنوان یک پشتیبان عمل می کند و هر زمان که پردازش اولیه به نقطه بحرانی در پردازش می رسد بروز رسانی داده ها را دریافت می کند. در صورت توقف اولیه، پشتیبان‌گیری وارد عمل می‌شود تا با استفاده از تراکنش فعلی، اجرا را از سر بگیرد.
این سیستم ها از سیستم های مدیریت پایگاه داده رابطه ای مانند و پایگاه های داده سلسله مراتبی مانند پشتیبانی می کنند.
رایانه‌های HPE Integrity NonStop خطی از رایانه‌های سرور مبتنی بر پیام و تحمل‌پذیر خطا هستند که بر اساس پلت‌فرم پردازنده Intel Xeon , و برای پردازش تراکنش‌ها بهینه شده‌اند. میانگین سطوح در دسترس بودن 99.999 درصد مشاهده شده است. سیستم های NonStop دارای معماری پردازش شدیدا موازی (MPP) هستند و مقیاس پذیری خطی را ارائه می دهند. هر CPU نسخه مخصوص به خود را از سیستم عامل اجرا می کند و سیستم ها را می توان تا بیش از 4000 CPU گسترش داد. این یک معماری بدون اشتراک است - یک آرایش "بی اشتراک" که به عنوان چند پردازشی با همراهی آزادانه نیز شناخته می شود، و با اضافه شدن پردازنده های بیشتر هیچ "کاهش بازدهی ای" رخ نمی دهد ( قانون Amdahl را ببینید).
با توجه به پشته سخت‌افزار/نرم‌افزار یکپارچه و یک تصویر سیستم واحد حتی برای بزرگترین پیکربندی‌ها، نیازهای مدیریت سیستم برای سیستم‌های NonStop نسبتاً کم است. در بیشتر استقرارها فقط یک سرور تولیدی وجود دارد، نه یک مزرعه سرور پیچیده.
اکثر مشتریان همچنین یک سرور پشتیبان به صورت ریموت برای بازیابی از حادثه دارند. محصولات استانداردی برای همگام نگه داشتن داده های تولید و سرور پشتیبان وجود دارد، به عنوان مثال، Remote Database Facility HPE (RDF)، ، از این رو در شرایط فاجعه‌ای که سرور تولیدی غیرفعال یا از بین می‌رود، کنترل سریع و کم یا بدون از دست دادن داده وجود دارد.
HP همچنین یک خط سرور انبار داده , هوش تجاری و HP Neoview را بر اساس خط NonStop توسعه داد. که به عنوان یک سرور پایگاه داده عمل می کرد و سیستم عامل NonStop و NonStop SQL را ارائه می کرد، اما فاقد عملکرد پردازش تراکنش های سیستم های NonStop اصلی بود. این خط از 24 ژانویه 2011 کنار گذاشته شد و دیگر به بازار عرضه نشد. Morgan, Timothy Prickett, The Register "HP euthanizes Neoview data warehouse iron: Itanium death", "The Register", Hardware, 24 January 2011
کیندر جوی () (که قبلاً در ایتالیا و بحرین با نام کیندر مرندرو () شناخته می‌شد) آبنباتی است که توسط شرکت قنادی ایتالیایی فریرو به عنوان بخشی از محصولات برند کیندر ساخته می‌شود. این محصول دارای بسته‌بندی تخم‌مرغی شکل است که به دو قسمت تقسیم می‌شود. نیمی از آن حاوی لایه‌هایی از کاکائو و خامه شیر است و نیمی دیگر حاوی یک اسباب‌بازی و یک قاشق در بالای لفاف است. کیندر جوی برای اولین بار در سال ۲۰۰۱ در ایتالیا راه اندازی شد وتا سال ۲۰۱۸ در ۱۷۰ کشور دینا فروخته شده‌است.
کیندر جوی یک برند در خط تولید شکلات کیندر است که توسط فریرو به فروش می‌رسد. دارای یک بسته پلاستیکی تخم‌مرغی شکل با زبانه برای باز کردن آن به دو نیمه می‌باشد. یک‌نیمه مهر و موم شده حاوی لایه‌هایی از کاکائو و خامه‌های طعم‌دار شیر است که روی آن دو کره ویفر کاکائویی قرار داده شده‌است تا با یک قاشق میل شود. نیمه دیگر شامل یک اسباب بازی است. تا سال ۲۰۱۵، کیندر جوی در لهستان، هند، آفریقای جنوبی، اکوادور، کامرون، و چین تولید شده‌است. مواد اصلی آن شامل شکر، روغن گیاهی (نخل و آفتابگردان)، شیر و گندم است.
یک پردازنده‌ی رسانه، که معمولا به عنوان پردازنده‌ی عکس / فیلم استفاده می‌شود، یک سامانه‌ی روی یک تراشه بر اساس ریزپردازنده‌‌ها است که برای ارتباط با جریان داده‌ی دیجیتال در زمان واقعی (به عنوان مثال بازیابی تصویر) طراحی شده است. این دستگاهها همچنین میتوانند به عنوان کلاسی از پردازشگر سیگنال دیجیتال (DSP) در نظر گرفته شوند.
علیرغم واحد پردازش گرافیکی (GPU)، که برای صفحه نمایش کامپیوتر استفاده میشوند، هدف پردازشگرهای رسانه تلویزین‌های دیجیتال و گیرنده‌های دیجیتال تلویزیون است.
کلاس‌های پخش رسانه‌ی دیجیتال شامل موارد زیر می‌باشد:
- ویدیوی فشرده نشده.
- فیلم دیجیتال فشرده شده؛ به عنوان مثال: MPEG-1, MPEG-2, MPEG-4
- محتوای صوتی دیجیتال؛ به عنوان مثال: مدولاسیون کد پالس, AAC
چنین سامانه‌های روی تراشه‌ای (SOC) از موارد زیر تشکیل شده‌اند:
- یک ریزپردازنده که برای ارتباط با انواع داده‌های مدیا و رسانه بهینه شده باشد.
- یک رابط حافظه‌ای
- رابط پخش کردن رسانه
- واحدهای کاربردی تخصصی برای کمک به ارتباط با رسانه‌ی دیجیتال مختلف کدک.
ریزپردازنده ممکن است چنین بهینه‌سازی‌هایی داشته باشد:
- پردازنده‌ی برداری یا واحدهای کاربردی یک دستور و چند داده (SIMD) برای ارتباط بهینه و بی‌نقص با انواع داده‌های مدیا و رسانه
- قابلیت‌های شبیه به پردازشگرهای سیگنال دیجیتال
پیش از پردازشگرهای رسانه، این رسانه‌های پخش انواع داده‌ها با استفاده از مدارهای مجتمع با کاربرد خاص پردازش میشدند؛ که نمیتوانستند در این رشته به‌روزرسانی شوند. زمانی که استانداردها تغییر کردند؛ این یکی از بدی‌های بزرگ رسانه بود. باتوجه به اینکه پردازشگرهای رسانه توسط دستگاههای نرم‌افزاری برنامه‌نویسی شده‌اند؛ پردازش انجام شده روی آنها میتواند با نرم‌افزارهایی که تازه پخش می‌شوند به‌روزرسانی شود. برای گیرنده‌های دیجیتال تلویزیون، این قابلیت حتی میتواند باعث ارتقاء در رشته با استفاده از دانلود کردن نرم‌افزارهای جدید از طریق کابل یا شبکه‌های ماهواره‌ای شود.
کمپانی‌های پیشگام در ایده‌ی پردازشگر‌های رسانه‌ای - که اصطلاح بازاریابی رسانه‌ی پردازشگر را ایجاد کردند- شامل موارد زیر می‌باشند:
- کمپانی پردازشگر رسانه‌ی MediaUnity - این کمپانی در ۱۹۹۶ پیش از معرفی شدن لغو شد.
- کمپانی آی‌بی‌ام - در سال ۱۹۹۵ در انجمن ریز‌پردازنده توصیف شد؛ برای ارسال برنامه‌ریزی شده بود اما در میانه‌ی ۱۹۹۷ پیش از معرفی لغو شد.
- کمپانی نیمه هادی استوا - پردازشگرهای آنها در تلویزیون‌های هیتاچی استفاده می‌شوند و توسط PixelWorks به وجود آمده‌اند.
- کمپانی تحقیقات کروماتیک؛ محصولات آنها در کارت گرافیک‌های کامپیوترهای شخصی در میانه‌ی دهه‌ی ۱۹۹۰ استفاده میشد. این کمپانی توسط ای‌تی‌آی به وجود آمده بود.
- پردازشگر رسانه‌ای فیلیپس - محصولات این کمپانی در لوازم الکترونیکی فیلیپس، دل، سونی و ... استفاده میشوند. در سال ۲۰۰۶ این بخش از فیلیپس جدا شد و با عنوان ان‌ایکس‌پی به کار خود ادامه داد.
لوازم الکترونیکی مصرفی کمپانی‌ها با طراحی پردازنده‌های رسانه‌ای خود و ورود آنها به محصولات ویدیوییشان موفق شدند بر این بازار مسلط شوند. کمپانی‌های بزرگی از جمله فیلیپس، سامسونگ، پاناسونیک، فوجیتسو و میتسوبیشی دارای دستگاه‌های پردازشگر رسانه‌ی خانگی خودشان هستند.
امروزه نسل‌های جدیدتر چنین دستگاه‌هایی از حالات متنوع چندپردازشی - مانند واحد پردازش مرکزی یا پردازشگر سیگنال دیجیتال برای کنار آمدن با افزایش نیازهای محاسباتی جهت استفاده از سیگنالهای تلویزیون وضوح بالا استفاده میکنند.
این ایستگاه ریسک یک خط از کامپیوتر ایستگاه‌های کاری ساخته شده توسط ان ای سی در اواسط دهه ۱۹۹۰ بود که بر اساس میپس ریسک ریزپردازنده است و برای اجرای مایکروسافت ویندوز طراحی شده‌است. مجموعه ای از ماشین‌های تقریباً یکسان نیز به صورت پیکربندی بدون سر (یعنی بدون کارت گرافیک یا فریم بافر) به عنوان ریسک سرور و برای استفاده به عنوان سرورهای کارگروه ویندوز در نظر گرفته شده بودند.
ریسک ۲۰۰۰ در ماه ژوئیه ۱۹۹۴ توسط ان‌ای‌سی برای موجود شدن برنامه‌ریزی شده برای پایان تابستان آن سال به همراه انتشار ویندوز دیتونا معرفی شد.
ایستگاه‌های ریسک بر اساس یک ساختار تغییریافتهٔ جاز تحت لیسانس شرکت سیستمهای کامپیوتری میپس (که در اصل توسط مایکروسافت طراحی شده بود) هستند.
هرچند از نظر ساختاری شبیه به کامپیوترهای شخصی هم عصر خود intel 80386-based (برای مثال، یک باس پی سی آی) ایستگاه ریسک سریعتر از ایستگاه‌های بر پایه پنتیوم زمان خود بود.
اگرچه بر اساس طراحی جاز، ایستگاه‌های رسک از G364 framebuffer استفاده نکردند، در عوض از یک کارت ویدیو S3 968-based یا یک 3Dlabs GLiNT-based adapter در یک اسلات پی سی آی استفاده می‌کنند.
همه ایستگاه‌های ریسک از یک استاندارد ای بی ام-شکل برج یا برج کوچک و یک مادربرد که در استاندارد فاکتور فرم ای تی، و لوازم جانبی کامپیوتر (مانند کارت گرافیک) برای گسترش محیطی استفاده می‌کردند.
چند سیستم عامل ایستگاه‌های ریسک را پشتیبانی می‌کردند.
مانند همه رایانه‌های میپس مبتنی بر جاز (مانند میپس مگنوم), ایستگاه‌های ریسک کنسول قوس میانافزار را برای بوت شدن ویندوز در حالت اندیان کوچک اجرا می‌کردند. معماری میپس سوم قادر به اجرا کردن عملیات‌های اندیان کوچک یا بزرگ-اندی هستند.
با این حال مایکروسافت پس از نسخه ۴٫۰ پشتیبانی از معماری میپس را در ویندوز ان تی متوقف کرد. تولید ایستگاه‌های ریسک در سال ۱۹۹۶ متوقف شد.
علاوه بر ویندوز ان تی، ان ای سی یک نسخه از یونیکس سیستم پنجم را به ایستگاه ریسک انتقال داد.
اگر چه لینوکس/میپس از ایستگاه‌های ریسک پشتیبانی نمی‌کند آنها توسط نت بی اس دی به عنوان نت بی اس دی/آرک پشتیبانی می‌شوند و قبل از خاتمه یافتن درگاد در ۱۹۹۸ توسط اوپن بی اس دی پشتیبانی می‌شدند.
خط ریسک شامل:
در ماه مارس، ۱۹۹۵، پیکربندی دو پردازنده از ریسک استیشن ۲۰۰۰ در حدود ۱۴٬۰۰۰ دلار قیمت گذاری شد، و مجهز به دو پردازنده ۱۵۰ مگاهرتز میپس ر۴۴۰۰، ۶۴ مگابایت رم، یک ۱ گیگابایت هارد دیسک اسکسی، یک درایو سی دی رام ۳ برابر و یک مانیتور ۱۷ اینچی گردن نام تجاری.
باطل کردن حافظه پنهان روندی است که در یک سیستم کامپیوتری به علت آن ورودی‌های حافظه پنهان جایگزین یا حذف می‌شوند.
می توان آن را به وضوح به عنوان بخشی از یک ساز و کار انسجام کش انجام داد. در چنین حالتی، یک پردازنده یک خانه از حافظه را تغییر می دهد و سپس مقادیر کش شده آن خانه حافظه را در بقیه سیستم کامپیوتری خالی می کند.
"باطل سازی حافظه پنهان" می تواند برای ارسال محتوای جدید به مشتری استفاده شود. این روش به عنوان روش پیشنهادی ذر برای سایر روش های نمایش محتوای جدید به مشتریان مربوط عمل می کند. "باطل" کردن با تغییر داده های برنامه انجام می شود، که به نوبه خود اطلاعات دریافت شده توسط مشتری را به عنوان قدیمی نشان می دهد. پس از باطل شدن حافظه پنهان، در صورتی که مشتری حافظه نهان را درخواست کند ، نسخه جدید به مشتری اراعه می شود.
سه روش مخصوص برای باطل کردن یک کش وجود دارد، اما همه پراکسی های کش از این سه روش پشتیبانی نمی کنند.
محتوای درخواستی را از برنامه استخراج می کند، حتی اگر محتوای ذخیره شده در حافظه پنهان وجود داشته باشد. محتوایی که قبلاً در حافظه پنهان ذخیره شده بود با نسخه جدیدی از برنامه جایگزین می شود.این روش تنها بر روی یک نوع از محتوا کش اثر میگذارد .
ارجاع به محتوای کش به یک لیست سیاه (یا لیست ممنوعیت) اضافه می شود. سپس درخواست‌های مشتری با این لیست سیاه بررسی می‌شوند و اگر درخواستی مطابقت داشته باشد، محتوای جدید از برنامه دریافت می‌شود، به مشتری بازگردانده می‌شود و به حافظه پنهان اضافه می‌شود.
این روش، بر خلاف پاکسازی، بلافاصله محتوای کش شده را از پروکسی کش حذف نمی کند. در عوض، محتوای ذخیره شده پس از درخواست مشتری آن اطلاعات خاص، به روز می شود.
چند گزینه پیشنهادی برای باطل کردن حافظه پنهان وجود دارد که همچنان محتوای به روز شده را به مشتری ارائه می دهد. یک پیشنهاد این است که محتوای کش شده را به سرعت با کاهش زمان تا زندگی (TTL) به مقدار بسیار پایین منقضی کنید. جایگزین دیگر این است که محتوای کش شده را در هر درخواست تأیید کنید. گزینه سوم این است که محتوای ناپایدار درخواست شده توسط مشتری را ذخیره نکنید. این جایگزین‌ها می‌توانند مشکلاتی را ایجاد کنند، زیرا به دلیل درخواست‌های مکرر اطلاعات، بار زیادی روی برنامه ایجاد می‌کنند.
استفاده از باطل سازی برای انتقال محتوای جدید هنگام باطل کردن اشیاء متعدد می تواند سخت باشد. باطل کردن چندین نماینده سطوحی از پیچیدگی را به برنامه اضافه می کند. باطل کردن کش باید از طریق یک پروکسی دخیره ساز صورت پذیرد. این درخواست‌ها می‌توانند بر کارایی پروکسی دخیره ساز تاثیر بگذارد و باعث شوند اطلاعات با سرعت کمتری به مشتریان منتقل شوند
منابع :‌
https://foshttpcache.readthedocs.io/en/stable/invalidation-introduction.html
تاریخ جهان کمبریج مجموعه ۷ کتاب است که توسط انتشارات دانشگاه کمبریج چاپ شده‌است. ویراستار ارشد این مجموعه، مری ویزنر هنکس است.
این مجموعه شامل هفت کتاب است و در ۹ مجلد منتشر شده‌. شماره‌های ششم و هفتم هر کدام دو جلدی‌اند.
در تاریخ سخت‌افزار رایانه ، برخی از واحدهای پردازش مرکزی رایه (RISC CPU) مجموعه دستورالعمل‌های اولیه کاهش‌یافته از راه‌حل هایی با ساختاری مشابه استفاده می‌کردند که اکنون خط لوله RISC کلاسیک نامیده می‌شود. این CPUها عبارتند از: MIPS ، SPARC ، Motorola 88000 و در national CPU DLX که برای آموزش اختراع شد .
هر یک از این طراحی های RISC اسکالر کلاسیک واکشی می کند و سعی می کند یک دستور را در هر چرخه انجام بدهد. مفهوم مشترک هر طراحی یک خط لوله دستورالعمل اجرایی پنج مرحله ای است. در طول عملیات، هر مرحله خط لوله بر اساس یک دستورالعمل در یک زمان مشخص کار می کند. هر یک از این مراحل شامل مجموعه ای از فلیپ فلاپ ها برای حفظ حالت و منطق ترکیبی است که بر روی خروجی های آن فلیپ فلاپ ها عمل می کند.
عملیات ها در حافظه هستند که خودن آن ها یک چرخه طول می کشد. این حافظه را می تو به SRAM یا یک کش عملیات در نظر گرفت. اصطلاح "تاخیر" اغلب در علوم کامپیوتر استفاده می شود و به معنای زمانی است که یک عملیات شروع می شود تا زمانی که آن عملیات کامل شود. بنابراین، عملیات واکشی دارای تأخیر یک سیکل ساعت است (در صورت استفاده از SRAM تک چرخه یا اگر دستورالعمل در حافظه ی کش بود). بنابراین، در مرحله واکشی دستورالعمل ، یک دستورالعمل 32 بیتی از حافظه دستورالعمل واکشی می شود.
شمارنده برنامه یا PC یک رجیستر است که آدرسی را که به حافظه دستورالعمل ارائه می شود نگه می دارد. آدرس در شروع یک چرخه به حافظه دستورالعمل ارائه می شود. سپس در طول چرخه، دستورالعمل از حافظه دستورالعمل خوده می شود و در هم زم، محاسبه ای برای تعیین شمارنده برنامه بعدی جام می شود.شمارنده برنامه با افزایش چهار شمارنده برنامه و با تخاب اینکه آیا آن را به عنو شمارنده برنامه در نظر بگیرید یا نتیجه محاسبه شاخه / پرش را به عنو شمارنده برنامه محاسبه کنید. توجه داشته باشید که در RISC کلاسیک، تمام دستورالعمل ها طول یکسی دارند. (این چیزی است که RISC را از CISC جدا می کند). در طرح‌های اصلی RISC، دازه یک دستورالعمل 4 بایت است، بنابراین همیشه 4 را به آدرس دستورالعمل اضافه کنید، اما از PC + 4 برای یک شاخه، پرش، یا استثنا استفاده نکنید ( به شاخه‌های تاخیری در زیر مراجعه کنید. ). (توجه داشته باشید که برخی از ماشین‌های مدرن از الگوریتم‌های پیچیده‌تری ( پیش‌بینی شاخه و پیش‌بینی هدف شاخه ) برای حدس زدن آدرس دستورالعمل بعدی استفاده می‌کنند. )
چیزی که اولین ماشین‌های RISC را از ماشین‌های قبلی CISC متفاوت می‌کند، این است که RISC میکروکد ندارد. در مورد دستورالعمل‌های میکروکدگذاری‌شده CISC، پس از واکشی از کش دستورالعمل، بیت‌های دستورالعمل به پایین خط لوله منتقل می‌شوند، جایی که منطق ترکیبی ساده در هر مرحله خط لوله سیگنال‌های کنترلی را برای مسیر داده مستقیماً از بیت‌های دستورالعمل تولید می‌کند. در آن طرح های CISC، رمزگشایی بسیار کمی در مرحله ی رمزگشایی جام می شود. پیامد این عدم رمزگشایی این است که باید از بیت‌های دستورالعمل بیشتری برای مشخص کردن آنچه دستور جام می‌دهد استفاده شود. که بیت های کمتری برای چیزهایی مند شاخص های ثبت نام باقی می گذارد.
تمام دستورالعمل های MIPS، SPARC و DLX حداکثر دارای دو ثبات ورودی هستند. در مرحله رمزگشایی، دیس های این دو رجیستر در داخل دستورالعمل مشخص می شوند و ایندکس ها به عنو آدرس به حافظه رجیستر ارائه می شوند. بنابراین دو ثبات نامگذاری شده از فایل ثبت خوده می شوند. در طرح MIPS، فایل رجیستر دارای 32 ورودی بود.
همزمان با خودن فایل ثبات، منطق مسئله دستورالعمل در این مرحله تعیین می کند که آیا خط لوله آماده اجرای دستورالعمل در این مرحله است یا خیر. در غیر این صورت، منطق مسئله باعث می شود که هم مرحله Instruction Fetch و هم مرحله Decode متوقف شود. در یک چرخه استال، فلیپ فلاپ هایی که در ورودی قرار دارند. بیت های جدید را نمی پذیرند، بنابراین هیچ محاسبه ها جدیدی در طول آن چرخه جایگزین نمی شود.
اگر دستورالعمل رمزگشایی یک شاخه یا پرش باشد، آدرس هدف شاخه یا پرش به موازات خودن فایل ثبات محاسبه می شود. شرط شعاب در چرخه ایی که در ادامه آمده است محاسبه می شود (پس از خودن فایل رجیستر)، و اگر شعاب گرفته شود یا اگر دستور یک پرش باشد، به کامپیوتر در مرحله اول به جای PC افزایش یافته، هدف شاخه تعیین می شود. محاسبه شده است. برخی از معماری‌ها از واحد منطق حسابی (ALU) در مرحله اجرا استفاده می‌کنند، به قیمت کاهش دکی تو عملیاتی دستورالعمل.
مرحله رمزگشایی با فشار سخت افزاری بسیار زیادی به پای می رسد: MIPS امک شعاب در صورت مساوی بودن دو ثبات را دارد، بنابراین یک درخت AND با عرض 32 بیت به صورت متوالی پس از خودن فایل ثبت اجرا می شود و یک مسیر حیاتی بسیار طولی را از طریق آن ایجاد می کند. مرحله (که به معنی چرخه کمتر در ثیه است). همچنین، محاسبه ها هدف شاخه به طور کلی به یک Add 16 بیتی و یک افزایش دهنده 14 بیتی نیاز دارد. حل شعاب در مرحله رمزگشایی این امک را فراهم می کند که فقط خطای پیش بینی اشتباه شاخه تک چرخه داشته باشیم. از آنجایی که شاخه ها اغلب گرفته می شدند (و در نتیجه اشتباه پیش بینی می شدند)، پایین نگه داشتن این خطا بسیار مهم بود.
مرحله اجرا جایی است که محاسبه ها واقعی رخ می دهد. به طور معمول این مرحله از یک ALU و همچنین یک جابه جا کننده ی بیت تشکیل شده است. همچنین ممکن است شامل یک ضرب کننده و تقسیم کننده چند چرخه ایی باشد.
ALU مسئول جام عملیات بولی (و، یا، نه، nand، نه، xor، xnor) و همچنین برای جام جمع و تفریق اعداد صحیح است. علاوه بر آن، ALU معمولاً بیت‌های وضعیتی را ارائه می‌کند، مند اینکه آیا نتیجه 0 بوده یا نه، یا سرریزی رخ داده است.
Bit Shifter وظیفه تقال و چرخش را بر عهده دارد.
دستورالعمل های مربوط به این ماشین های ساده RISC را می تو با توجه به عملکرد عملیات به سه کلاس تاخیر تقسیم کرد:
اگر نیاز به دسترسی به حافظه داده باشد، در این مرحله جام می شود.
در طول این مرحله، دستورالعمل‌های تاخیر تک چرخه به سادگی نتایج خود را به مرحله بعدی ارسال می‌کنند. این ارسال تضمین می‌کند که دستورالعمل‌های یک و دو چرخه همیشه نتایج خود را در هم مرحله از خط لوله می‌نویسند تا فقط یک پورت نوشتن در فایل ثبت استفاده شود و همیشه در دسترس باشد.
برای ذخیره‌سازی مستقیم داده‌های نگاشت شده و برچسب‌گذاری شده مجازی، ساده‌ترین سازم‌های ذخیره‌سازی اطلاعات متعدد ، از دو SRAM استفاده می‌شود که یکی داده‌ها را ذخیره می‌کند و دیگری برچسب‌ها را ذخیره می‌کند.
در این مرحله، هر دو دستورالعمل تک چرخه و دو چرخه، نتایج خود را در فایل ثبت می نویسند. توجه داشته باشید که دو مرحله مختلف به طور همزمان به فایل ثبات دسترسی دارند -- مرحله رمزگشایی خواندن دو رجیستر منبع است، در هم زم که مرحله نوشتن بازگشت در حال نوشتن یک ثبات مقصد دستورالعمل قبلی است. در سیلیکون واقعی، این می تود یک خطر باشد (برای اطلاعات بیشتر در مورد خطر ها به زیر مراجعه کنید). این به این دلیل است که یکی از رجیسترهای مبدا که در رمزگشایی خوده می‌شود، ممکن است با رجیستر مقصد که در نوشتن بازگشت نوشته می‌شود، یکی باشد. وقتی این اتفاق می‌افتد، سلول‌های حافظه یکس در فایل ثبات هم زم خوده و نوشته می‌شوند. در سیلیکون، بسیاری از پیاده‌سازی‌های سلول‌های حافظه هنگام خودن و نوشتن به طور همزم به درستی کار نمی‌کنند.
هنسی و پترسون اصطلاح "خطر" را برای موقعیت هایی ابداع کردند که در آن دستورالعمل ها در خط لوله پاسخ های اشتباهی را ایجاد می کنند.
خطرهای ساختاری زمی رخ می دهد که دو دستورالعمل ممکن است سعی کنند از منابع یکسی در یک زم استفاده کنند. خطوط لوله RISC کلاسیک با تکرار سخت افزار از این خطرها جلوگیری کردند. به طور خاص، دستورالعمل های شاخه ایی می توستند از ALU برای محاسبه آدرس هدف شعبه استفاده کنند. اگر از ALU در مرحله رمزگشایی برای این منظور استفاده می شد، یک دستورالعمل ALU به دنبال یک شعبه می توست شاهد تلاش هر دو دستورالعمل برای استفاده همزم از ALU باشد. حل این تضاد با طراحی یک جمع کننده هدف شاخه تخصصی در مرحله رمزگشایی ساده است.
خطرهای داده زمی رخ می دهد که یک دستورالعمل، برنامه ریزی شده کورکوره، سعی می کند از داده ها قبل از در دسترس بودن داده ها در فایل ثبات استفاده کند.
در خط لوله کلاسیک RISC، خطرهای داده به یکی از دو روش اجتناب می شود:
راه حل A. دور زدن
دور زدن نیز به عنو حمل و نقل عملوند شناخته می شود.
فرض کنید CPU در حال اجرای قطعه کد زیر است:
SUB r3,r4 -> r10 ; Writes r3 - r4 to r10
AND r10,r3 -> r11 ; Writes r10 & r3 to r11
مراحل واکشی دستورالعمل و رمزگشایی دستور دوم را یک چرخه پس از اول ارسال می کند. همطور که در این نمودار نش داده شده است، آنها از خط لوله عبور می کنند:
در یک "خط لوله ساده" ، بدون در نظر گرفتن خطر، خطر داده به صورت زیر پیشرفت می کند:
در چرخه 3، دستورالعمل codice_1 مقدار جدید را برای codice_2 محاسبه می کند. در هم چرخه، عملیات codice_3 رمزگشایی می شود و مقدار codice_2 از فایل رجیستر واکشی می شود. با این حال، دستورالعمل codice_1 هنوز نتیجه خود را روی codice_2 است. بازنویسی این مورد معمولاً در چرخه 5 (جعبه سبز) رخ می دهد. بنابراین، مقداری که از فایل رجیستر خوده شده و به ALU (در مرحله اجرای عملیات codice_3 ، کادر قرمز رنگ) ارسال شده است، نادرست است.
درعوض، باید داده‌هایی را که توسط codice_1 محاسبه شده‌د، "قبل از" اینکه به طور معمول بازنویسی شوند، به مرحله Execute (یعنی به دایره قرمز در نمودار) عملیات codice_3 برگردیم. راه حل این مشکل یک جفت مالتی پلکسر بای پس است. این مالتی پلکسرها در تهای مرحله رمزگشایی قرار دارند و خروجی های فلاپ شده آنها ورودی های ALU هستند. هر مالتی پلکسر بین:
منطق مرحله رمزگشایی رجیسترهای نوشته شده توسط دستورالعمل ها در مراحل اجرا و دسترسی خط لوله را با ثبات های خوده شده توسط دستورالعمل در مرحله رمزگشایی مقایسه می کند و باعث می شود مالتی پلکسرها جدیدترین داده ها را تخاب کنند. این مالتی پلکسرهای بای پس این امک را برای خط لوله فراهم می کند تا دستور های ساده را فقط با تأخیر ALU، مالتی پلکسر و یک فلیپ فلاپ اجرا کند. بدون مالتی پلکسرها، تأخیر نوشتن و سپس خودن فایل ثبت نام باید در تأخیر این دستورالعمل ها لحاظ شود.
توجه داشته باشید که داده ها فقط می توند در زم "به جلو" منتقل شوند - اگر هنوز پردازش نشده باشد، نمی تو داده ها را به مرحله قبلی دور زد. در مورد بالا، داده ها به جلو منتقل می شوند (تا زمی که codice_3 برای ثبت در ALU آماده شود، codice_1 قبلاً آن را محاسبه کرده است).
راه حل B. قفل کردن خط لوله
با این حال، دستورالعمل های زیر را در نظر بگیرید:
LD adr -> r10
AND r10,r3 -> r11
داده های خوده شده از آدرس codice_13 تا زمی که مرحله دسترسی به حافظه دستور codice_14 جام نشود، در حافظه پنه داده وجود ندارد. در این زم، دستورالعمل codice_3 در حال حاضر از طریق ALU است. برای حل این مشکل نیاز است که داده ها از حافظه در زم به عقب به ورودی ALU ارسال شوند. ممکن نیست. راه حل این است که دستور codice_3 را یک چرخه به تاخیر بیندازید. خطر داده در مرحله رمزگشایی شناسایی می‌شود و مراحل واکشی و رمزگشایی متوقف می‌شوند - از فلاپ کردن ورودی‌هایش جلوگیری می‌شود و بنابراین برای یک چرخه در هم حالت باقی می‌مند. مراحل اجرا، دسترسی و بازنویسی در پایین‌دست، یک دستورالعمل بدون عملیات اضافی (NOP) را مشاهده می‌کند که بین دستورالعمل‌های codice_14 و codice_3 درج شده است.
این NOP یک "حباب" خط لوله نامیده می شود زیرا در خط لوله شناور است، مند حباب هوا در لوله آب، منابع را اشغال می کند اما نتایج مفیدی ایجاد نمی کند. سخت افزاری که برای تشخیص خطر داده و متوقف کردن خط لوله تا زمی که خطر پاک شود، اینترلاک خط لوله نامیده می شود.
با این حال، نیازی به استفاده از خط لوله برای ارسال اطلاعات نیست. مثال اول codice_1 به دنبال codice_3 و مثال دوم codice_14 و به دنبال آن codice_3 را میتوان با متوقف کردن مرحله اول به مدت سه چرخه تا زمانی که بازگشت به نوشتن حاصل شود و داده های موجود در فایل ثبات صحیح باشد حل شود و باعث ثبت صحیح می شود. مقداری که باید توسط مرحله رمزگشایی codice_3 دریافت شود. این باعث می‌شود عملکرد بسیار خوبی ایجاد شود، زیرا پردازنده رم زیادی را صرف پردازش چیزی می‌کند، اما سرعت کلاک را میتوان افزایش داد زیرا منطق ارسال کمتری برای انتظار وجود دارد.
هنگامی که کد ماشین برنامه توسط کامپایلر نوشته می شود، می تو این خطر داده را به راحتی تشخیص داد. ماشین MIPS استنفورد به جای داشتن مداری برای شناسایی و (به‌طور شدیدتر) توقف دو مرحله اول خط لوله، به کامپایلر برای اضافه کردن دستورالعمل‌های NOP در این مورد متکی بود. از این رو نام MIPS: ریزپردازنده بدون مراحل خط لوله در هم قفل شده است. معلوم شد که دستورالعمل‌های NOP اضافی اضافه شده توسط کامپایلر، باینری‌های برنامه را به دازه‌ای گسترش می‌دهد که نرخ ضربه کش دستورالعمل کاهش می‌یابد. سخت‌افزار Stall، اگرچه گر‌قیمت بود، اما برای بهبود نرخ ضربه کش دستورالعمل‌ها، در طرح‌های بعدی قرار گرفت، که در آن زم این مخفف دیگر معنی نداشت.
خطرهای کنترلی ناشی از شعاب مشروط و بدون قید و شرط است. خط لوله کلاسیک RISC شاخه ها را در مرحله رمزگشایی حل می کند، که به این معنی است که تکرار تفکیک شاخه دو چرخه طول می کشد. سه مفهوم وجود دارد:
چهار طرح برای حل این مشکل کارایی با شاخه ها وجود دارد:
اولاً، شاخه های تاخیری بحث برگیز بودند، زیرا معنای آنها پیچیده است. یک شاخه تاخیری مشخص می کند که پرش به مک جدید "پس" از دستور بعدی اتفاق می افتد. دستور بعدی دستوری است که به طور اجتناب ناپذیری توسط کش دستورالعمل پس از شاخه بارگیری می شود.
شاخه های تاخیری مورد تقاد قرار گرفته است  به عنو یک تخاب کوتاه مدت ضعیف در طراحی ISA:
فرض کنید یک RISC 32 بیتی یک دستورالعمل ADD را پردازش می کند که دو عدد بزرگ را اضافه می کند و نتیجه در 32 بیت قرار نمی گیرد.
ساده ترین راه حل، که توسط اکثر معماری ها ارائه شده است، حسابی بسته بندی است. اعداد بزرگتر از حداکثر مقدار ممکن رمزگذاری شده، مهم‌ترین بیت‌های آن‌ها را تا زمی که جا بیفتند، بریده می‌شوند. در سیستم اعداد صحیح معمولی 3000000000+3000000000=6000000000. با حساب 32 بیتی بدون علامت، 3000000000+3000000000=1705032704 (6000000000 mod 2^32). این ممکن است خیلی مفید به نظر نرسد. بزرگترین مزیت محاسبه حسابی این است که هر عملیات یک نتیجه کاملاً مشخص دارد.
اما برنامه نویس، به خصوص اگر به زبی برنامه نویسی کند که از اعداد صحیح بزرگ پشتیبی می کند (مثلاً Lisp یا Scheme )، ممکن است نیازی به پیچیدن محاسبات نداشته باشد. برخی از معماری ها (مثلا MIPS)، عملیات افزودن ویژه ای را تعریف می کند که به جای بسته بندی نتیجه، به مک های ویژه در سرریز منشعب می شود. نرم افزار در محل مورد نظر مسئول رفع مشکل است. این شاخه خاص استثنا نامیده می شود. استثناها با شاخه های معمولی تفاوت دارند زیرا آدرس هدف توسط خود دستورالعمل مشخص نشده است و تصمیم شعبه به نتیجه دستورالعمل بستگی دارد.
رایج ترین نوع استثنای قابل مشاهده نرم افزار در یکی از ماشین های کلاسیک RISC، "خطای TLB" است.
استثناها با شاخه ها و پرش ها متفاوت هستند، زیرا سایر تغییرها جری کنترلی در مرحله رمزگشایی حل می شوند. استثناها در مرحله بازنویسی حل می شوند. هنگامی که یک استثنا تشخیص داده می شود، دستورالعمل های زیر (قبل از این در خط لوله) به عنو نامعتبر علامت گذاری می شوند و همطور که به تهای لوله می رسند، نتایج آنها دور ریخته می شود. شمارنده برنامه به آدرس یک کنترل کننده استثنای خاص تنظیم می شود و ثبات های ویژه با مک استثنا و علت نوشته می شوند.
برای آس کردن (و سریع) نرم افزار برای رفع مشکل و راه دازی مجدد برنامه، CPU باید یک استثنای دقیق داشته باشد. استثنای دقیق به این معنی است که تمام دستورها تا دستور استثنا اجرا شده د و دستورالعمل استثنا و همه چیزهای بعد از آن اجرا نشده باشد.
برای گرفتن استثنائات دقیق، CPU باید تغییرها را در حالت قابل مشاهده نرم افزار در ترتیب برنامه "جام" دهد. این commit منظم به طور طبیعی در خط لوله کلاسیک RISC اتفاق می افتد. اکثر دستورالعمل ها نتایج خود را در فایل ثبت در مرحله نوشتن باز می نویسند و بنابراین این نوشتن ها به طور خودکار به ترتیب برنامه اتفاق می افتد. دستورالعمل‌های ذخیره شده، اما نتایج خود را در مرحله دسترسی در صف داده‌های ذخیره شده می‌نویسند. اگر دستور ذخیره یک استثنا داشته باشد، ورودی Store Data Queue باطل می شود تا بعداً در حافظه کش داده SRAM نوشته نشود.
گاهی، کش داده یا دستورالعمل حاوی داده یا دستورالعمل لازم نیست. در این موارد، CPU باید تا زمی که حافظه پنه با داده های لازم پر شود، کار را به حالت تعلیق درآورد و سپس باید اجرا را از سر بگیرد. مشکل پر کردن حافظه پنه با داده های مورد نیاز (و به طور بالقوه بازنویسی خط کش تخلیه شده به حافظه) مختص سازم خط لوله نیست و در اینجا مورد صحبت قرار نمی گیرد.
دو استراتژی برای رسیدگی به مشکل تعلیق/رزومه وجود دارد. اولی یک سیگنال استال عمومی است. این سیگنال، زمی که فعال می شود، از پیشروی دستورالعمل ها در خط لوله، به طور کلی با خارج کردن ساعت به فلیپ فلاپ ها در شروع هر مرحله، جلوگیری می کند. نقطه ضعف این استراتژی این است که تعداد زیادی فلیپ فلاپ وجود دارد، بنابراین سیگنال عمومی استال زم زیادی برای تشار نیاز دارد. از آنجایی که ماشین به طور کلی باید در هم چرخه ای که شرایطی را که نیاز به استال را شناسایی می کند، متوقف شود، سیگنال استال به یک مسیر بحری محدود کننده سرعت تبدیل می شود.
روش دیگر برای مدیریت تعلیق/ادامه، استفاده مجدد از منطق استثنا است. دستگاه در دستورالعمل متخلف استثنا قائل می شود و تمام دستورالعمل های بعدی باطل می شوند. هنگامی که حافظه پنه با داده های لازم پر شد، دستورالعملی که باعث از دست رفتن حافظه پنه شده است مجدداً راه دازی می شود. برای تسریع رسیدگی به خطاهای حافظه نه داده، دستورالعمل را می تو مجدداً راه دازی کرد تا چرخه دسترسی آن یک چرخه پس از پر شدن حافظه پنه داده اتفاق بیفتد.
قون آهن عملکرد پردازنده
در سایه‌ها (انگلیسی: In the Shadows) یک فیلم دلهره‌آور و درام آمریکایی محصول سال ۲۰۰۱ به نویسندگی و کارگردانی ریک رومن وو با بازی متیو موداین، جیمز کان، جوی لورن آدامز، لیلو برانکاتو و کوبا گودینگ جونیور است. این فیلم در ۲۲ ژوئن ۲۰۰۱ در ایالات متحده اکران شد. در این فیلم، موداین نقش یک آدمکش حرفه‌ای را ایفا می‌کند که اریک اوبراین، که برای کشتن یک بدلکار کهنه کار هالیوود، لنس هیوستون (جیمز کان) فرستاده می‌شود، عاشق دختر هدف (آدامز) می‌شود و تصمیم می‌گیرد که خودش بدلکار شود.
یک هیت‌من به نام اریک اوبیرن (متیو موداین) از اوباش دستوراتی دارد: لنس هیوستون (جیمز کان) هماهنگ کننده بدل‌کاری هالیوود را بکشید. برای موفقیت، اریک به میامی سفر می‌کند و خود را به عنوان بدلکار وارد دنیای سینما می‌کند. او همچنین وارد یک عاشقانه خطرناک با دختر لنس، کلاریسا (جوی لورن آدامز) می‌شود. با نزدیک شدن زمان به عمل مرگبار، او شروع به رشد خودش وجدان می‌کند، پیشرفتی که می‌تواند بزرگترین دارایی یا ضعف مهلک او باشد.
ماری تالت (۱۹۴۴–۱۸۸۴)، یک معلم و رزمنده مقاومت فرانسه بود که در تبعید به راونسبروک درگذشت. Angers. De qui l'école Marie-Talet est-elle le nom ?
ماری تالت در ۱۴ دسامبر ۱۸۸۴ درشهر بوردو در فرانسه به دنیا آمد.
در سال ۱۹۴۰ او مدیر کالج دخترانه Joachim-du-Bellay واقع در شهر آنژه بود. ساختمان این مدرسه توسط نیروهای اشغالگر نازی تسخیر و استفاده می‌شد و اجباراً کالج به یک مدرسه عادی پسرانه تبدیل شد. خیابان لاژوری به خیابان آن فرانک تبدیل شد.Le souvenir de Marie Talet à Angers
ماری تالت در ۵ فوریه ۱۹۴۳ با لوسین سیمیر اقتصاددان و چهار معلم کالج دستگیر شد، که عبارت بودند از: آن ماری بودین، معلم انگلیسی. مارته موربل، استاد فلسفه؛ ژان لتورنو، معلم هنرهای تجسمی؛ و ماری-مادلین جیمز. بر اساس گزارش‌ها، این شش زن یک گروه مقاومت برای کمک به پناهندگان و به ویژه دختران جوان یهودی تشکیل داده بودند. آنها به جرم «اقدام علیه آلمان» محکوم شدند.5 femmes angevines en Résistance
این مدیر مدرسه متهم به داشتن روحیه ضد آلمانی بود. در زندان آنژه محبوس شد، از آنجا به رومن ویل منتقل شد، سپس به کومپین، و از آنجا هم به همراه همکارانش در دبیرستان به اردوگاه کار اجباری راونسبروک تبعید شد.
با آگاهی از مشکلات عظیمی که پیش‌بینی می‌شد زنان پس از آزادسازی اردوگاه‌ها با آن مواجه شوند، ماری تالت تصمیم گرفت به همراهی امیلی تیلیون، ایوان لروکس و بویژه آنی دو مونتفورت سازمانی را تشکیل دهد. آنها می‌خواستند نه تنها دوستی که آنها را در اردوگاه‌ها متحد کرده بود حفظ کنند، بلکه تلاش کنند از نظر شغلی و سلامتی از همه حمایت کنند.MEMOIRE DE LA SECONDE GUERRE MONDIALE 16 : ACTES DU COLLOQUE DE METZ 6-8 octobre 1983