Высокопроизводительные компьютеры

Где может размещаться блок в кэшпамяти?

1. Где может размещаться блок в кэш-памяти?

Принципы размещения блоков в кэш-памяти определяют три основных типа их организации:

Если каждый блок основной памяти имеет только одно фиксированное место, на котором он может появиться в кэш-памяти, то такая кэш-память называется кэшем с прямым отображением (direct mapped). Это наиболее простая организация кэш-памяти, при которой для отображение адресов блоков основной памяти на адреса кэш-памяти просто используются младшие разряды адреса блока. Таким образом, все блоки основной памяти, имеющие одинаковые младшие разряды в своем адресе, попадают в один блок кэш-памяти, т.е.

(адрес блока кэш-памяти) =

(адрес блока основной памяти) mod (число блоков в кэш-памяти)

Если некоторый блок основной памяти может располагаться на любом месте кэш-памяти, то кэш называется полностью ассоциативным (fully associative).

Если некоторый блок основной памяти может располагаться на ограниченном множестве мест в кэш-памяти, то кэш называется множественно-ассоциативным (set associative). Обычно множество представляет собой группу из двух или большего числа блоков в кэше. Если множество состоит из n блоков, то такое размещение называется множественно-ассоциативным с n каналами (n-way set associative). Для размещения блока прежде всего необходимо определить множество. Множество определяется младшими разрядами адреса блока памяти (индексом):

(адрес множества кэш-памяти) =

(адрес блока основной памяти) mod (число множеств в кэш-памяти)
Далее, блок может размещаться на любом месте данного множества.
Диапазон возможных организаций кэш-памяти очень широк: кэш-память с прямым отображением есть просто одноканальная множественно-ассоциативная кэш-память, а полностью ассоциативная кэш-память с m блоками может быть названа m-канальной множественно-ассоциативной. В современных процессорах как правило используется либо кэш-память с прямым отображением, либо двух- (четырех-) канальная множественно-ассоциативная кэш-память.

Как найти блок находящийся в кэшпамяти?

2. Как найти блок, находящийся в кэш-памяти?

У каждого блока в кэш-памяти имеется адресный тег, указывающий, какой блок в основной памяти данный блок кэш-памяти представляет. Эти теги обычно одновременно сравниваются с выработанным процессором адресом блока памяти.
Кроме того, необходим способ определения того, что блок кэш-памяти содержит достоверную или пригодную для использования информацию. Наиболее общим способом решения этой проблемы является добавление к тегу так называемого бита достоверности (valid bit).
Адресация множественно-ассоциативной кэш-памяти осуществляется путем деления адреса, поступающего из процессора, на три части: поле смещения используется для выбора байта внутри блока кэш-памяти, поле индекса определяет номер множества, а поле тега используется для сравнения. Если общий размер кэш-памяти зафиксировать, то увеличение степени ассоциативности приводит к увеличению количества блоков в множестве, при этом уменьшается размер индекса и увеличивается размер тега.

Какой блок кэшпамяти должен быть замещен при промахе?

3. Какой блок кэш-памяти должен быть замещен при промахе?

При возникновении промаха, контроллер кэш-памяти должен выбрать подлежащий замещению блок. Польза от использования организации с прямым отображением заключается в том, что аппаратные решения здесь наиболее простые. Выбирать просто нечего: на попадание проверяется только один блок и только этот блок может быть замещен. При полностью ассоциативной или множественно-ассоциативной организации кэш-памяти имеются несколько блоков, из которых надо выбрать кандидата в случае промаха. Как правило для замещения блоков применяются две основных стратегии: случайная и LRU.
В первом случае, чтобы иметь равномерное распределение, блоки-кандидаты выбираются случайно. В некоторых системах, чтобы получить воспроизводимое поведение, которое особенно полезно во время отладки аппаратуры, используют псевдослучайный алгоритм замещения.
Во втором случае, чтобы уменьшить вероятность выбрасывания информации, которая скоро может потребоваться, все обращения к блокам фиксируются. Заменяется тот блок, который не использовался дольше всех (LRU - Least-Recently Used).
Достоинство случайного способа заключается в том, что его проще реализовать в аппаратуре. Когда количество блоков для поддержания трассы увеличивается, алгоритм LRU становится все более дорогим и часто только приближенным. На Рисунок 7.2 показаны различия в долях промахов при использовании алгоритма замещения LRU и случайного алгоритма.

Ассоциативность:	2-канальная	4-канальная	8-канальная
Размер кэш-памяти	LRU Random	LRU Random	LRU Random
16 KB	5.18% 5.69%	4.67% 5.29%	4.39% 4.96%
64 KB	1.88% 2.01%	1.54% 1.66%	1.39% 1.53%
256 KB	1.15% 1.17%	1.13% 1.13%	1.12% 1.12%

Что происходит во время записи?

4. Что происходит во время записи?

При обращениях к кэш-памяти на реальных программах преобладают обращения по чтению. Все обращения за командами являются обращениями по чтению и большинство команд не пишут в память. Обычно операции записи составляют менее 10% общего трафика памяти. Желание сделать общий случай более быстрым означает оптимизацию кэш-памяти для выполнения операций чтения, однако при реализации высокопроизводительной обработки данных нельзя пренебрегать и скоростью операций записи.
К счастью, общий случай является и более простым. Блок из кэш-памяти может быть прочитан в то же самое время, когда читается и сравнивается его тег. Таким образом, чтение блока начинается сразу как только становится доступным адрес блока. Если чтение происходит с попаданием, то блок немедленно направляется в процессор. Если же происходит промах, то от заранее считанного блока нет никакой пользы, правда нет и никакого вреда.
Однако при выполнении операции записи ситуация коренным образом меняется. Именно процессор определяет размер записи (обычно от 1 до 8 байтов) и только эта часть блока может быть изменена. В общем случае это подразумевает выполнение над блоком последовательности операций чтение-модификация-запись: чтение оригинала блока, модификацию его части и запись нового значения блока. Более того, модификация блока не может начинаться до тех пор, пока проверяется тег, чтобы убедиться в том, что обращение является попаданием. Поскольку проверка тегов не может выполняться параллельно с другой работой, то операции записи отнимают больше времени, чем операции чтения.
Очень часто организация кэш-памяти в разных машинах отличается именно стратегией выполнения записи. Когда выполняется запись в кэш-память имеются две базовые возможности:

сквозная запись (write through, store through) - информация записывается в два места: в блок кэш-памяти и в блок более низкого уровня памяти.

запись с обратным копированием (write back, copy back, store in) - информация записывается только в блок кэш-памяти. Модифицированный блок кэш-памяти записывается в основную память только когда он замещается. Для сокращения частоты копирования блоков при замещении обычно с каждым блоком кэш-памяти связывается так называемый бит модификации (dirty bit). Этот бит состояния показывает был ли модифицирован блок, находящийся в кэш-памяти. Если он не модифицировался, то обратное копирование отменяется, поскольку более низкий уровень содержит ту же самую информацию, что и кэш-память.

Оба подхода к организации записи имеют свои преимущества и недостатки. При записи с обратным копированием операции записи выполняются со скоростью кэш-памяти, и несколько записей в один и тот же блок требуют только одной записи в память более низкого уровня. Поскольку в этом случае обращения к основной памяти происходят реже, вообще говоря требуется меньшая полоса пропускания памяти, что очень привлекательно для мультипроцессорных систем. При сквозной записи промахи по чтению не влияют на записи в более высокий уровень, и, кроме того, сквозная запись проще для реализации, чем запись с обратным копированием. Сквозная запись имеет также преимущество в том, что основная память имеет наиболее свежую копию данных. Это важно в мультипроцессорных системах, а также для организации ввода/вывода.
Когда процессор ожидает завершения записи при выполнении сквозной записи, то говорят, что он приостанавливается для записи (write stall). Общий прием минимизации остановов по записи связан с использованием буфера записи (write buffer), который позволяет процессору продолжить выполнение команд во время обновления содержимого памяти. Следует отметить, что остановы по записи могут возникать и при наличии буфера записи.
При промахе во время записи имеются две дополнительные возможности:

разместить запись в кэш-памяти (write allocate) (называется также выборкой при записи (fetch on write)). Блок загружается в кэш-память, вслед за чем выполняются действия аналогичные выполняющимся при выполнении записи с попаданием. Это похоже на промах при чтении.

не размещать запись в кэш-памяти (называется также записью в окружение (write around)). Блок модифицируется на более низком уровне и не загружается в кэш-память.

Обычно в кэш-памяти, реализующей запись с обратным копированием, используется размещение записи в кэш-памяти (в надежде, что последующая запись в этот блок будет перехвачена), а в кэш-памяти со сквозной записью размещение записи в кэш-памяти часто не используется (поскольку последующая запись в этот блок все равно пойдет в память).

4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 56

Продолжив настройки HISTORYBANK, подтвердите их вводом «Далее» всех последующих страниц, ничего не изменяя:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

А Последовательность команд в конвейере и ускоренная пересылка данных

Рисунок 5.7, а. Последовательность команд в конвейере и ускоренная пересылка данных

(data forwarding, data bypassing, short circuiting)

ADD

R1,R2,R3

MEM

SUB

R4,R1,R5

MEM

AND

R6,R1,R7

MEM

R8,R1,R9

MEM

XOR

R10,R1,R11

MEM

А Пример структурного конфликта при реализации памяти с одним портом

Рисунок 5.6, а. Пример структурного конфликта при реализации памяти с одним портом

А Пример структурного конфликта при реализации памяти с одним портом

Команда	Номер такта
	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10
Команда загрузки	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда 1		IF	ID	EX	MEM	WB
Команда 2			IF	ID	EX	MEM	WB
Команда 3				stall	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда 4						IF	ID	EX	MEM	WB
Команда 5							IF	ID	EX	MEM
Команда 6								IF	ID	EX

А Требования к переставляемым командам при планировании

Рисунок 5.15, а. Требования к переставляемым командам при планировании

А Требования к переставляемым командам при планировании

задержанного перехода

Add from Dictionary

В окне Insert Symbol Into Portfolio:

Можно ввести символы из библиотеки символов – Add from Dictionary (а можно и самостоятельно –выбрав Add New, помня при этом, что нужно соблюдать синтаксис ввода символов, понимаемый OMEGA TRADE STATION). Нажмите Add From Dictionary:

AFMDealer - Торговый терминал

AFMDealer - Торговый терминал;
AFMCharts - Система технического анализа;
AFMTicks - Крайне упрощенная информационная система;
AFM IDLe - Источник данных для MetaStock;
AFM QView - Просмотр реальных котировок.
Все подсистемы реализованы в виде java-апплетов, соответственно браузер пользователя должен обязательно поддерживать язык JavaScript и прием cookies.
Запуск этих систем происходит с Web-сайта Акмос Трейд при помощи ввода логина и пароля.
С помощью торгового терминала AFMDealer трейдер может совершать все необходимые действия для торговли на Forex: просматривать котировки,
открывать/закрывать позиции, устанавливать Stop/Limit ордеры на открытую позицию, создавать/отменять отложенный ордер. Также AFMDealer предоставляет информацию о совершенных транзакциях, ордерах, информацию об историческом изменении счета. AFMDealer не требует очень быстрого соединения с Интернет, но качество связи должно быть хорошим. В противном случае возможно возникновение проблем при открытии и закрытии позиций, так как сервер ждет от трейдера подтверждения совершения этих операций в ограниченное время (5 секунд). При плохом качестве связи подтверждение может быть получено с большой задержкой и не будет принято системой.
Система AFMCharts предназначена для построения в реальном времени графиков по котировкам валют и их интерпретации. Пользователь может строить различные виды графиков, линии трендов, линии Фибоначчи, работать с техническими индикаторами и пр. Также данная система позволяет трейдеру иметь доступ к рыночным новостям на английском языке. Упрощенным инструментом анализа является система AFMTicks. Она предназначена для получения информационных котировок и построения на их основе типовых графиков в режиме реального времени. AFMTicks очень простая программа, имеющая крайне ограниченные возможности. В отличие от AFMCharts, AFMTicks не требует имени пользователя и пароля. При запуске она автоматически соединяется с сервером котировок.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

AIM

AIM

Одной из независимых организаций, осуществляющей оценку производительности вычислительных систем, является частная компания AIM Technology, которая была основана в 1981 году. Компания разрабатывает и поставляет программное обеспечение для измерения производительности систем, а также оказывает услуги по тестированию систем конечным пользователям и поставщикам вычислительных систем и сетей, которые используют промышленные стандартные операционные системы, такие как UNIX и OS/2.
За время своего существования компания разработала специальное программное обеспечение, позволяющее легко создавать различные рабочие нагрузки, соответствующие уровню тестируемой системы и требованиям по ее использованию. Это программное обеспечение состоит из двух основных частей: генератора тестовых пакетов (Benchmark Generator) и нагрузочных смесей (Load Mixes) прикладных задач.
Генератор тестовых пакетов представляет собой программную систему, которая обеспечивает одновременное выполнение множества программ. Он содержит большое число отдельных тестов, которые потребляют определенные ресурсы системы, и тем самым акцентируют внимание на определенных компонентах, из которых складывается ее общая производительность. При каждом запуске генератора могут выполняться любые отдельные или все доступные тесты в любом порядке и при любом количестве проходов, позволяя тем самым создавать для системы практически любую необходимую рабочую нагрузку. Все это дает возможность тестовому пакету моделировать любой тип смеси при постоянной смене акцентов (для лучшего представления реальной окружающей обстановки) и при обеспечении высокой степени конфигурирования.
Каждая нагрузочная смесь представляют собой формулу, которая определяет компоненты требуемой нагрузки. Эта формула задается в терминах количества различных доступных тестов, которые должны выполняться одновременно для моделирования рабочей нагрузки.
Используя эти две части программного обеспечения AIM, можно действительно создать для тестируемой системы любую рабочую нагрузку, определяя компоненты нагрузки в терминах тестов, которые должны выполняться генератором тестовых пакетов. Если некоторые требуемые тесты отсутствуют в составе генератора тестовых пакетов, то они могут быть легко туда добавлены.
Генератор тестовых пакетов во время своей работы "масштабирует" или увеличивает нагрузку на систему. Первоначально он выполняет и хронометрирует одну копию нагрузочной смеси. Затем одновременно выполняет и хронометрирует три копии нагрузочной смеси и т.д. По мере увеличения нагрузки, на основе оценки производительности системы, выбираются различные уровни увеличения нагрузки. В конце концов может быть нарисована кривая пропускной способности, показывающая возможности системы по обработке нагрузочной смеси в зависимости от числа моделируемых нагрузок. Это позволяет с достаточной достоверностью дать заключение о возможностях работы системы при данной нагрузке или при изменении нагрузки.
Очевидно, что сам по себе процесс моделирования рабочей нагрузки мало что дал бы для сравнения различных машин между собой при отсутствии у AIM набора хорошо подобранных смесей, которые представляют собой ряд важных для пользователя прикладных задач.
Все смеси AIM могут быть разделены на две категории: стандартные и заказные. Заказные смеси создаются для точного моделирования особенностей среды конечного пользователя или поставщика оборудования. Заказная смесь может быть тесно связана с определенными тестами, добавляемыми к генератору тестовых пакетов. В качестве альтернативы заказная смесь может быть связана с очень специфическим приложением, которое создает для системы необычную нагрузку. В общем случае заказные смеси разрабатываются на основе одной из стандартных смесей AIM путем ее "подгонки" для более точного представления определенной ситуации. Обычно заказные смеси разрабатываются заказчиком совместно с AIM Technology, что позволяет использовать многолетний опыт AIM по созданию и моделированию нагрузочных смесей.
К настоящему времени AIM создала восемь стандартных смесей, которые представляют собой обычную среду прикладных задач. В состав этих стандартных смесей входят:

Универсальная смесь для рабочих станций (General Workstation Mix) - моделирует работу рабочей станции в среде разработки программного обеспечения.

Смесь для механического САПР (Mechanical CAD Mix) моделирует рабочую станцию, используемую для трехмерного моделирования и среды системы автоматизации проектирования в механике.

Смесь для геоинформационных систем (GIS Mix) - моделирует рабочую станцию, используемую для обработки изображений и в приложениях геоинформацинных систем.

Смесь универсальных деловых приложений (General Business) - моделирует рабочую станцию, используемую для выполнения таких стандартных инструментальных средств, как электронная почта, электронные таблицы, база данных, текстовый процессор и т.д.

Многопользовательская смесь (Shared/Multiuser Mix) моделирует многопользовательскую систему, обеспечивающую обслуживание приложений для множества работающих в ней пользователей.

Смесь для вычислительного (счетного) сервера (ComputeServer Mix) - моделирует систему, используемую для выполнения заданий с большим объемом вычислений, таких как маршрутизация PCB, гидростатическое моделирование, вычислительная химия, взламывание кодов и т.д.

Смесь для файл-сервера (File Server Mix) - моделирует запросы, поступающие в систему, используемую в качестве централизованного файлового сервера, включая ввод/вывод и вычислительные мощности для других услуг по запросу.

Смесь СУБД (RBMS Mix) - моделирует систему, выполняющую ответственные приложения управления базой данных.

Одним из видов деятельность AIM Technology является выпуск сертифицированных отчетов по результатам тестирования различных систем. В качестве примера рассмотрим форму отчета AIM Performance Report II - независимое сертифицированное заключение о производительности системы.
Ключевыми частями этого отчета являются:

стоимость системы,

детали конфигурации системы,

результаты измерения производительности, показанные на трех тестовых пакетах AIM.

Используются следующие три тестовых пакета:

многопользовательский тестовый пакет AIM (набор III),

тестовый пакет утилит AIM (Milestone),

тестовый пакет для оценки различных подсистем (набор II).

В частности, набор III, разработанный компанией AIM Technology, используется в различных формах уже более 10 лет. Он представляет собой пакет тестов для системы UNIX, который пытается оценить все аспекты производительности системы, включая все основные аппаратные средства, используемые в многопрограммной среде. Этот тестовый пакет моделирует многопользовательскую работу в среде разделения времени путем генерации возрастающих уровней нагрузки на ЦП, подсистему ввода/вывода, переключение контекста и измеряет производительность системы при работе с множеством процессов.
Для оценки и сравнения систем в AIM Performance Report II используются следующие критерии:

Пиковая производительность (рейтинг производительности по AIM)

Максимальная пользовательская нагрузка

Индекс производительности утилит

Пропускная способность системы

Рейтинг производительности по AIM - стандартная единица измерения пиковой производительности, установленная AIM Technology. Этот рейтинг определяет наивысший уровень производительности системы, который достигается при оптимальном использовании ЦП, операций с плавающей точкой и кэширования диска. Рейтинг вездесущей машины VAX 11/780 обычно составляет 1 AIM. В отчетах AIM представлен широкий ряд UNIX-систем, которые можно сравнивать по этому параметру.
Максимальная пользовательская нагрузка - определяет "емкость" (capacity) системы, т.е. такую точку, начиная с которой производительность системы падает ниже приемлемого уровня для N-го пользователя (меньше чем одно задание в минуту на одного пользователя).
Индекс производительности утилит - определяет количество пользовательских нагрузок пакета Milestone, которые данная система выполняет в течение одного часа. Набор тестов Milestone многократно выполняет выбранные утилиты UNIX в качестве основных и фоновых заданий при умеренных пользовательских нагрузках. Этот параметр показывает возможности системы по выполнению универсальных утилит UNIX.
Максимальная пропускная способность - определяет пиковую производительность мультипрограммной системы, измеряемую количеством выполненных заданий в минуту. Приводящийся в отчете график пропускной способности системы показывает, как она работает при различных нагрузках.
Отчет по производительности разработан с использованием набора тестов AIM собственной разработки. В отличие от многих популярных тестовых пакетов, которые измеряют только производительность ЦП в однозадачном режиме и/или на операциях с плавающей точкой, тестовые пакеты AIM проверяют итоговую производительность системы и всех ее основных компонентов в многозадачной среде, включая ЦП, плавающую точку, память, диски, системные и библиотечные вызовы.
Синтетические ядра и натуральные тесты не могут служить в качестве настоящих тестовых пакетов для оценки систем: они не могут моделировать точно среду конечного пользователя и оценивать производительность всех относящихся к делу компонентов системы. Без такой гарантии результаты измерения производительности остаются под вопросом.

Альфа-Банк

Альфа-Банк (www.alfa-bank.ru)
Для предоставления услуги клиентам по брокерскому Интернет-обслуживанию специалистами Альфа-Банка была разработана информационно-торговая система "Альфа-Директ". Система была введена в коммерческую эксплуатацию в декабре 2000 года. В то же время был открыт Web-сайт www.alfadirect.ru, где представлена полная информация о торговой системе. Сайт также содержит ленту новостей,
фондовые индексы, аналитические обзоры и статьи. Организован учебный центр. На сайте можно получить все необходимое программное обеспечение и зарегистрироваться в системе, не посещая офис банка.
"Альфа-Директ" - это программный продукт, который позволяет клиентам получать финансовую информацию, совершать операции с ценными бумагами на всех ключевых российских биржах, заключать внебиржевые сделки, а также осуществлять неторговые операции в режиме реального времени через Интернет.
Система ориентирована как на частных инвесторов, так и на профессиональных участников рынка ценных бумаг, располагающих собственной клиентской сетью.
Система предоставляет следующие возможности.
Просмотр биржевой информации: котировки ММВБ (КЦБ, ГЦБ), РТС и МФБ, - в том числе в графическом виде. Графики выбранных инструментов строятся по последней цене, цене покупки, цене продажи и пр., объемным и количественным характеристикам в любых комбинациях. Графики отображаются в виде свечей, линий или гистограмм. Данные могут быть экспортированы в MetaStock.
Просмотр "очереди заявок" по всем инструментам (котировки второго порядка).
Просмотр архива биржевой информации за любой заданный период по любым инструментам, торгуемым на ММВБ, МФБ и РТС.
Просмотр мировых индексов, а также курсов валют. Мировые индексы транслируются в реальном времени в графическом и табличном виде. Курсы валют -
в табличном виде.
Просмотр исследований и обзоров, подготовленных аналитиками Альфа-Банка.
Просмотр лент новостей информационного агентства REUTERS.
Подача заявок на продажу/покупку на ММВБ и МФБ; передача приказов типа stop loss; передача приказов, активных в течение оговоренного периода времени;
редактирование и снятие заявок. Подача маржинальных заявок.
Alor-Trade позволяет оперативно формировать заявки

Alor-Trade позволяет оперативно формировать заявки на покупку/продажу ценных бумаг, проверять их на соответствие лимитам клиента и передавать заявку в торговую систему СФР ММВБ.
Alor-Trade - достаточно простая система, она предоставляет только котировки и возможность совершать сделки, никакой финансовой информации получить через эту систему нельзя. Для повышения защиты передачи данных рекомендуется установить систему криптографической защиты "Элвис+". Алор-Инвест характеризует эту систему как систему автоматизированного сбора клиентских заявок, т.к. данная система выполняет очень простые функции, поэтому и интерфейс программы очень прост и не требует специальных навыков.
Для того, чтобы воспользоваться услугами систем Alor-Trade, клиенту нужно подписать с ЗАО "Алор-Инвест" договоры о брокерском обслуживании. Инвестору открывается брокерский счет (для физических лиц - 15 долларов, для юридических -
54 доллара). После перевода денег или ценных бумаг на счет клиент может приступать к работе. Программы Alor-Trade и месячное обслуживание бесплатные.
Пользователь платит только за открытие счета и комиссионные с суммы сделки (зависят от объема сделки - минимум 0,03%, максимум 0,2%). Комиссию взимает также ММВБ - 0,01%.
АКБ "Лефко-Банк"
Лефко-Банк оказывает свои услуги по Интернет-трейдингу при помощи системы Internet Dealer. Интернет Дилер - это компьютерная программа, позволяющая проводить операции на рынке ценных бумаг ММВБ и МФБ в режиме реального времени через АКБ "Лефко-Банк". Программа обеспечивает защиту от несанкционированного доступа к информации и ресурсам клиентов. Данная система позволяет:
По сети Интернет в режиме реального времени заключать сделки по государственным и корпоративным ценным бумагам, обращающимся на ММВБ и МФБ.
Используя один монитор, заключать сделки одновременно на ММВБ и МФБ.
Управлять своим портфелем, контролируя остатки денежных средств и ценных бумаг.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Альтернативные протоколы

Альтернативные протоколы

Имеются две методики поддержания описанной выше когерентности. Один из методов заключается в том, чтобы гарантировать, что процессор должен получить исключительные права доступа к элементу данных перед выполнением записи в этот элемент данных. Этот тип протоколов называется протоколом записи с аннулированием (write ivalidate protocol), поскольку при выполнении записи он аннулирует другие копии. Это наиболее часто используемый протокол как в схемах на основе справочников, так и в схемах наблюдения. Исключительное право доступа гарантирует, что во время выполнения записи не существует никаких других копий элемента данных, в которые можно писать или из которых можно читать: все другие кэшированные копии элемента данных аннулированы. Чтобы увидеть, как такой протокол обеспечивает когерентность, рассмотрим операцию записи, вслед за которой следует операция чтения другим процессором. Поскольку запись требует исключительного права доступа, любая копия, поддерживаемая читающим процессором должна быть аннулирована (в соответствии с названием протокола). Таким образом, когда возникает операция чтения, произойдет промах кэш-памяти, который вынуждает выполнить выборку новой копии данных. Для выполнения операции записи мы можем потребовать, чтобы процессор имел достоверную (valid) копию данных в своей кэш-памяти прежде, чем выполнять в нее запись. Таким образом, если оба процессора попытаются записать в один и тот же элемент данных одновременно, один из них выиграет состязание у второго (мы вскоре увидим, как принять решение, кто из них выиграет) и вызывает аннулирование его копии. Другой процессор для завершения своей операции записи должен сначала получить новую копию данных, которая теперь уже должна содержать обновленное значение.
Альтернативой протоколу записи с аннулированием является обновление всех копий элемента данных в случае записи в этот элемент данных. Этот тип протокола называется протоколом записи с обновлением (write update protocol) или протоколом записи с трансляцией (write broadcast protocol). Обычно в этом протоколе для снижения требований к полосе пропускания полезно отслеживать, является ли слово в кэш-памяти разделяемым объектом, или нет, а именно, содержится ли оно в других кэшах. Если нет, то нет никакой необходимости обновлять другой кэш или транслировать в него обновленные данные.
Разница в производительности между протоколами записи с обновлением и с аннулированием определяется тремя характеристиками:

Несколько последовательных операций записи в одно и то же слово, не перемежающихся операциями чтения, требуют нескольких операций трансляции при использовании протокола записи с обновлением, но только одной начальной операции аннулирования при использовании протокола записи с аннулированием.

При наличии многословных блоков в кэш-памяти каждое слово, записываемое в блок кэша, требует трансляции при использовании протокола записи с обновлением, в то время как только первая запись в любое слово блока нуждается в генерации операции аннулирования при использовании протокола записи с аннулированием. Протокол записи с аннулированием работает на уровне блоков кэш-памяти, в то время как протокол записи с обновлением должен работать на уровне отдельных слов (или байтов, если выполняется запись байта).

Задержка между записью слова в одном процессоре и чтением записанного значения другим процессором обычно меньше при использовании схемы записи с обновлением, поскольку записанные данные немедленно транслируются в процессор, выполняющий чтение (предполагается, что этот процессор имеет копию данных). Для сравнения, при использовании протокола записи с аннулированием в процессоре, выполняющим чтение, сначала произойдет аннулирование его копии, затем будет производиться чтение данных и его приостановка до тех пор, пока обновленная копия блока не станет доступной и не вернется в процессор.

Эти две схемы во многом похожи на схемы работы кэш-памяти со сквозной записью и с записью с обратным копированием. Также как и схема задержанной записи с обратным копированием требует меньшей полосы пропускания памяти, так как она использует преимущества операций над целым блоком, протокол записи с аннулированием обычно требует менее тяжелого трафика, чем протокол записи с обновлением, поскольку несколько записей в один и тот же блок кэш-памяти не требуют трансляции каждой записи. При сквозной записи память обновляется почти мгновенно после записи (возможно с некоторой задержкой в буфере записи). Подобным образом при использовании протокола записи с обновлением другие копии обновляются так быстро, насколько это возможно. Наиболее важное отличие в производительности протоколов записи с аннулированием и с обновлением связано с характеристиками прикладных программ и с выбором размера блока.

Альтернативные торговые системы

В соответствии с новыми законодательными актами, принятыми американской Комиссией по ценным бумагам и биржам (SEC) в 1998 - 99, (в частности, согласно
правилу ЗЬ - 16) сейчас под биржей понимается любая организация, ассоциация или группа людей, которая: сводит друг с другом ордера (заявки) на ценные бумаги от большого числа продавцов и покупателей; использует заранее определенные, не допускающие постороннего вмешательства методы/алгоритмы (реализованные как путем предоставления доступа к торговой системе, ввод заявок в которую строго формализован, так и путем установки конкретных правил), в соответствии с которыми такие заявки взаимодействуют друг с другом и исполняются.
При этом покупатели и продавцы, введшие такие ордера в систему, должны быть заранее согласны с условиями торговли и правилами обработки заявок. Цель новой интерпретации - включить туда все системы, прежде всего полностью автоматические, в которых консолидируется поток встречных заявок,
путем как обеспечения визуального доступа к списку этих заявок (в рамках некоторой информационной среды), так и автоматической обработки и исполнения стандартизированных по ряду параметров заявок на основе внутренних "зашитых" алгоритмов.
Альтернативные торговые системы Аlternative trading systems, ATS) - электронные торговые площадки, на которых происходит выставление, обработка и исполнение заявок. По сути ATS являются полноценными биржами, но подчиняются законодательству для брокеров - дилеров.
Сети электронной связи Еlectronic communication network, ECN - являются частным случаем ATS. В отличие от ATS, ECN создавались как среда для обработки и исполнения лимит -
ордеров (ордера с фиксированной ценой, не совпадающей с текущей рыночной).
Приняв такой ордер, брокер не может его исполнить на биржевой площадке (в том числе в ATS) до тех пор, пока цена, указанная в ордере, не сравняется с рыночной. Однако такой ордер может быть исполнен в ECN при наличии встречной парной заявки.

АЛУ с цепями обхода и ускоренной пересылки

Рисунок 5.8. АЛУ с цепями обхода и ускоренной пересылки

Эта техника "обходов" может быть обобщена для того, чтобы включить передачу результата прямо в то функциональное устройство, которое в нем нуждается: результат с выхода одного устройства "пересылается" на вход другого, а не с выхода некоторого устройства только на его вход.

АНАЛИТИКА, НОВОСТИ, КОТИРОВКИ И ЛИТЕРАТУРА В ИНТЕРНЕТЕ

АНАЛИТИКА, НОВОСТИ, КОТИРОВКИ И ЛИТЕРАТУРА В ИНТЕРНЕТЕ Обзор аналитических сайтов в Интернете К любой аналитике следует относиться с известной долей скептизизма, и выбрать для себя наиболее подходящий. Не стоит позволять себе утонуть в море информации. Могу посоветовать:
Финансовые новости : К2Kapital : http://www.k2kapital.com/news/today.html Новости FOREX: http://www.fibo.ru/
Новости, аналитика и прогнозы FOREX – на нашем сайте, рекомендую:
http://www.forextrader.ru/news.html ФУНДАМЕНТАЛЬНЫЙ АНАЛИЗ Yahoo! Finance -финансовый портал Interstock Всё о мировом рынке (новости)
Bloomberg -Информационное агенство Quote.com графики On-Line BigCharts Графики USA акций,анализ Barchart.com - Markets Поиск символов Новости Индексы Forex графики on-line Календарь ожидаемых событий в мире.
K2Kapital -- Новости, аналитика, цены.
ДЕЛОВОЙ МОНИТОР компании SWISS Фьючерсы S&P Nasdaq и др ON-Line UBS котировки акций,индексов и др MetaStock Online 2.5
StockMaster ТЕХНИЧЕСКИЙ АНАЛИЗ Fundamental Technical Neural trader(рус)
Биржевые стратегии (МТС)
Книга Б.Вильямса "Торговый Хаос"
Elliott Wave Analysis by A.Bezrodny ТЕХАНАЛИЗ ON-LINE STOCK (прогнозы по волнам Эллиота)

Анализ фигур теханализа (eng)

Анализ фигур теханализа (eng)
Коротко о техническом анализе Основные технические индикаторы Фондовый ветер Описание некоторых индикаторов Bill Williams Profitunity Александр Prudent на Уолл-стрит Технический анализ от А до Я Теханализ Dow Jones Теханализ NASDAQ Forex Outlook Group Technical Analysis Всё о принципах волн Эллиота Всё о торговых системах АФБ (коротко и ясно)
Инвестиционный клуб Day trading Sestem для Nasdaq Литература на ТОРА-ЦЕНТР Книжная полка трйдера (литература)
Технический анализ рынка (теория)
Сайт Элдера Учебник по техническим индикаторам Каталог Фин. публикаций по теханализу Online учебники статьи обзоры

АНГЛОЯЗЫЧНЫЕ РЕСУРСЫ

В свободном доступе - только инфо о компании и ее услугах,
остальное - для клиентов МИНФИН ФКЦБ S&P в России Депозитарно-клиринговая компания (ДКК)
Центральный московский депозитарий (ЦМД)
АНГЛОЯЗЫЧНЫЕ РЕСУРСЫ В помощь инвестору http://www.beginnerinvest.about.com/
http://www.financialweb.com/
http://www.investorama.com/
http://dowjones.wsj.com/
http://rus.skate.ru/
http://www.ajg.ru/
Валюта русскоязычный форекс-форум Кросс курсы ВСЕХ валют мира (Yahoo.com)
Новости, индексы IG INDEX http://www.igforex.com/
ED&F Man Direct http://www.mandirect.com/home/default.cfm http://www.futureslinks.net - ежедневные новости forex http://www.bloomberg.com/ - новости Bloomberg http://biz.yahoo.com/reports/world.html - финансовые новости Yahoo!
http://cbs.marketwatch.com/news - Обзор рынка CBS http://biz.yahoo.com/c/terms/terms.html - Справочник экономических индексов Yahoo!
http://www.optimainvestor.com - проводит исследования для торгового сообщества http://www.lafferty.com - обеспечивает поток финансовых новостей в реальном времени в секторе финансовых услуг.
Equity Analytics Ltd Elliott Wave international The Growth List The Prophet Finance Alphachart Barchart E*Trade (free subscription needed)
Quote.com Option Pro JPMorgan (ADR.com)

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Аппаратное прогнозирование направления переходов и снижение потерь на организацию переходов

Аппаратные средства поддержки большой степени распараллеливания

Аппаратные средства поддержки большой степени распараллеливания

Методы, подобные разворачиванию циклов и планированию трасс, могут использоваться для увеличения степени доступного параллелизма, когда поведение условных переходов достаточно предсказуемо во время компиляции. Если же поведение переходов не известно, одной техники компиляторов может оказаться не достаточно для выявления большей степени параллелизма уровня команд. В этом разделе представлены два метода, которые могут помочь преодолеть подобные ограничения. Первый метод заключается в расширении набора команд условными или предикатными командами. Такие команды могут использоваться для ликвидации условных переходов и помогают компилятору перемещать команды через точки условных переходов. Условные команды увеличивают степень параллелизма уровня команд, но имеют существенные ограничения. Для использования большей степени параллелизма разработчики исследовали идею, которая называется "выполнением по предположению" (speculation), и позволяет выполнить команду еще до того, как процессор узнает, что она должна выполняться (т.е. этот метод позволяет избежать приостановок конвейера, связанных с зависимостями по управлению).

Архитектура двухмашинного кластера AT&T GIS LifeKeeper FRS

Рисунок 11.3. Архитектура двухмашинного кластера AT&T GIS LifeKeeper FRS

При использовании Oracle Parallel Server распределенный менеджер блокировок, входящий в состав LifeKeeper, позволяет параллельной базе данных работать с системой высокой готовности.
В планы компании входит построение крупномасштабных кластеров для университетских кампусов, а также глобальных кластеров, способных продолжать работу в случае стихийных бедствий.

Архитектура двухмашинного кластера SE90 компании Sequent

Рисунок 11.4. Архитектура двухмашинного кластера SE90 компании Sequent

Компания Sequent одной из первых освоила технологию Fast-Wide SCSI, что позволило ей добиться значительного увеличения производительности систем при обработке транзакций. Компания поддерживает дисковые подсистемы RAID уровней 1, 3 и 5. Кроме того она предлагает в качестве разделяемого ресурса ленточные накопители SCSI. Модель SE90 поддерживает кластеры, в состав которых могут входить два, три или четыре узла, представляющих собой многопроцессорные системы Symmetry 2000 или Symmetry 5000 в любой комбинации. Это достаточно мощные системы. Например, Sequent Symmetry 5000 Series 790 может иметь от 2 до 30 процессоров Pentium 66 МГц, оперативную память емкостью до 2 Гбайт и дисковую память емкостью до 840 Гбайт.
При работе с Oracle Parallel Server все узлы кластера работают с единственной копией базы данных, расположенной на общих разделяемых дисках.

Архитектура кластера компании DEC на базе рефлективной

Рисунок 11.2. Архитектура кластера компании DEC на базе рефлективной

памяти и каналов "память-память"
Компания DEC выпускает RAID массивы StorageWorks, которые поддерживают RAID уровней 0, 1 и 5 и обеспечивают замену компонентов без выключения питания. В стоечной конфигурации поддерживается до 70 накопителей и дополнительные источники питания. Они могут выполнять до 400 операций ввода/вывода в секунду и подключаются к основным компьютерам через интерфейс Differential Fast SCSI-2. Скоростью интерфейса составляет 10 Мбайт/с, максимальная длина связи - 25 м.

Архитектура машин с длинным командным словом

Архитектура машин с длинным командным словом

Архитектура машин с очень длинным командным словом (VLIW Very - Long Instruction Word) позволяет сократить объем оборудования, требуемого для реализации параллельной выдачи нескольких команд, и потенциально чем большее количество команд выдается параллельно, тем больше эта экономия. Например, суперскалярная машина, обеспечивающая параллельную выдачу двух команд, требует параллельного анализа двух кодов операций, шести полей номеров регистров, а также того, чтобы динамически анализировалась возможность выдачи одной или двух команд и выполнялось распределение этих команд по функциональным устройствам. Хотя требования по объему аппаратуры для параллельной выдачи двух команд остаются достаточно умеренными, и можно даже увеличить степень распараллеливания до четырех (что применяется в современных микропроцессорах), дальнейшее увеличение количества выдаваемых параллельно для выполнения команд приводит к нарастанию сложности реализации из-за необходимости определения порядка следования команд и существующих между ними зависимостей.
Архитектура VLIW базируется на множестве независимых функциональных устройств. Вместо того, чтобы пытаться параллельно выдавать в эти устройства независимые команды, в таких машинах несколько операций упаковываются в одну очень длинную команду. При этом ответственность за выбор параллельно выдаваемых для выполнения операций полностью ложится на компилятор, а аппаратные средства, необходимые для реализации суперскалярной обработки, просто отсутствуют.
WLIW-команда может включать, например, две целочисленные операции, две операции с плавающей точкой, две операции обращения к памяти и операцию перехода. Такая команда будет иметь набор полей для каждого функционального устройства, возможно от 16 до 24 бит на устройство, что приводит к команде длиною от 112 до 168 бит.
Рассмотрим работу цикла инкрементирования элементов вектора на подобного рода машине в предположении, что одновременно могут выдаваться две операции обращения к памяти, две операции с плавающей точкой и одна целочисленная операция либо одна команда перехода. На Рисунок 6.14 показан код для реализации этого цикла. Цикл был развернут семь раз, что позволило устранить все возможные приостановки конвейера. Один проход по циклу осуществляется за 9 тактов и вырабатывает 7 результатов. Таким образом, на вычисление каждого результата расходуется 1.28 такта (в нашем примере для суперскалярной машины на вычисление каждого результата расходовалось 2.4 такта).
Для машин с VLIW-архитектурой был разработан новый метод планирования выдачи команд, названный "трассировочным планированием". При использовании этого метода из последовательности исходной программы генерируются длинные команды путем просмотра программы за пределами базовых блоков. Как уже отмечалось, базовый блок - это линейный участок программы без ветвлений.
С точки зрения архитектурных идей машину с очень длинным командным словом можно рассматривать как расширение RISC-архитектуры. Как и в RISC-архитектуре аппаратные ресурсы VLIW-машины предоставлены компилятору, и ресурсы планируются статически. В машинах с очень длинным командным словом к этим ресурсам относятся конвейерные функциональные устройства, шины и банки памяти. Для поддержки высокой пропускной способности между функциональными устройствами и регистрами необходимо использовать несколько наборов регистров. Аппаратное разрешение конфликтов исключается и предпочтение отдается простой логике управления. В отличие от традиционных машин регистры и шины не резервируются, а их использование полностью определяется во время компиляции.

Обращение к памяти 1	Обращение к памяти 2	Операция ПТ 1	Операция ПТ 2	Целочисленная операция/ переход
LD F0,0(R1) LD F10,-16(R1) LD F18,-32(R1) LD F26,-48(R1) SD 0(R1),F4 SD -16(R1),F12 SD -32(R1),F20 SD 0(R1),F28	LD F6,-8(R1) LD F14,-24(R1) LD F22,-40(R1) SD -8(R1),F8 SD -24(R1),F16 SD -40(R1),F24	ADDD F4,F0,F2 ADDD F12,F10,F2 ADDD F20,F18,F2 ADDD F28,F26,F2	ADDD F8,F6,F2 ADDD F16,F14,F2 ADDD F24,F22,F2	SUBI R1,R1,#48 BNEZ R1,Loop

Архитектура POWER

Архитектура POWER

Архитектура POWER во многих отношениях представляет собой традиционную RISC-архитектуру. Она придерживается наиболее важных отличительных особенностей RISC: фиксированной длины команд, архитектуры регистр-регистр, простых способов адресации, простых (не требующих интерпретации) команд, большого регистрового файла и трехоперандного (неразрушительного) формата команд. Однако архитектура POWER имеет также несколько дополнительных свойств, которые отличают ее от других RISC-архитектур.
Во-первых, набор команд был основан на идее суперскалярной обработки. В базовой архитектуре команды распределяются по трем независимым исполнительным устройствам: устройству переходов, устройству с фиксированной точкой и устройству с плавающей точкой. Команды могут направляться в каждое из этих устройств одновременно, где они могут выполняться одновременно и заканчиваться не в порядке поступления. Для увеличения уровня параллелизма, который может быть достигнут на практике, архитектура набора команд определяет для каждого из устройств независимый набор регистров. Это минимизирует связи и синхронизацию, требуемые между устройствами, позволяя тем самым исполнительным устройствам настраиваться на динамическую смесь команд. Любая связь по данным, требующаяся между устройствами, должна анализироваться компилятором, который может ее эффективно спланировать. Следует отметить, что это только концептуальная модель. Любой конкретный процессор с архитектурой POWER может рассматривать любое из концептуальных устройств как множество исполнительных устройств для поддержки дополнительного параллелизма команд. Но существование модели приводит к согласованной разработке набора команд, который естественно поддерживает степень параллелизма по крайней мере равную трем.
Во-вторых, архитектура POWER расширена несколькими "смешанными" командами для сокращения времен выполнения. Возможно единственным недостатком технологии RISC по сравнению с CISC, является то, что иногда она использует большее количество команд для выполнения одного и того же задания. Было обнаружено, что во многих случаях увеличения размера кода можно избежать путем небольшого расширения набора команд, которое вовсе не означает возврат к сложным командам, подобным командам CISC. Например, значительная часть увеличения программного кода была обнаружена в кодах пролога и эпилога, связанных с сохранением и восстановлением регистров во время вызова процедуры. Чтобы устранить этот фактор IBM ввела команды "групповой загрузки и записи", которые обеспечивают пересылку нескольких регистров в/из памяти с помощью единственной команды. Соглашения о связях, используемые компиляторами POWER, рассматривают задачи планирования, разделяемые библиотеки и динамическое связывание как простой, единый механизм. Это было сделано с помощью косвенной адресации посредством таблицы содержания (TOC - Table Of Contents), которая модифицируется во время загрузки. Команды групповой загрузки и записи были важным элементом этих соглашений о связях.
Другим примером смешанных команд является возможность модификации базового регистра вновь вычисленным эффективным адресом при выполнении операций загрузки или записи (аналог автоинкрементной адресации). Эти команды устраняют необходимость выполнения дополнительных команд сложения, которые в противном случае потребовались бы для инкрементирования индекса при обращениях к массивам. Хотя это смешанная операция, она не мешает работе традиционного RISC-конвейера, поскольку модифицированный адрес уже вычислен и порт записи регистрового файла во время ожидания операции с памятью свободен.
Архитектура POWER обеспечивает также несколько других способов сокращения времени выполнения команд такие как: обширный набор команд для манипуляции битовыми полями, смешанные команды умножения-сложения с плавающей точкой, установку регистра условий в качестве побочного эффекта нормального выполнения команды и команды загрузки и записи строк (которые работают с произвольно выровненными строками байтов).
Третьим фактором, который отличает архитектуру POWER от многих других RISC-архитектур, является отсутствие механизма "задержанных переходов". Обычно этот механизм обеспечивает выполнение команды, следующей за командой условного перехода, перед выполнением самого перехода. Этот механизм эффективно работал в ранних RISC-машинах для заполнения "пузыря", появляющегося при оценке условий для выбора направления перехода и выборки нового потока команд. Однако в более продвинутых, суперскалярных машинах, этот механизм может оказаться неэффективным, поскольку один такт задержки команды перехода может привести к появлению нескольких "пузырей", которые не могут быть покрыты с помощью одного архитектурного слота задержки. Почти все такие машины, чтобы устранить влияние этих "пузырей", вынуждены вводить дополнительное оборудование (например, кэш-память адресов переходов). В таких машинах механизм задержанных переходов становится не только мало эффективным, но и привносит значительную сложность в логику обработки последовательности команд. Вместо этого архитектура переходов POWER была организована для поддержки методики "предварительного просмотра условных переходов" (branch-lockahead) и методики "свертывания переходов" (branch-folding).
Методика реализации условных переходов, используемая в архитектуре POWER, является четвертым уникальным свойством по сравнению с другими RISC-процессорами. Архитектура POWER определяет расширенные свойства регистра условий. Проблема архитектур с традиционным регистром условий заключается в том, что установка битов условий как побочного эффекта выполнения команды, ставит серьезные ограничения на возможность компилятора изменить порядок следования команд. Кроме того, регистр условий представляет собой единственный архитектурный ресурс, создающий серьезное узкое горло в машине, которая параллельно выполняет несколько команд или выполняет команды не в порядке их появления в программе. Некоторые RISC-архитектуры обходят эту проблему путем полного исключения из своего состава регистра условий и требуют установки кода условий с помощью команд сравнения в универсальный регистр, либо путем включения операции сравнения в саму команду перехода. Последний подход потенциально перегружает конвейер команд при выполнении перехода. Поэтому архитектура POWER вместо того, чтобы исправлять проблемы, связанные с традиционным подходом к регистру условий, предлагает: a) наличие специального бита в коде операции каждой команды, что делает модификацию регистра условий дополнительной возможностью, и тем самым восстанавливает способность компилятора реорганизовать код, и b) несколько (восемь) регистров условий для того, чтобы обойти проблему единственного ресурса и обеспечить большее число имен регистра условий так, что компилятор может разместить и распределить ресурсы регистра условий, как он это делает для универсальных регистров.
Другой причиной выбора модели расширенного регистра условий является то, что она согласуется с организацией машины в виде независимых исполнительных устройств. Концептуально регистр условий является локальным по отношению к устройству переходов. Следовательно, для оценки направления выполнения условного перехода не обязательно обращаться к универсальному регистровому файлу (который является локальным для устройства с фиксированной точкой). Для той степени, с которой компилятор может заранее спланировать модификацию кода условия (и/или загрузить заранее регистры адреса перехода), аппаратура может заранее просмотреть и свернуть условные переходы, выделяя их из потока команд. Это позволяет освободить в конвейере временной слот (такт) выдачи команды, обычно занятый командой перехода, и дает возможность диспетчеру команд создавать непрерывный линейный поток команд для вычислительных исполнительных устройств.
Первая реализация архитектуры POWER появилась на рынке в 1990 году. С тех пор компания IBM представила на рынок еще две версии процессоров POWER2 и POWER2+, обеспечивающих поддержку кэш-памяти второго уровня и имеющих расширенный набор команд.
По данным IBM процессор POWER требует менее одного такта для выполнении одной команды по сравнению с примерно 1.25 такта у процессора Motorola 68040, 1.45 такта у процессора SPARC, 1.8 такта у Intel i486DX и 1.8 такта Hewlett-Packard PA-RISC. Тактовая частота архитектурного ряда в зависимости от модели меняется от 25 МГц до 62 МГц.
Процессоры POWER работают на частоте 33, 41.6, 45, 50 и 62.5 МГЦ. Архитектура POWER включает раздельную кэш-память команд и данных (за исключением рабочих станций и серверов рабочих групп начального уровня, которые имеют однокристальную реализацию процессора POWER и общую кэш-память команд и данных), 64- или 128-битовую шину памяти и 52-битовый виртуальный адрес. Она также имеет интегрированный процессор плавающей точки и таким образом хорошо подходит для приложений с интенсивными вычислениями, типичными для технической среды, хотя текущая стратегия RS/6000 нацелена как на коммерческие, так и на технические приложения. RS/6000 показывает хорошую производительность на плавающей точке: 134.6 SPECp92 для POWERstation/Powerserver 580. Это меньше, чем уровень моделей Hewlett-Packard 9000 Series 800 G/H/I-50, которые достигают уровня 150 SPECfp92.
Для реализации быстрой обработки ввода/вывода в архитектуре POWER используется шина Micro Channel, имеющая пропускную способность 40 или 80 Мбайт/сек. Шина Micro Channel включает 64-битовую шину данных и обеспечивает поддержку работы нескольких главных адаптеров шины. Такая поддержка позволяет сетевым контроллерам, видеоадаптерам и другим интеллектуальным устройствам передавать информацию по шине независимо от основного процессора, что снижает нагрузку на процессор и соответственно увеличивает системную производительность.
Многокристальный набор POWER2 состоит из восьми полузаказных микросхем (устройств):

Блок кэш-памяти команд (ICU) - 32 Кбайт, имеет два порта с 128-битовыми шинами;

Блок устройств целочисленной арифметики (FXU) - содержит два целочисленных конвейера и два блока регистров общего назначения (по 32 32-битовых регистра). Выполняет все целочисленные и логические операции, а также все операции обращения к памяти;

Блок устройств плавающей точки (FPU) - содержит два конвейера для выполнения операций с плавающей точкой двойной точности, а также 54 64-битовых регистра плавающей точки;

Четыре блока кэш-памяти данных - максимальный объем кэш-памяти первого уровня составляет 256 Кбайт. Каждый блок имеет два порта. Устройство реализует также ряд функций обнаружения и коррекции ошибок при взаимодействии с системой памяти;

Блок управления памятью (MMU).

Набор кристаллов POWER2 содержит порядка 23 миллионов транзисторов на площади 1217 квадратных мм и изготовлен по технологии КМОП с проектными нормами 0.45 микрон. Рассеиваемая мощность на частоте 66.5 МГц составляет 65 Вт.
Производительность процессора POWER2 по сравнению с POWER значительно повышена: при тактовой частоте 71.5 МГц она достигает 131 SPECint92 и 274 SPECfp92.

Архитектура системы команд Классификация процессоров (CISC и RISC)

Архитектура системы команд. Классификация процессоров (CISC и RISC)

Как уже было отмечено, архитектура набора команд служит границей между аппаратурой и программным обеспечением и представляет ту часть системы, которая видна программисту или разработчику компиляторов.
Двумя основными архитектурами набора команд, используемыми компьютерной промышленностью на современном этапе развития вычислительной техники являются архитектуры CISC и RISC. Основоположником CISC-архитектуры можно считать компанию IBM с ее базовой архитектурой /360, ядро которой используется с1964 года и дошло до наших дней, например, в таких современных мейнфреймах как IBM ES/9000.
Лидером в разработке микропроцессоров c полным набором команд (CISC - Complete Instruction Set Computer) считается компания Intel со своей серией x86 и Pentium. Эта архитектура является практическим стандартом для рынка микрокомпьютеров. Для CISC-процессоров характерно: сравнительно небольшое число регистров общего назначения; большое количество машинных команд, некоторые из которых нагружены семантически аналогично операторам высокоуровневых языков программирования и выполняются за много тактов; большое количество методов адресации; большое количество форматов команд различной разрядности; преобладание двухадресного формата команд; наличие команд обработки типа регистр-память.
Основой архитектуры современных рабочих станций и серверов является архитектура компьютера с сокращенным набором команд (RISC - Reduced Instruction Set Computer). Зачатки этой архитектуры уходят своими корнями к компьютерам CDC6600, разработчики которых (Торнтон, Крэй и др.) осознали важность упрощения набора команд для построения быстрых вычислительных машин. Эту традицию упрощения архитектуры С. Крэй с успехом применил при создании широко известной серии суперкомпьютеров компании Cray Research. Однако окончательно понятие RISC в современном его понимании сформировалось на базе трех исследовательских проектов компьютеров: процессора 801 компании IBM, процессора RISC университета Беркли и процессора MIPS Стенфордского университета.
Разработка экспериментального проекта компании IBM началась еще в конце 70-х годов, но его результаты никогда не публиковались и компьютер на его основе в промышленных масштабах не изготавливался. В 1980 году Д.Паттерсон со своими коллегами из Беркли начали свой проект и изготовили две машины, которые получили названия RISC-I и RISC-II. Главными идеями этих машин было отделение медленной памяти от высокоскоростных регистров и использование регистровых окон. В 1981году Дж.Хеннесси со своими коллегами опубликовал описание стенфордской машины MIPS, основным аспектом разработки которой была эффективная реализация конвейерной обработки посредством тщательного планирования компилятором его загрузки.
Эти три машины имели много общего. Все они придерживались архитектуры, отделяющей команды обработки от команд работы с памятью, и делали упор на эффективную конвейерную обработку. Система команд разрабатывалась таким образом, чтобы выполнение любой команды занимало небольшое количество машинных тактов (предпочтительно один машинный такт). Сама логика выполнения команд с целью повышения производительности ориентировалась на аппаратную, а не на микропрограммную реализацию. Чтобы упростить логику декодирования команд использовались команды фиксированной длины и фиксированного формата.
Среди других особенностей RISC-архитектур следует отметить наличие достаточно большого регистрового файла (в типовых RISC-процессорах реализуются 32 или большее число регистров по сравнению с 8 - 16 регистрами в CISC-архитектурах), что позволяет большему объему данных храниться в регистрах на процессорном кристалле большее время и упрощает работу компилятора по распределению регистров под переменные. Для обработки, как правило, используются трехадресные команды, что помимо упрощения дешифрации дает возможность сохранять большее число переменных в регистрах без их последующей перезагрузки.
Ко времени завершения университетских проектов (1983-1984 гг.) обозначился также прорыв в технологии изготовления сверхбольших интегральных схем. Простота архитектуры и ее эффективность, подтвержденная этими проектами, вызвали большой интерес в компьютерной индустрии и с 1986 года началась активная промышленная реализация архитектуры RISC. К настоящему времени эта архитектура прочно занимает лидирующие позиции на мировом компьютерном рынке рабочих станций и серверов.
Развитие архитектуры RISC в значительной степени определялось прогрессом в области создания оптимизирующих компиляторов. Именно современная техника компиляции позволяет эффективно использовать преимущества большего регистрового файла, конвейерной организации и большей скорости выполнения команд. Современные компиляторы используют также преимущества другой оптимизационной техники для повышения производительности, обычно применяемой в процессорах RISC: реализацию задержанных переходов и суперскалярной обработки, позволяющей в один и тот же момент времени выдавать на выполнение несколько команд.
Следует отметить, что в последних разработках компании Intel (имеется в виду Pentium P54C и процессор следующего поколения P6), а также ее последователей-конкурентов (AMD R5, Cyrix M1, NexGen Nx586 и др.) широко используются идеи, реализованные в RISC-микропроцессорах, так что многие различия между CISC и RISC стираются. Однако сложность архитектуры и системы команд x86 остается и является главным фактором, ограничивающим производительность процессоров на ее основе.

Архитектура системы с распределенной внешней

Рисунок 10.6. Архитектура системы с распределенной внешней

памятью и распределенным по узлам справочником

А вот настройки по GMT
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 48

А вот настройки по GMT (по Гринвичу) выглядят уже немного иначе:

Имейте в виду, что нужно убрать выходные: если их не убрать в сессиях, то OMEGA будет показывать на графиках пробелы в выходные.

А вот настройки по GMT

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Аккорды для гитары Заметки разработчика

Б Диаграмма работы конвейера при структурном конфликте

Рисунок 5.6, б. Диаграмма работы конвейера при структурном конфликте

Б показывает различные ограничения

Рисунок 5.15, б показывает различные ограничения для всех этих схем планирования условных переходов, а также ситуации, в которых они дают выигрыш. Компилятор должен соблюдать требования при подборе подходящей команды для заполнения слота задержки. Если такой команды не находится, слот задержки должен заполняться пустой операцией.

Рассматриваемый случай	Требования	Когда увеличивается производительность
(a)	Команда условного перехода не должна зависеть от переставляемой команды	Всегда
(b)	Выполнение переставляемой команды должно быть корректным, даже если переход не выполняется Может потребоваться копирование команды	Когда переход выполняется. Может увеличивать размер программы в случае копирования команды
(c)	Выполнение переставляемой команды должно быть корректным, даже если переход выполняется	Когда переход не выполняется

Б Совмещение чтения и записи регистров в одном такте

Рисунок 5.7, б. Совмещение чтения и записи регистров в одном такте

В этом примере все команды, следующие за командой ADD, используют результат ее выполнения. Команда ADD записывает результат в регистр R1, а команда SUB читает это значение. Если не предпринять никаких мер для того, чтобы предотвратить этот конфликт, команда SUB прочитает неправильное значение и попытается его использовать. На самом деле значение, используемое командой SUB, является даже неопределенным: хотя логично предположить, что SUB всегда будет использовать значение R1, которое было присвоено какой-либо командой, предшествовавшей ADD, это не всегда так. Если произойдет прерывание между командами ADD и SUB, то команда ADD завершится, и значение R1 в этой точке будет соответствовать результату ADD. Такое непрогнозируемое поведение очевидно неприемлемо.
Проблема, поставленная в этом примере, может быть разрешена с помощью достаточно простой аппаратной техники, которая называется пересылкой или продвижением данных (data forwarding), обходом (data bypassing), иногда закороткой (short-circuiting). Эта аппаратура работает следующим образом. Результат операции АЛУ с его выходного регистра всегда снова подается назад на входы АЛУ. Если аппаратура обнаруживает, что предыдущая операция АЛУ записывает результат в регистр, соответствующий источнику операнда для следующей операции АЛУ, то логические схемы управления выбирают в качестве входа для АЛУ результат, поступающий по цепи "обхода" , а не значение, прочитанное из регистрового файла (Рисунок 5.8).

б

Рисунок 5.15, б

Планирование задержанных переходов осложняется (1) наличием ограничений на команды, размещение которых планируется в слотах задержки и (2) необходимостью предсказывать во время компиляции, будет ли условный переход выполняемым или нет.

Базовая модель VAX/VMS кластеров

Базовая модель VAX/VMS кластеров

Компания DEC первой анонсировала концепцию кластерной системы в 1983 году, определив ее как группу объединенных между собой вычислительных машин, представляющих собой единый узел обработки информации. По существу VAX-кластер представляет собой слабосвязанную многомашинную систему с общей внешней памятью, обеспечивающую единый механизм управления и администрирования.
VAX-кластер обладает следующими свойствами:

Базовым набором функций обладает система QUIK-Инфо

Функциональные возможности конкретной системы настраиваются администратором QUIK для каждого клиента, в зависимости от того,
какой из систем он намерен пользоваться.
Базовым набором функций обладает система QUIK-Инфо. Функционально система QUIK-Инфо представляет собой законченный программный комплекс в среде Windows. В рамках системы можно участвовать в торгах на следующих биржах:
на единой межбиржевой торговой сессии (ЕТС) - иностранной валютой;
на ММВБ: иностранной валютой в СЭЛТ, государственными долговыми обязательствами (ГКО, ОФЗ) и приравненными к ним ценными бумагами,
корпоративными ценными бумагами, облигациями субъектов федерации;
на СМВБ - иностранной валютой в СЛОТ, областными и муниципальными долговыми обязательствами.
РТС-1 и РТС СГК На фондовой бирже "Санкт-Петербург" (секция фондового рынка и секция срочных контрактов).
Помимо биржевой информации, через систему могут поставляться оперативные новостные ленты информационных агентств (Прайм-Тасс, Росбизнесконсалтинг,
МФД-Инфоцентр).
Новацией в системе QUIK является универсальный шлюз новостей, с помощью которого брокеры смогут создавать потоки сообщений - новостей, отраслевых обзоров, аналитики, комментариев и прогнозов специалистов к ситуации на фондовом рынке. Данная возможность позволяет интегрировать в одной системе различные брокерские сервисы, предлагая наряду с оперативной биржевой информацией и новостями ведущих информационных агентств потенциал собственной аналитической службы.
В рамках систем QUIK-ЕТС, и QUIK-Акции, помимо наблюдения за ходом торгов,
можно решать также ряд специфических задач (для организаций, имеющих статус дилера в соответствующей торговой секции). А именно:
подавать заявки на покупку/продажу финансовых инструментов и осуществлять сделки;
отслеживать состояние заявок и сделок, а также текущее состояние денежных позиций трейдера;

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Процессор R10000 содержит три очереди

Рисунок 8.9. Блок схема процессора R 10000

Процессор R10000 содержит три очереди (буфера) команд (очередь целочисленных команд, очередь команд плавающей точки и очередь адресных команд). Эти три очереди осуществляют выдачу команд в динамике в соответствующие исполнительные устройства. С каждой командой в очереди хранится тег команды, который перемещается вместе с командой по ступеням конвейера. Каждая очередь осуществляет динамическое планирование потока команд и может определить моменты времени, когда становятся доступными операнды, необходимые для каждой команды. Кроме того, очередь определяет порядок выполнения команд на основе анализа состояния соответствующих исполнительных устройств. Как только ресурс оказывается свободным очередь выдает команду в соответствующее исполнительное устройство.

Зависимости между командами могут привести к деградации производительности процессора. Чтобы этого избежать применяется специальная методика, которая называется методикой переименования регистров. Ее основная задача - определение зависимостей между командами и обеспечение точного адреса прерывания программы. В процессе переименования регистров каждый логический регистр, указанный в команде, заменяется физическим регистром на основе таблицы распределения регистров. Такое переименование происходит для каждого регистра результата команды. Поэтому, когда команда записывает в логический регистр новое значение, этот логический регистр переименовывается и будет использовать имя нового физического регистра. Однако, его предыдущее значение оказывается сохраненным в старом физическом регистре. Сохранение значений старого регистра позволяет обрабатывать точные прерывания. В то время как все команды переименовываются, логические номера их регистров сравниваются для определения зависимостей между четырьмя командами, декодированными в одном и том же такте.

В процессоре R10000 имеются пять полностью независимых исполнительных устройств: два целочисленных АЛУ, два основных устройства плавающей точки и два вторичных устройства плавающей точки, которые работают с длинными операциями, такими как деление и вычисление квадратного корня.

Устройство загрузки/записи содержит очередь адресов, устройство вычисления адреса, устройство преобразования виртуальных адресов в физические (TLB), стек адресов, буфер записи и кэш-память данных первого уровня. Устройство загрузки/записи выполняет команды загрузки, записи, предварительной выборки, а также команды работы с кэш-памятью.

Выполнение всех команд загрузки и записи начинается с трехтактной последовательности, во время которой осуществляется выдача команды, вычисление виртуального адреса и преобразование виртуального адреса в физический. Преобразование адреса осуществляется только однажды во время выполнения команды. Производится обращение к кэш-памяти данных и пересылка требуемых данных завершается при наличии данных в кэш-памяти первого уровня. В случае промаха, или в случае занятости требуемого разделяемого порта регистрового файла, обращение к кэшу данных и к тегу должно быть повторено после получения данных либо из кэш-памяти второго уровня, либо из основной памяти.

TLB содержит 64 строки и выполняет преобразование виртуального адреса в физический. Виртуальный адрес для преобразования поступает либо из устройства вычисления адреса, либо из счетчика команд.

Внешняя кэш-память второго уровня управляется с помощью внутреннего контроллера, который имеет специальный порт для подсоединения кэш-памяти. Специальная магистраль данных шириной в 128 бит осуществляет пересылки данных на тактовой частоте процессора 200 МГц. В процессоре имеется также 64-битовая шина данных системного интерфейса. Кэш-память второго уровня имеет двухканальную множественно-ассоциативную организацию. Максимальный размер - 16 Мбайт. Минимальный размер 512 Кбайт. Пересылки осуществляются 128-битовыми порциями (4 32-битовых слова). Для пересылки больших блоков данных используются последовательные циклы шины:

Четырехсловные обращения (128 бит) используются для команд кэш-памяти;

Восьмисловные обращения (256 бит) используются для перезагрузки первичного кэша данных;

Шестнадцатисловные обращения (512 бит) используются для перезагрузки первичного кэша команд;

Тридцатидвухсловные обращения (1024 бит) используются для перезагрузки кэш-памяти второго уровня.

Системный интерфейс процессора R10000 работает в качестве шлюза между самим процессором и связанным с ним кэшем второго уровня и остальной системой. Системный интерфейс работает с тактовой частотой внешней синхронизации. Возможно программирование работы системного интерфейса на тактовой частоте 200, 133, 100, 80, 67, 57 и 50 МГц.

Процессор поддерживает протокол расщепления транзакций, позволяющий осуществлять выдачу очередных запросов процессором или внешним абонентом шины, не дожидаясь ответа на предыдущий запрос. Максимально поддерживается до четырех одновременных транзакций на шине.

Процессор R10000 допускает два способа организации многопроцессорной системы. Один из способов связан с созданием специального внешнего интерфейса для каждого процессора системы. Этот интерфейс обычно реализуется с помощью заказной интегральной схемы, которая организует шлюз к основной памяти и подсистеме ввода/вывода. При таком типе соединений процессоры не связаны друг с другом непосредственно, а взаимодействуют через этот специальный интерфейс. Хотя такая реализация общепринята, ее стоимость достаточно высока.

Второй способ предназначен для достижения максимальной производительности при минимальных затратах. Он подразумевает использование от двух до четырех процессоров, объединенных шиной Claster Bus. В этом случае необходим только один внешний интерфейс для взаимодействия с другими ресурсами системы.

Отличительной особенностью микропроцессора 21164 является

Рисунок 8.12. Блок-схема процессора Alpha 21164

Отличительной особенностью микропроцессора 21164 является размещение на кристалле вторичного трехканального множественно-ассоциативного кэша, емкостью 96 Кбайт. Вторичный кэш резко снижает количество обращений к внешней шине микропроцессора. Кроме вторичного кэша на кристалле поддерживается работа с внешним кэшем третьего уровня.

Сочетание большого количества вычислительных устройств, более быстрого выполнения операций с плавающей точкой (четыре такта вместо шести), более быстрого доступа к первичному кэшу (два такта вместо трех) обеспечивают новому микропроцессору рекордные параметры производительности.

Суперскалярная архитектура процессора базируются на

Рисунок 8.8. Блок-схема процессора MC 88110

Суперскалярная архитектура процессора базируются на реализации возможности завершения команд не в порядке их поступления для выполнения, что позволяет существенно увеличить производительность, однако приводит к проблемам организации точного прерывания. Эта проблема решается в процессоре 88110 с помощью так называемого буфера истории, который хранит старые значения регистров при выполнении и завершении операций не в предписанном программой порядке, и позволяет аппаратно восстановить необходимое состояние в случае прерывания.

В процессоре предусмотрено несколько способов ускорения обработки условных переходов. Один из них, предсказание направления перехода, позволяет компилятору сообщить процессору предпочтительное направление перехода. Для выполняемых переходов используется буфер целевых адресов перехода емкостью 32 строки, позволяющий быстро выбрать две команды по целевому адресу перехода. Механизм предсказания направления переходов позволяет одновременно выполнять эти команды и оценивать условие перехода. Для предсказанного направления перехода разрешено спекулятивное (условное) выполнение команд. Если направление перехода предсказано неверно, исходное состояние процессора восстанавливается с помощью буфера истории. Выполнение программы в этом случае будет продолжено с "правильной" команды.

В каждом такте процессор может выдавать на выполнение две команды. В большинстве случаев выдача команд осуществляется в порядке, предписанном программой. Команды записи и условных переходов могут посылаться на буферные станции резервирования, из которых они в дальнейшем будут выданы на выполнение. Команды загрузки могут накапливаться в очереди. Таким образом эти команды не блокируют выдачу второй команды из пары. Большое количество исполнительных устройств позволяет осуществлять одновременную выдачу двух команд во многих ситуациях: 2 целочисленные команды, 2 команды с плавающей точкой, 2 графические команды или любая комбинация перечисленных команд.

В устройстве загрузки/записи реализован буфер загрузки FIFO на четыре строки и три станции резервирования операций записи, что позволяет иметь в каждый момент времени до 4 отложенных команд загрузки и до трех команд записи. Выполнение этих команд внутри устройства может переупорядочиваться для обеспечения большей эффективности.

При построении многопроцессорной системы все процессоры и основная память размещаются на одной плате. Для обеспечения хорошей производительности системы каждый процессор в такой конфигурации снабжается кэш-памятью второго уровня емкостью 256 Кбайт. Протокол поддержания когерентного состояния кэш-памяти (протокол наблюдения) базируется на методике записи с аннулированием, гарантирующей размещение модифицированной копии строки кэш-памяти только в одном из кэшей системы. Протокол позволяет нескольким процессорам иметь одну и ту же копию строки кэш-памяти. При этом, если один из процессоров выполняет запись в память (общую строку кэш-памяти), другие процессоры уведомляются о том, что их копии являются недействительными и должны быть аннулированы.

Блоксхема процессора micro SparcII

Рисунок 8.5. Блок-схема процессора micro Sparc-II

Блоксхема процессора micro SparcII

MicroSPARC-II (Рисунок 8.5) является одним из сравнительно недавно появившихся процессоров семейства SPARC. Основное его назначение - однопроцессорные низкостоимостные системы. Он представляет собой высокоинтегрированную микросхему, содержащую целочисленное устройство, устройство управления памятью, устройство плавающей точки, раздельную кэш-память команд и данных, контроллер управления микросхемами динамической памяти и контроллер шины SBus.
Основными свойствами целочисленного устройства microSPARC-II являются:

пятиступенчатый конвейер команд;

предварительная обработка команд переходов;

поддержка потокового режима работы кэш-памяти команд и данных;

регистровый файл емкостью 136 регистров (8 регистровых окон);

интерфейс с устройством плавающей точки;

предварительная выборка команд с очередью на четыре команды.

Целочисленное устройство использует пятиступенчатый конвейер команд с одновременным запуском до двух команд. Устройство плавающей точки обеспечивает выполнение операций в соответствии со стандартом IEEE 754.
Устройство управления памятью выполняет четыре основных функции. Во-первых, оно обеспечивает формирование и преобразование виртуального адреса в физический. Эта функция реализуется с помощью ассоциативного буфера TLB. Кроме того, устройство управления памятью реализует механизмы защиты памяти. И, наконец, оно выполняет арбитраж обращений к памяти со стороны ввода/вывода, кэша данных, кэша команд и TLB.
Процессор microSPARC II имеет 64-битовую шину данных для связи с памятью и поддерживает оперативную память емкостью до 256 Мбайт. В процессоре интегрирован контроллер шины SBus, обеспечивающий эффективную с точки зрения стоимости реализацию ввода/вывода.

вывода посредством синхронной шины. Процессор

Рисунок 8.6. Блок-схема процессора PA 7100

Процессор подсоединяется к памяти и подсистеме ввода/ вывода посредством синхронной шины. Процессор может работать с тремя разными отношениями внутренней и внешней тактовой частоты в зависимости от частоты внешней шины: 1:1, 3:2 и 2:1. Это позволяет использовать в системах разные по скорости микросхемы памяти.

Конструктивно на кристалле PA-7100 размещены целочисленный процессор, процессор для обработки чисел с плавающей точкой, устройство управления кэшем, унифицированный буфер TLB, устройство управления, а также ряд интерфейсных схем. Целочисленный процессор включает АЛУ, устройство сдвига, сумматор команд перехода, схемы проверки кодов условий, схемы обхода, универсальный регистровый файл, регистры управления и регистры адресного конвейера. Устройство управления кэш-памятью содержит регистры, обеспечивающие перезагрузку кэш-памяти при возникновении промахов и контроль когерентного состояния памяти. Это устройство содержит также адресные регистры сегментов, буфер преобразования адреса TLB и аппаратуру хеширования, управляющую перезагрузкой TLB. В состав процессора плавающей точки входят устройство умножения, арифметико-логическое устройство, устройство деления и извлечения квадратного корня, регистровый файл и схемы "закоротки" результата. Интерфейсные устройства включают все необходимые схемы для связи с кэш-памятью команд и данных, а также с шиной данных. Обобщенный буфер TLB содержит 120 строк ассоциативной памяти фиксированного размера и 16 строк переменного размера.

Устройство плавающей точки (Рисунок 8.7) реализует арифметику с одинарной и двойной точностью в стандарте IEEE 754. Его устройство умножения используется также для выполнения операций целочисленного умножения. Устройства деления и вычисления квадратного корня работают с удвоенной частотой процессора. Арифметико-логическое устройство выполняет операции сложения, вычитания и преобразования форматов данных. Регистровый файл состоит из 28 64-битовых регистров, каждый из которых может использоваться как два 32-битовых регистра для выполнения операций с плавающей точкой одинарной точности. Регистровый файл имеет пять портов чтения и три порта записи, которые обеспечивают одновременное выполнение операций умножения, сложения и загрузки/записи.

схема процессора Power PC 603

Рисунок 8.13. Блок- схема процессора Power PC 603

схема процессора Power PC 604

Рисунок 8.14. Блок- схема процессора Power PC 604

Такая параллельная конструкция в сочетании со спецификацией команд PowerPC, допускающей реализацию ускоренного выполнения команд, обеспечивает высокую эффективность и большую пропускную способность процессора. Применяемые в процессоре 604 буфера переименования регистров, буферные станции резервирования, динамическое прогнозирование направления условных переходов и устройство завершения выполнения команд существенно увеличивают пропускную способность системы, гарантируют завершение выполнения команд в порядке, предписанном программой, и обеспечивают реализацию модели точного прерывания.

В процессоре 604 имеются отдельные устройства управления памятью и отдельные по 16 Кбайт внутренние кэши для команд и данных. В нем реализованы два буфера преобразования виртуальных адресов в физические TLB (отдельно для команд и для данных), содержащие по 128 строк. Оба буфера являются двухканальными множественно-ассоциативными и обеспечивают переменный размер страниц виртуальной памяти. Кэш-памяти и буфера TLB используют для замещения блоков алгоритм LRU.

Процессор 604 имеет 64-битовую внешнюю шину данных и 32-битовую шину адреса. Интерфейсный протокол процессора 604 позволяет нескольким главным устройствам шины конкурировать за системные ресурсы при наличии централизованного внешнего арбитра. Кроме того, внутренние логические схемы наблюдения за шиной поддерживают когерентность кэш-памяти в мультипроцессорных конфигурациях. Процессор 604 обеспечивает как одиночные, так и групповые пересылки данных при обращении к основной памяти.

Блоксхема процессора Super SPARC

Рисунок 8.2. Блок-схема процессора Super SPARC

Блоксхема процессора Super SPARC

Компания Texas Instruments разработала также 50 МГц процессор MicroSPARC с встроенным кэшем емкостью 6 Кб, который ранее широко использовался в дешевых моделях рабочих станций SPARCclassic и SPARCstation LX, а в настоящее время применяется лишь в X-терминалах. Sun совместно с Fujitsu создали также новую версию кристалла MicroSPARC II с встроенным кэшем емкостью 24 Кб. На его основе построены рабочие станции и серверы SPARCstation/SPARCserver 4 и SPARCstation/SPARCserver 5, работающие на частоте 70, 85 и 110 МГц.
Хотя архитектура SPARC остается доминирующей на рынке процессоров RISC, особенно в секторе рабочих станций, повышение тактовой частоты процессоров в 1992-1994 годах происходило более медленными темпами по сравнению с повышением тактовой частоты конкурирующих архитектур процессоров. Чтобы ликвидировать это отставание, а также в ответ на появление на рынке 64-битовых процессоров компания Sun разработала и проводит в жизнь пятилетнюю программу модернизации. В соответствии с этой программой Sun планировала довести тактовую частоту процессоров MicroSPARC до 100 МГц в 1994 году (процессор MicroSPARC II с тактовой частотой 70, 85 и 110 МГц уже используется в рабочих станциях и серверах SPARCstation 5) и до 125 МГц (процессор MicroSPARC III) к концу 1995 года. В конце 1994 - начале 1995 года на рынке появились микропроцессоры hyperSPARC и однопроцессорные и двухпроцессорные рабочие станции с тактовой частотой процессора 100 и 125 МГц. К середине 1995 года тактовая частота процессоров SuperSPARC должна быть доведена до 90 МГц (60 и 75 МГц версии этого процессора в настоящее время применяются в рабочих станциях и серверах SPARCstation 20, SPARCserver 1000 и SPARCcenter 2000 компании Sun и 64-процессорном сервере компании Cray Research). Во второй половине 1995 года должны появиться 64-битовые процессоры UltraSPARC I с тактовой частотой от 167 МГц, в конце 1995 - начале 1996 года - процессоры UltraSPARC II с тактовой частотой от 200 до 275 МГц, а в 1997/1998 годах - процессоры UltraSPARC III с частотой 500 МГц.

BloombergOnline

BloombergOnline http://www.bloomberg.com/
Briefing.com - оперативные новости, котировки, графики, календари; в платных разделах - аналитика www.briefing.com CBSMarketWatch http://cbs.marketwatch.com/
CNNfn - одно из ведущих информационных финансовых агентств www.cnnfn.com Dow Jones http://www.dj.com/
MarketNews International - мониторинг экономических событий в ведущих странах мира http://www.marketnews.com/
MSNBCBusiness http://www.msnbc.com/
Motley Fool - новости и комментарии основных событий, обучающие материалы,
инвестиционные стратегии www.fool.com SmartMoney - новости, комментарии, аналитика http://www.smartmoney.com/
Yahoo! Finance - популярный финансовый портал в сети; новости, котировки,
графики, информация по компаниям и отраслям, создание "виртуальных" портфелей http://finance.yahoo.com/
100 TOP NEWS SITES - 100 лучших информационных агентв и сайтов в мире REUTERS - Информационное агенство E-Signal - информационный продукт для трейдеров Yahoo! Finance -финансовый портал Interstock Всё о мировом рынке(новости)
Новости рынка FOREX Quote.com графики On-Line BigCharts Графики USA акций,анализ Barchart.com - Markets Поиск символов Новости Индексы Forex графики on-line Календарь ожидаемых событий в мире.
K2Kapital -- Новости, аналитика, цены.
ДЕЛОВОЙ МОНИТОР компании SWISS Фьючерсы S&P Nasdaq и др ON-Line UBS котировки акций,индексов и др MetaStock Online 2.5
StockMaster РБК Прайм-Тасс Reuters AK&M АПН Интерфакс Итар-Тасс Финмаркет Финансовая Информационная Служба (ФИС)

Брокераж
Брокераж
Специфика этой технологии известна любому здравомыслящему трейдеру, но мы все равно остановимся на ней. Под термином "брокераж" подразумевается перекрытие абсолютно всех клиентских сделок (позиций) в момент совершения. Брокераж может быть рентабельным только при достаточно большом количестве клиентов и их активности при совершении сделок.
Помимо простого взимания комиссии или расширения спреда, брокер может зарабатывать деньги "сдвиганием" рынка против клиента. Сдвигать рынок можно различными способами. Т.к. любая клиентская сделка проходит через дилера ДЦ, соответственно, именно дилер формирует цену (котировку),
предоставляемую клиенту. Имея такую возможность дилер может поступать следующим образом:
В момент открытия клиентом позиции дилер транслирует клиенту котировку своего брокера. Соответственно и дилер и клиент входят в рынок по одной и той же цене. В момент, когда клиент запрашивает котировку при наличии открытой позиции, дилер совершенно точно знает, что собирается делать клиент. Будет ли он продавать или покупать. Обладая таким знанием, дилер может совершенно свободно сдвинуть рынок против клиента (т.е. дать ему котировку хуже, чем та, по которой он имеет возможность совершить сделку сам в данный момент времени) в расчете на то, что клиент закроет позицию по этой цене. Таким образом разница между ценой закрытия позиции клиентом и ценой закрытия позиции дилером составляет дополнительную прибыль ДЦ.
Со временем дилеры начинают "чувствовать" своих клиентов и в момент запроса котировки клиентом для открытия позиции опытный дилер может с достаточно большой вероятностью предсказать, что конкретно хочет сделать клиент (купить или продать запрашиваемый инструмент), следовательно,
дилер имеет возможность сдвинуть рынок против клиента уже в момент открытия им (клиентом) позиции. То же самое дилер может сделать, когда клиент намеревается позицию закрыть. Таким образом, дилер входит и выходит из рынка по ценам лучшим, чем 025a02клиет

Будущие тесты TPC

Будущие тесты TPC

Совсем недавно (см. ComputerWorld-Moscow, N15, 1995) TPC объявил об отмене тестов TPC-A и TPC-B. Отныне для оценки систем будут применяться существующий тестовый пакет TPC-C, новые тесты TPC-D и TPC-E, а также два еще полностью не разработанных теста. Представленный в первом квартале 1995 года тест TPC-D предназначен для оценки производительности систем принятия решений. Для оценки систем масштаба предприятия во втором квартале 1995 года TPC должен был представить тест TPC-E и его альтернативный вариант, не имеющий пока названия. Кроме того, TPC продолжает разработку тестовых пакетов для оценки баз данных и систем клиент/сервер. Первые результаты, полученных с помощью этих новых методов, уже начали публиковаться.

Буфер целевых адресов переходов

Рисунок 6.11. Буфер целевых адресов переходов

Существуют и некоторые вариации этого метода. Основной их смысл заключается в том, чтобы хранить в процессоре одну или несколько команд из прогнозируемой ветви перехода. Этот метод может применяться как в совокупности с буфером целевых адресов перехода, так и без него, и имеет два преимущества. Во-первых, он позволяет выполнять обращения к буферу целевых адресов перехода в течение более длительного времени, а не только в течение времени последовательной выборки команд. Это позволяет реализовать буфер большего объема. Во-вторых, буферизация самих целевых команд позволяет использовать дополнительный метод оптимизации, который называется свертыванием переходов (branch folding). Свертывание переходов может использоваться для реализации нулевого времени выполнения самих команд безусловного перехода, а в некоторых случаях и нулевого времени выполнения условных переходов. Рассмотрим буфер целевых адресов перехода, который буферизует команды из прогнозируемой ветви. Пусть к нему выполняется обращение по адресу команды безусловного перехода. Единственной задачей этой команды безусловного перехода является замена текущего значения счетчика команд. В этом случае, когда буфер адресов регистрирует попадание и показывает, что переход безусловный, конвейер просто может заменить команду, которая выбирается из кэш-памяти (это и есть сама команда безусловного перехода), на команду из буфера. В некоторых случаях таким образом удается убрать потери для команд условного перехода, если код условия установлен заранее.
Еще одним методом уменьшения потерь на переходы является метод прогнозирования косвенных переходов, а именно переходов, адрес назначения которых меняется в процессе выполнения программы (в run-time). Компиляторы языков высокого уровня будут генерировать такие переходы для реализации косвенного вызова процедур, операторов select или case и вычисляемых операторов goto в Фортране. Однако подавляющее большинство косвенных переходов возникает в процессе выполнения программы при организации возврата из процедур. Например, для тестовых пакетов SPEC возвраты из процедур в среднем составляют 85% общего числа косвенных переходов.
Хотя возвраты из процедур могут прогнозироваться с помощью буфера целевых адресов переходов, точность такого метода прогнозирования может оказаться низкой, если процедура вызывается из нескольких мест программы или вызовы процедуры из одного места программы не локализуются по времени. Чтобы преодолеть эту проблему, была предложена концепция небольшого буфера адресов возврата, работающего как стек. Эта структура кэширует последние адреса возврата: во время вызова процедуры адрес возврата вталкивается в стек, а во время возврата он оттуда извлекается. Если этот кэш достаточно большой (например, настолько большой, чтобы обеспечить максимальную глубину вложенности вызовов), он будет прекрасно прогнозировать возвраты. На Рисунок 6.12 показано исполнение такого буфера возвратов, содержащего от 1 до 16 строк (элементов) для нескольких тестов SPEC.

Буфер прогнозирования переходов (2 2)

Рисунок 6.10. Буфер прогнозирования переходов (2,2)

В этой реализации имеется тонкий эффект: поскольку буфер прогнозирования не является кэш-памятью, счетчики, индексируемые единственным значением глобальной схемы прогнозирования, могут в действительности в некоторый момент времени соответствовать разным командам перехода; это не отличается от того, что мы видели и раньше: прогноз может не соответствовать текущему переходу. На Рисунок 6.10 с целью упрощения понимания буфер изображен как двумерный объект. В действительности он может быть реализован просто как линейный массив двухбитовой памяти; индексация выполняется путем конкатенации битов глобальной истории и соответствующим числом бит, требуемых от адреса перехода. Например, на Рисунок 6.9 в буфере (2,2) с общим числом строк, равным 64, четыре младших разряда адреса команды перехода и два бита глобальной истории формируют 6-битовый индекс, который может использоваться для обращения к 64 счетчикам.
Насколько лучше схемы с корреляцией переходов работают по сравнению со стандартной духбитовой схемой? Чтобы их справедливо сравнить, нужно сопоставить схемы прогнозирования, использующие одинаковое число бит состояния. Число бит в схеме прогнозирования (m,n) равно 2m ( n ( количество строк, выбираемых с помощью адреса перехода.
Например, двухбитовая схема прогнозирования без глобальной истории есть просто схема (0,2). Сколько бит требуется для реализации схемы прогнозирования (0,2), которую мы рассматривали раньше? Сколько бит используется в схеме прогнозирования, показанной на Рисунок 6.10?
Раньше мы рассматривали схему прогнозирования с 4К строками, выбираемыми адресом перехода. Таким образом общее количество бит равно: 20 ( 2 ( 4K = 8K.
Схема на Рисунок 6.10. имеет 22 ( 2 ( 16 = 128 бит.
Чтобы сравнить производительность схемы коррелированного прогнозирования с простой двухбитовой схемой прогнозирования, производительность которой была представлена на Рисунок 6.8, нужно определить количество строк в схеме коррелированного прогнозирования.
Таким образом, мы должны определить количество строк, выбираемых командой перехода в схеме прогнозирования (2,2), которая содержит 8К бит в буфере прогнозирования.
Мы знаем, что
22 ( 2 ( количество строк, выбираемых

командой перехода = 8К
Поэтому
Количество строк, выбираемых командой

перехода = 1К.
На Рисунок 6.9 представлены результаты для сравнения простой двухбитовой схемы прогнозирования с 4К строками и схемы прогнозирования (2,2) с 1К строками. Как можно видеть, эта последняя схема прогнозирования не только превосходит простую двухбитовую схему прогнозирования с тем же самым количеством бит состояния, но часто превосходит даже двухбитовую схему прогнозирования с неограниченным (бесконечным) количеством строк. Имеется широкий спектр корреляционных схем прогнозирования, среди которых схемы (0,2) и (2,2) являются наиболее интересными.

Буфера прогнозирования условных переходов

Буфера прогнозирования условных переходов

Простейшей схемой динамического прогнозирования направления условных переходов является буфер прогнозирования условных переходов (branch-prediction buffer) или таблица "истории" условных переходов (branch history table). Буфер прогнозирования условных переходов представляет собой небольшую память, адресуемую с помощью младших разрядов адреса команды перехода. Каждая ячейка этой памяти содержит один бит, который говорит о том, был ли предыдущий переход выполняемым или нет. Это простейший вид такого рода буфера. В нем отсутствуют теги, и он оказывается полезным только для сокращения задержки перехода в случае, если эта задержка больше, чем время, необходимое для вычисления значения целевого адреса перехода. В действительности мы не знаем, является ли прогноз корректным (этот бит в соответствующую ячейку буфера могла установить совсем другая команда перехода, которая имела то же самое значение младших разрядов адреса). Но это не имеет значения. Прогноз - это только предположение, которое рассматривается как корректное, и выборка команд начинается по прогнозируемому направлению. Если же предположение окажется неверным, бит прогноза инвертируется. Конечно такой буфер можно рассматривать как кэш-память, каждое обращение к которой является попаданием, и производительность буфера зависит от того, насколько часто прогноз применялся и насколько он оказался точным.
Однако простая однобитовая схема прогноза имеет недостаточную производительность. Рассмотрим, например, команду условного перехода в цикле, которая являлась выполняемым переходом последовательно девять раз подряд, а затем однажды невыполняемым. Направление перехода будет неправильно предсказываться при первой и при последней итерации цикла. Неправильный прогноз последней итерации цикла неизбежен, поскольку бит прогноза будет говорить, что переход "выполняемый" (переход был девять раз подряд выполняемым). Неправильный прогноз на первой итерации происходит из-за того, что бит прогноза инвертируется при предыдущем выполнении последней итерации цикла, поскольку в этой итерации переход был невыполняемым. Таким образом, точность прогноза для перехода, который выполнялся в 90% случаев, составила только 80% (2 некорректных прогноза и 8 корректных). В общем случае, для команд условного перехода, используемых для организации циклов, переход является выполняемым много раз подряд, а затем один раз оказывается невыполняемым. Поэтому однобитовая схема прогнозирования будет неправильно предсказывать направление перехода дважды (при первой и при последней итерации).
Для исправления этого положения часто используется схема двухбитового прогноза. В двухбитовой схеме прогноз должен быть сделан неверно дважды, прежде чем он изменится на противоположное значение. На Рисунок 6.8 представлена диаграмма состояний двухбитовой схемы прогнозирования направления перехода.

Были случаи, когда маленькая брокерская фирма

Получите информацию об имени, под которым они делают бизнес с маркет-мейкером и получите подтверждение от маркет-мейкера. Были случаи, когда маленькая брокерская фирма утверждала, что торговала с уважаемым международно известным маркет-мейкером, но после того, как руководители фирмы исчезли с фондами клиентов, упомянутый маркет-мейкер, отрицал, что когда-либо работал или даже знал о той брокерской фирме.
Во вторых, проверьте руководителей и саму фирму. Если фирма несколько раз меняла место расположения или работала под разными именами за относительно короткое время, это настораживающий признак. Брокеры,
работающие исключительно на рынке forex, не регулируются (огромному большинству их даже не требуется сообщать о прибылях или убытках, также как и о проценте доходов на счетах клиентов в IRS), и, таким образом,
барьеров фактически нет. Не требуется никаких лицензий, квалификаций или свидетельств, и любой может основать такую фирму походя, как большинство и делает. Они могут исчезать с фондами клиентов с такой же скоростью, как появились на свет.
В третьих, выясните, кто будет физически владеть вашими фондами и действительно ли ваш счет отделен от счетов других клиентов и от операционного капитала фирмы. Обратите внимание, что, даже если ваш счет отделен, это не дает гарантии безопасности, потому что работа фирмы в целом может не быть жизнеспособной или может быть сомнительной. Но, если ваш счет не выделен, это почти наверняка признак грядущих неприятностей.
В четвертых, выясните, обеспечит ли фирма Вас документированной детальной налоговой информацией о ваших торговых действиях в течение всего налогового года. Простая констатация прибыли/убытка может не оказаться достаточно удовлетворительной для вашего налогового инспектора.
Проконсультируйтесь с вашим бухгалтером (Вам, вероятно, придется поискать бухгалтера, который хорошо осведомлен об этом специфическом рынке) чтобы выяснить, какая документация нужна Вам для вашей ежегодной декларации о прибыли и убытках. Брокеры forex в США не обязаны отчитываться перед IRS,
и поэтому огромное большинство их обычно не имеет систем бухгалтерского учета, которые могут обеспечить подробности ваших сделок.

Централизованная схема управления

Рисунок 6.3. Централизованная схема управления

Каждая команда проходит через централизованную схему обнаружения конфликтов, которая определяет зависимости по данным; этот шаг соответствует стадии выдачи команд и заменяет часть стадии ID в нашем конвейере. Эти зависимости определяют затем моменты времени, когда команда может читать свои операнды и начинать выполнение операции. Если централизованная схема решает, что команда не может немедленно выполняться, она следит за всеми изменениями в аппаратуре и решает, когда команда сможет выполняться. Эта же централизованная схема определяет также когда команда может записать результат в свой регистр результата. Таким образом, все схемы обнаружения и разрешения конфликтов здесь выполняются устройством центрального управления.
Каждая команда проходит четыре стадии своего выполнения. (Поскольку в данный момент мы интересуемся операциями плавающей точки, мы не рассматриваем стадию обращения к памяти). Рассмотрим эти стадии сначала неформально, а затем детально рассмотрим как централизованная схема поддерживает необходимую информацию, которая определяет обработку при переходе с одной стадии на другую. Следующие четыре стадии заменяют стадии ID, EX и WB в стандартном конвейере:

Выдача. Если функциональное устройство, необходимое для выполнения команды, свободно и никакая другая выполняющаяся команда не использует тот же самый регистр результата, централизованная схема выдает команду в функциональное устройство и обновляет свою внутреннюю структуру данных. Поскольку никакое другое работающее функциональное устройство не может записать результат в регистр результата нашей команды, мы гарантируем, что конфликты типа WAW не могут появляться. Если существует структурный конфликт или конфликт типа WAW, выдача команды блокируется и никакие следующие команды не будут выдаваться на выполнение до тех пор, пока эти конфликты существуют. Эта стадия заменяет часть стадии ID в нашем конвейере.

Чтение операндов. Централизованная схема следит за возможностью выборки источников операндов для соответствующей команды. Операнд-источник доступен, если отсутствует выполняющаяся команда, которая записывает результат в этот регистр или если в данный момент времени в регистр, содержащий операнд, выполняется запись из работающего функционального устройства. Если операнды-источники доступны, централизованная схема сообщает функциональному устройству о необходимости чтения операндов из регистров и начале выполнения операции. Централизованная схема разрешает конфликты RAW на этой стадии динамически и команды могут посылаться для выполнения не в порядке, предписанном программой. Эта стадия, совместно со стадией выдачи, завершает работу стадии ID простого конвейера.

Выполнение. Функциональное устройство начинает выполнение операции после получения операндов. Когда результат готов оно уведомляет централизованную схему управления о том, что оно завершило выполнение операции. Эта стадия заменяет стадию EX и занимает несколько тактов в рассмотренном ранее конвейере.

Запись результата. Когда централизованная схема управления узнает о том, что функциональное устройство завершило выполнение операции, она проверяет существование конфликта типа WAR. Конфликт типа WAR существует, если имеется последовательность команд, аналогичная представленной в нашем примере с командами ADDF и SUBF. В том примере мы имели следующую последовательность команд:

DIVF F0,F2,F4
ADDF F10,F0,F8
SUBF F8,F8,F14
Команда ADDF имеет операнд-источник F8, который является тем же самым регистром, что и регистр результата команды SUBF. Но в действительности команда ADDF зависит от предыдущей команды. Централизованная схема управления будет блокировать выдачу команды SUBF до тех пор, пока команда ADDF не прочитает свои операнды. Тогда в общем случае завершающейся команде не разрешается записывать свои результаты если:

имеется команда, которая не прочитала свои операнды,

один из операндов является регистром результата завершающейся команды.

Если этот конфликт типа WAR не существует, централизованная схема управления сообщает функциональному устройству о необходимости записи результата в регистр назначения. Эта стадия заменяет стадию WB в простом конвейере.
Основываясь на своей собственной структуре данных, централизованная схема управления управляет продвижением команды с одной ступени на другую взаимодействуя с функциональными устройствами. Но имеется небольшое усложнение: в регистровом файле имеется только ограниченное число магистралей для операндов-источников и магистралей для записи результата. Централизованная схема управления должна гарантировать, что количество функциональных устройств, которым разрешено продолжать работу на ступенях 2 и 4 не превышает числа доступных шин. Мы не будем вдаваться в дальнейшие подробности и упомянем лишь, что CDC 6600 решала эту проблему путем объединения 16 функциональных устройств друг с другом в четыре группы и поддержки для каждой группы устройств набора шин, называемых магистралями данных (data trunks). Только одно устройство в группе могло читать операнды или записывать свой результат в течение одного такта.
Общая структура регистров состояния устройства централизованного управления показана на рисунке 6.4. Она состоит из 3-х частей:

Состояние команды - показывает каждый из четырех этапов выполнения команды.

Состояние функциональных устройств - имеются 9 полей, описывающих состояние каждого функционального устройства:

Занятость - показывает, занято устройство или свободно Op - выполняемая в устройстве операция Fi - регистр результата Fj, Fk - регистры-источники операндов Qj, Qk - функциональные устройства, вырабатывающие результат для записи в регистры Fj, Fk Rj, Rk - признаки готовности операндов в регистрах Fj, Fk

Состояние регистров результата - показывает функциональное устройство, которое будет записывать в каждый из регистров. Это поле устанавливается в ноль, если отсутствуют команды, записывающие результат в данный регистр.

Интересным вопросом является стоимость и преимущества централизованного управления. Разработчики CDC 6600 оценивают улучшение производительности для программ на Фортране в 1.7 раза, а для вручную запрограммированных на языке ассемблера программ в 2.5 раза. Однако эти оценки делались в то время, когда отсутствовали программные средства планирования загрузки конвейера, полупроводниковая основная память и кэш-память (с малым временем доступа). Централизованная схема управления CDC 6600 имела примерно столько же логических схем, что и одно из функциональных устройств, что на удивление мало. Основная стоимость определялась большим количеством шин (магистралей) - примерно в четыре раза больше по сравнению с машиной, которая выполняла бы команды в строгом порядке, заданном программой.
Централизованная схема управления не обрабатывает несколько ситуаций. Например, когда команда записывает свой результат, зависимая команда в конвейере должна дожидаться разрешения обращения к регистровому файлу, поскольку все результаты всегда записываются в регистровый файл и никогда не используется методика "ускоренной пересылки". Это увеличивает задержку и ограничивает возможность инициирования нескольких команд, ожидающих результата. Что касается CDC 6600, то конфликты типа WAW являются очень редкими, так что приостановки, которые они вызывают, возможно не являются существенными. Однако в следующем разделе мы увидим, что динамическое планирование дает возможность совмещенного выполнения нескольких итераций цикла. Чтобы это делать эффективно, требуется схема обработки конфликтов типа WAW, которые вероятно увеличиваются по частоте при совмещении выполнения нескольких итераций.

Состояние команд
Команда	Выдача	Чтение операндов	Завершение выполнения	Запись результата
LD	F6,34(R2)	(	(	(	(
LD	F2,45(R3)	(	(	(
MULTD	F0,F2,F4	(
SUBD	F8,F6,F2	(
DIVD	F10,F0,F6	(
ADD	F6,F8,F2

Состояние функциональных устройств
Имя	Занятость	Op	Fi	Fj	Fk	Qj	Qk	Rj	Rk
Integer	Да	Load	F2	R3
Mult1	Да	Mult	F0	F2	F4			Нет	Да
Mult2	Нет
Add	Да	Sub	F8	F6	F2		Integer	Да	Нет
Divide	Да	Div	F10	F0	F6	Mult1		Нет	Да

Состояние регистра результата
	F0	F2	F4	F6	F8	F10	F12	. . .	F30
FU	Mult1	Integer			Add	Divide

Частота использования различных методов адресации на программах TeX Spice GCC

Рисунок 4.2. Частота использования различных методов адресации на программах TeX, Spice, GCC

Из этого рисунка видно, что непосредственная адресация и базовая со смещением доминируют.
При этом основной вопрос, который возникает для метода базовой адресации со смещением, связан с длиной (разрядностью) смещения. Выбор длины смещения в конечном счете определяет длину команды. Результаты измерений показали, что в подавляющем большинстве случаев длина смещения не превышает16 разрядов.
Этот же вопрос важен и для непосредственной адресации. Непосредственная адресация используется при выполнении арифметических операций, операций сравнения, а также для загрузки констант в регистры. Результаты анализа статистики показывают, что в подавляющем числе случаев 16 разрядов оказывается вполне достаточно (хотя для вычисления адресов намного реже используются и более длинные константы).
Важным вопросом построения любой системы команд является оптимальное кодирование команд. Оно определяется количеством регистров и применяемых методов адресации, а также сложностью аппаратуры, необходимой для декодирования. Именно поэтому в современных RISC-архитектурах используются достаточно простые методы адресации, позволяющие резко упростить декодирование команд. Более сложные и редко встречающиеся в реальных программах методы адресации реализуются с помощью дополнительных команд, что вообще говоря приводит к увеличению размера программного кода. Однако такое увеличение длины программы с лихвой окупается возможностью простого увеличения тактовой частоты RISC-процессоров. Этот процесс мы можем наблюдать сегодня, когда максимальные тактовые частоты практически всех RISC-процессоров (Alpha, R4400, Hyper SPARC и Power2) превышают тактовую частоту, достигнутую процессором Pentium.

Частота заполнения одного слота задержки условного перехода

Рисунок 5.16. Частота заполнения одного слота задержки условного перехода

Имеются небольшие дополнительные затраты аппаратуры на реализацию задержанных переходов. Из-за задержанного эффекта условных переходов, для корректного восстановления состояния в случае появления прерывания нужны несколько счетчиков команд (один плюс длина задержки).

Что такое конвейерная обработка

Что такое конвейерная обработка

Разработчики архитектуры компьютеров издавна прибегали к методам проектирования, известным под общим названием "совмещение операций", при котором аппаратура компьютера в любой момент времени выполняет одновременно более одной базовой операции. Этот общий метод включает два понятия: параллелизм и конвейеризацию. Хотя у них много общего и их зачастую трудно различать на практике, эти термины отражают два совершенно различных подхода. При параллелизме совмещение операций достигается путем воспроизведения в нескольких копиях аппаратной структуры. Высокая производительность достигается за счет одновременной работы всех элементов структур, осуществляющих решение различных частей задачи.
Конвейеризация (или конвейерная обработка) в общем случае основана на разделении подлежащей исполнению функции на более мелкие части, называемые ступенями, и выделении для каждой из них отдельного блока аппаратуры. Так обработку любой машинной команды можно разделить на несколько этапов (несколько ступеней), организовав передачу данных от одного этапа к следующему. При этом конвейерную обработку можно использовать для совмещения этапов выполнения разных команд. Производительность при этом возрастает благодаря тому, что одновременно на различных ступенях конвейера выполняются несколько команд. Конвейерная обработка такого рода широко применяется во всех современных быстродействующих процессорах.

Чтобы активизировать Template

Чтобы активизировать Template, выделите их и активизируйте:

Если вы планируете получение данных по индексам, активизируйте Template «All DBC Indices»:

Чтобы добавить индикаторы

Чтобы добавить индикаторы, нажмите Insert Indicator и добавьте на график любой индикатор.
Для получения индикаторов Билла Вильямса на графиках в OMEGA TRADE STATION нужно импортировать эти индикаторы, выделив их в папке, где вы их сохранили:
OMEGA RECEARCH RTRADE STATION распознает их автоматически:

OMEGA RECEARCH RTRADE STATION распознает их автоматически:

Чтобы добавить индикаторы

CQG - современная система технического анализа
CQG - современная система технического анализа с поставкой котировок в режиме реального времени через спутниковый канал, выделенную линию и интернет,
оснащенная профессиональным графическим интерфейсом.
Пользователям доступны исторические данные по финансовым инструментам,
стандартные и авторские пакеты ТА, базовый и расширенный опционный анализ, а также модуль построения торговых систем (Back Testing) и возможность торговли на электронных сессиях CME, CBOT, EUREX, LIFFE.
TradeStation 2000i – один из самых сильных пакетов профессионального технического анализа для работы в режиме реального времени, Пакет имеет уникальные возможности для анализа финансовых данных. Включает в себя язык программирования EasyLanguage, который стал мировым стандартом в написании индикаторов и механических торговых систем.
Фирма-производитель пакета – TradeStation Securities http://www.tradestation.com/
(ранее Omega Research) -- давно является лидером в этой области.
По оценкам журнала Stocks&Commodities, в 1993-2001 гг. пакет был наиболее продаваемым среди аналогичных программ Вот некоторые характеристики TradeStation2000i:
• Временная шкала, включающая часы и минуты, индикаторы и стратегии, дающие сигналы в реальном времени;
• Более 100 индикаторов технического анализа;
• Уникальный язык Easy Language, позволяющий разрабатывать собственные индикаторы и торговые стратегии в виде англоязычных выражений;
• Автоматическая активация сигналов “покупка” и “продажа” по заданной стратегии;
• Библиотека торговых систем;
• Библиотека графических объектов, предназначенных для анализа end-of-day и real-time данных;
• Возможность подключения модулей для циклического анализа, нейросетевых прогнозов, анализа с помощью нечеткой логики и т.д.;
• Опция Chart Scanner, автоматически сканирующая графики для определения,
какие из торговых систем дают сигналы на покупку или продажу;
• Библиотека макрокоманд, позволяющая вводить команды с клавиатуры;
• Quick Option - электронная таблица для оценки текущей доходности операций,
позволяет работать с фьючерсами и опционами;
• OptionStation 2000, выполненная в виде электронной таблицы, позволяет в реальном времени проигрывать сценарии развития событий и оперировать любой из более 20 стратегий для расчета опционов (только в составе ProSuite 2000);
• Компакт-диск с исторической информацией по западным рынкам (акции,
фьючерсы, индексы и т.д.);
• Возможность работать с форматами AIQ, CompuTrac,ASCII, CSI, KR Final Markets,
Mega-Tech, MetaStock, Telechart 2000, Tick Data без функции импорта;
• Конвертер DownLoader преобразующий указанные форматы данных в формат TradeStation.

Curtis M.Arnold "PPS Trading System"

Curtis M.Arnold "PPS Trading System"
Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ..... #K020
PPS - это трейдерская стратегия, разработанная специально для фьючерсов.
Принципы PPS. Объяснения на примерах, как создать свою торговую систему. Много иллюстраций.
Jack D.Schwnger "Schwanger on Futures"
Цена по каталогу ..... $ 155
Номер по каталогу ..... #K021
Jack D.Schwnger является автором таких известных книг, как "Market Wizards" и "The new Market Wizards". Книга, написана трейдером и посвящена техническому анализу фьючерсных рынков. Очень подробно и обстоятельно.
Hildy Richelson & Stan Richelson "Straight Talk About Bonds & Bond Funds"
Цена по каталогу ..... $ 120
Номер по каталогу ..... #K022
Виды Бондов, как работать с бондами, почему нужно вкладывать средства в бонды.
Книга предназначена для тех, кто работает с "американскими ГКО".
John J.Murphy "Study Guide for Technical Analysis of the Futures Markets"
Цена по каталогу ..... $ 70
Номер по каталогу ...... #K023
Книга представляет собой сборник вопросов и ответов по материалу издания "Technical Analysis of the Future Markets".
Dr.Alexander Elder "Study Guide For Trading for a Living"
Цена по каталогу ..... $ 40
Номер по каталогу ..... #K024
Книга представляет собой тест на тему : "Правильно ли Вы поняли содержимое книги "Trading for a Living" и выполнена в виде сборника вопросов и ответов.
Bruce Babcock "The Business one Irwin Guide to Trading Systems"
Цена по каталогу ..... $ 90
Номер по каталогу ..... #K025
Как создать собственную торговую систему, когда открыть и закрыть позицию.
Рекомендации по выбору соответствующего программного обеспечения. Автор по шагам разбирает технологию создания и тестирования собственной торговой системы.

Дает общее представление об эффективности

Рисунок 5.16 дает общее представление об эффективности планирования переходов для простейшего конвейера с одним слотом задержки перехода при использовании простого алгоритма планирования. Он показывает, что больше половины слотов задержки переходов оказываются заполненными. При этом почти 80% заполненных слотов оказываются полезными для выполнения программы. Это может показаться удивительным, поскольку условные переходы являются выполняемыми примерно в 53% случаев. Высокий процент использования заполненных слотов объясняется тем, что примерно половина из них заполняется командами, предшествовавшими команде условного перехода (стратегия (a)), выполнение которых необходимо независимо от того, выполняется ли переход, или нет.

Далее нужно организовать Symbol List
Далее нужно организовать Symbol List следующим образом. Из панели OMEGA в окне Format Symbol – Symbol List выберите Forex. Если у вас его нет, то добавьте через Add List

Далее – все, как на картинках

И открываем:

Далее – все, как на картинках:

Далее вводим в Search For

Далее вводим в Search For звездочку (*) и жмем Find:

В нижнем окне появятся символы всех валют:

Выбираем нужные нам валюты, для начала, JPY, и жмем Add:

Дальнейшее уменьшение приостановок по управлению буфера целевых адресов переходов

Дальнейшее уменьшение приостановок по управлению: буфера целевых адресов переходов

Рассмотрим ситуацию, при которой на стадии выборки команд находится команда перехода (на следующей стадии будет осуществляться ее дешифрация). Тогда чтобы сократить потери, необходимо знать, по какому адресу выбирать следующую команду. Это означает, что нам как-то надо выяснить, что еще недешифрированная команда в самом деле является командой перехода, и чему равно следующее значение счетчика адресов команд. Если все это мы будем знать, то потери на команду перехода могут быть сведены к нулю. Специальный аппаратный кэш прогнозирования переходов, который хранит прогнозируемый адрес следующей команды, называется буфером целевых адресов переходов (branch-target buffer).
Каждая строка этого буфера включает программный адрес команды перехода, прогнозируемый адрес следующей команды и предысторию команды перехода (Рисунок 6.11). Биты предыстории представляют собой информацию о выполнении или невыполнении условий перехода данной команды в прошлом. Обращение к буферу целевых адресов перехода (сравнение с полями программных адресов команд перехода) производится с помощью текущего значения счетчика команд на этапе выборки очередной команды. Если обнаружено совпадение (попадание в терминах кэш-памяти), то по предыстории команды прогнозируется выполнение или невыполнение условий команды перехода, и немедленно производится выборка и дешифрация команд из прогнозируемой ветви программы. Считается, что предыстория перехода, содержащая информацию о двух предшествующих случаях выполнения этой команды, позволяет прогнозировать развитие событий с вполне достаточной вероятностью.

David F.Groebner, Patrick W.Shannon "Business Statistics"

David F.Groebner, Patrick W.Shannon "Business Statistics"
Цена по каталогу ..... $ 175
Номер по каталогу ..... #K005
Книга о статистических методах. Рассказывается, каким образом с помощью статистики можно получить подход к решению многих задач. Изобилует статистическими методами и примерами их применения.
Dictionary of Financial Risk Management Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ..... #K006
Словарь терминов, касающихся финансовых рисков.
Sam L.Savage "Fundamental Analityc Spreadsheet Tools For Quantitative Management"
Цена по каталогу ..... $ 45
Номер по каталогу ...... #K007
Книга о том, как использовать электронные таблицы для анализа данных. Даются примеры из программы What's Best!. Приводятся команды для описания имитационных моделей в Lotus и Quattro. Примеры "Что-если" анализа, анализа Марковица, оптимизации, метода Монте-Карло.
Bart Kosko "Fuzzy Thinking (The New Science of Fuzzy Logic)"
Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ...... #K008
Книга одного из теоретиков нечеткой логики. Объясняются основные принципы нечеткой логики, говорится об областях применения и преимуществах нечеткого мышления по сравнению с другими видами.
"Genetic Algorithms and Investment Strategies"
Цена по каталогу ..... $ 165
Номер по каталогу ..... #K009
Нейронные сети, теория хаоса и генетические алгоритмы. Приложения на основе генетических алгоритмов и примеры их применения на рынке акций и бондов.
Swim without sharks Цена по каталогу ..... $

DBC Signal

DBC Signal предоставляет также аналитические обзоры ведущих аналитических фирм. Это Insider Trading Report (отчеты по инсайдерской активности), Zacks Earning Surprises (отчеты о компаниях с неожиданно высоким или низким объявленным
доходом), IPO Spotlight (прогнозы по первичному размещению акций), Vickers Stock Research Corporate, Hight Tower Report (рекомендации по портфелю) и др.
Подписчикам DBC Signal предоставляется бесплатный доступ через интернет к обширной финансово-аналитической базе данных.
Программа Signal Анализ данных можно осуществлять либо в бесплатной программе DBC Signal , либо в профессиональных программах технического анализа TradeStation, MetaStock и др.
Программа Signal обеспечивает трейдера всем необходимым набором аналитических возможностей — отображение котировок в реальном времени,
выставление алертов на уровень цен, 20 основных индикаторов для анализа графиков, ведение портфеля, просмотр новостей и т.д.
OmegaResearch TradeStation®2000i Программа технического анализа TradeStation 2000i полностью интегрирована с системой DBC Signal. Поэтому анализ данных DBC Signal часто проводят в TradeStation 2000i, а связку DBC + TradeStation рассматривают как единую информационно-аналитическую систему, которая обладает некоторыми уникальными возможностями, а именно:
• Отсутствие ограничений на количество торговых инструментов. Одновременно в реальном времени накапливаются данные для неограниченного количества символов, что особенно важно для работы с опционами. База данных копится непосредственно на компьютере трейдера и всегда доступна для анализа.
• TradeStation 2000i содержит более 200 встроенных индикаторов. На количество отображаемых данных ограничений нет — на одном графике можно анализировать свыше 1000000 баров или тиков.
• По мере появления новых торговых инструментов, например акций IPO (Initial Public Offering) или новых фьючерсных контрактов, они автоматически добавляются в базу данных, и по ним автоматически начинает копиться история.
• Технология ActivityBarsTM позволяет просматривать торговую активность внутри бара вплоть до уровня тиков и строить ценовые распределения на барах.
• TradeStation 2000i включает в себя мощный язык EasyLanguageTM для создания собственных индикаторов и торговых систем. Торговая стратегия описывается в терминах простого английского языка, которым можно пользоваться, не обладая специальными знаниями программирования. В качестве строительных блоков можно полностью или частично использовать более 300 встроенных функций,

DBC Signal 2

формул, индикаторов, можно использовать циклы и массивы и функции из внешних DLL (Dinamic Linked Library), созданных, например в С ++ или Delphi.
• В TradeStation 2000i одновременно можно отображать десятки окон с графиками или котировками и применять любой встроенный или собственный метод анализа к любому графику любого временного масштаба. Благодаря применению СОМ технологии в любую рабочую страницу TradeStation 2000i можно включать не только ценовые графики и окна котировок, но и окна других приложений, таких как таблицы Excel или итернет-браузер.
• SystemReportTM предлагает для анализа работы механической торговой системы более 100 показателей и графиков, такие как процент времени, проведенный в открытых позициях, среднее время пребывания на рынке и вне рынка,
наибольшее время между выигрышными и проигрышными сделками и т.д.
• Модуль SystemBuilderTM представляет из себя удобных интерфейс для построения торговых систем. Внутри SystemBuilder уже заложено свыше 100
условий или "сигналов" для открытия / закрытия торговой позиции, которые добавляются или устраняются из торговой стратегии простым нажатием кнопки мыши. Например, можно задать простое правило вхождения в рынок — покупка при пересечении ценами 10-дневной скользящей средней, затем выбрать (нажатием кнопки мыши) одно или несколько условий выхода … и система готова!
С течением времени можно комбинировать все больше сигналов и создавать и тестировать потенциально неограниченное число торговых систем.
Котировки в Интернете Котировки дают практически все брокеры, и поэтому количество сайтов, на которых можно найти котировки, не поддается описанию. На нашем сайте Вы тоже видите и котировки и графики от SAXOBANK'а, которые Вы можете открыть в отдельном окне и настроить по своему усмотрению. Можно также открыть эти окна несколько раз,
чтобы видеть одновременно те валюты, которые Вам нужны. При этом, даже если Вы покинете наш сайт, окна котировок и графиков все равно останутся на Вашем столе.
Не правда ли удобно?!
Проблема заключается в следующем: практически никто не дает возможность закачивать котировки в программы технического анализа OMEGA TRADE STATION и METASTOCK – а без этого говорить о нормальной работе на FOREX НЕВОЗМОЖНО:

Диаграмма работы модернизированного конвейера

Рисунок 5.14. Диаграмма работы модернизированного конвейера

Альтернативная схема прогнозирует переход как выполняемый. Как только команда условного перехода декодирована и вычислен целевой адрес перехода, мы предполагаем, что переход выполняемый, и осуществляем выборку команд и их выполнение, начиная с целевого адреса. Если мы не знаем целевой адрес перехода раньше, чем узнаем окончательное направление перехода, у этого подхода нет никаких преимуществ. Если бы условие перехода зависело от непосредственно предшествующей команды, то произошла бы приостановка конвейера из-за конфликта по данным для регистра, который является условием перехода, и мы бы узнали сначала целевой адрес. В таких случаях прогнозировать переход как выполняемый было бы выгодно. Дополнительно в некоторых машинах (особенно в машинах с устанавливаемыми по умолчанию кодами условий или более мощным (а потому и более медленным) набором условий перехода) целевой адрес перехода известен раньше окончательного направления перехода, и схема прогноза перехода как выполняемого имеет смысл.

Диаграмма работы простейшего конвейера

Рисунок 5.4. Диаграмма работы простейшего конвейера

Диаграмма состояния двухбитовой схемы прогнозирования

Рисунок 6.8. Диаграмма состояния двухбитовой схемы прогнозирования

Двухбитовая схема прогнозирования в действительности является частным случаем более общей схемы, которая в каждой строке буфера прогнозирования имеет n-битовый счетчик. Этот счетчик может принимать значения от 0 до 2n - 1. Тогда схема прогноза будет следующей:

Если значение счетчика больше или равно 2n-1 (точка на середине интервала), то переход прогнозируется как выполняемый. Если направление перехода предсказано правильно, к значению счетчика добавляется единица (если только оно не достигло максимальной величины); если прогноз был неверным, из значения счетчика вычитается единица.

Если значение счетчика меньше, чем 2n-1, то переход прогнозируется как невыполняемый. Если направление перехода предсказано правильно, из значения счетчика вычитается единица (если только не достигнуто значение 0); если прогноз был неверным, к значению счетчика добавляется единица.

Исследования n-битовых схем прогнозирования показали, что двухбитовая схема работает почти также хорошо, и поэтому в большинстве систем применяются двухбитовые схемы прогноза, а не n-битовые.
Буфер прогнозирования переходов может быть реализован в виде небольшой специальной кэш-памяти, доступ к которой осуществляется с помощью адреса команды во время стадии выборки команды в конвейере (IF), или как пара битов, связанных с каждым блоком кэш-памяти команд и выбираемых с каждой командой. Если команда декодируется как команда перехода, и если переход спрогнозирован как выполняемый, выборка команд начинается с целевого адреса как только станет известным новое значение счетчика команд. В противном случае продолжается последовательная выборка и выполнение команд. Если прогноз оказался неверным, значение битов прогноза меняется в соответствии с Рисунок 6.8. Хотя эта схема полезна для большинства конвейеров, рассмотренный нами простейший конвейер выясняет примерно за одно и то же время оба вопроса: является ли переход выполняемым и каков целевой адрес перехода (предполагается отсутствие конфликта при обращении к регистру, определенному в команде условного перехода. Напомним, что для простейшего конвейера это справедливо, поскольку условный переход выполняет сравнение содержимого регистра с нулем во время стадии ID, во время которой вычисляется также и эффективный адрес). Таким образом, эта схема не помогает в случае простых конвейеров, подобных рассмотренному ранее.
Как уже упоминалось, точность двухбитовой схемы прогнозирования зависит от того, насколько часто прогноз каждого перехода является правильным и насколько часто строка в буфере прогнозирования соответствует выполняемой команде перехода. Если строка не соответствует данной команде перехода, прогноз в любом случае делается, поскольку все равно никакая другая информация не доступна. Даже если эта строка соответствует совсем другой команде перехода, прогноз может быть удачным.
Какую точность можно ожидать от буфера прогнозирования переходов на реальных приложениях при использовании 2 бит на каждую строку буфера? Для набора оценочных тестов SPEC-89 буфер прогнозирования переходов с 4096 строками дает точность прогноза от 99% до 82%, т.е. процент неудачных прогнозов составляет от 1% до 18% (см. Рисунок 6.9). Следует отметить, что буфер емкостью 4К строк считается очень большим. Буферы меньшего объема дадут худшие результаты.
Однако одного знания точности прогноза не достаточно для того, чтобы определить воздействие переходов на производительность машины, даже если известны время выполнения перехода и потери при неудачном прогнозе. Необходимо учитывать частоту переходов в программе, поскольку важность правильного прогноза больше в программах с большей частотой переходов. Например, целочисленные программы li, eqntott, expresso и gcc имеют большую частоту переходов, чем значительно более простые для прогнозирования программы плавающей точки nasa7, matrix300 и tomcatv.
Поскольку главной задачей является использование максимально доступной степени параллелизма программы, точность прогноза направления переходов становится очень важной. Как видно из Рисунок 6.9, точность схемы прогнозирования для целочисленных программ, которые обычно имеют более высокую частоту переходов, меньше, чем для научных программ с плавающей точкой, в которых интенсивно используются циклы. Можно решать эту проблему двумя способами: увеличением размера буфера и увеличением точности схемы, которая используется для выполнения каждого отдельного прогноза. Буфер с 4К строками уже достаточно большой и, как показывает Рисунок 6.9, работает практически также, что и буфер бесконечного размера. Из этого рисунка становится также ясно, что коэффициент попаданий буфера не является лимитирующим фактором. Как мы упоминали выше, увеличение числа бит в схеме прогноза также имеет малый эффект.

Динамическая оптимизация с централизованной схемой обнаружения конфликтов

Динамическая оптимизация с централизованной схемой обнаружения конфликтов

В конвейере с динамическим планированием выполнения команд все команды проходят через ступень выдачи строго в порядке, предписанном программой (упоря-доченная выдача). Однако они могут приостанавливаться и обходить друг друга на второй ступени (ступени чтения операндов) и тем самым поступать на ступени выполнения неупорядочено. Централизованная схема обнаружения конфликтов представляет собой метод, допускающий неупорядоченное выполнение команд при наличии достаточных ресурсов и отсутствии зависимостей по данным. Впервые подобная схема была применена в компьютере CDC 6600.
Прежде чем начать обсуждение возможности применения подобных схем, важно заметить, что конфликты типа WAR, отсутствующие в простых конвейерах, могут появиться при неупорядоченном выполнении команд. В ранее приведенном примере регистром результата для команды SUBD является регистр R8, который одновременно является источником операнда для команды ADDD. Поэтому здесь между командами ADDD и SUBD имеет место антизависимость: если конвейер выполнит команду SUBD раньше команды ADDD, он нарушит эту антизависимость. Этот конфликт WAR можно обойти, если выполнить два правила: (1) читать регистры только во время стадии чтения операндов и (2) поставить в очередь операцию ADDD вместе с копией ее операндов. Чтобы избежать нарушений зависимостей по выходу конфликты типа WAW (например, это могло произойти, если бы регистром результата команды SUBD была бы регистр F10) все еще должны обнаруживаться. Конфликты типа WAW могут быть устранены с помощью приостановки выдачи команды, регистр результата которой совпадает с уже используемым в конвейере.
Задачей централизованной схемы обнаружения конфликтов является поддержание выполнения команд со скоростью одна команда за такт (при отсутствии структурных конфликтов) посредством как можно более раннего начала выполнения команд. Таким образом, когда команда в начале очереди приостанавливается, другие команды могут выдаваться и выполняться, если они не зависят от уже выполняющейся или приостановленной команды. Централизованная схема несет полную ответственность за выдачу и выполнение команд, включая обнаружение конфликтов. Подобное неупорядоченное выполнение команд требует одновременного нахождения нескольких команд на стадии выполнения. Этого можно достигнуть двумя способами: реализацией в процессоре либо множества неконвейерных функциональных устройств, либо путем конвейеризации всех функциональных устройств. Обе эти возможности по сути эквивалентны с точки зрения организации управления. Поэтому предположим, что в машине имеется несколько неконвейерных функциональных устройств.
Машина CDC 6600 имела 16 отдельных функциональных устройств (4 устройства для операций с плавающей точкой, 5 устройств для организации обращений к основной памяти и 7 устройств для целочисленных операций). В нашем случае централизованная схема обнаружения конфликтов имеет смысл только для устройства плавающей точки. Предположим, что имеются два умножителя, один сложитель, одно устройство деления и одно целочисленное устройство для всех операций обращения к памяти, переходов и целочисленных операций. Хотя устройств в этом примере гораздо меньше, чем в CDC 6600, он достаточно мощный для демонстрации основных принципов работы. Поскольку как наша машина, так и CDC 6600 являются машинами с операциями регистр-регистр (операциями загрузки/записи), в обеих машинах методика практически одинаковая. На Рисунок 6.3 показана подобная машина.

Дисковые массивы и уровни RAID

Дисковые массивы и уровни RAID

Одним из способов повышения производительности ввода/вывода является использование параллелизма путем объединения нескольких физических дисков в матрицу (группу) с организацией их работы аналогично одному логическому диску. К сожалению, надежность матрицы любых устройств падает при увеличении числа устройств. Полагая интенсивность отказов постоянной, т.е. при экспоненциальном законе распределения наработки на отказ, а также при условии, что отказы независимы, получим, что среднее время безотказной работы (mean time to failure - MTTF) матрицы дисков будет равно:
MTTF одного диска / Число дисков в матрице
Для достижения повышенного уровня отказоустойчивости приходится жертвовать пропускной способностью ввода/вывода или емкостью памяти. Необходимо использовать дополнительные диски, содержащие избыточную информацию, позволяющую восстановить исходные данные при отказе диска. Отсюда получают акроним для избыточных матриц недорогих дисков RAID (redundant array of inexpensive disks). Существует несколько способов объединения дисков RAID. Каждый уровень представляет свой компромисс между пропускной способностью ввода/вывода и емкостью диска, предназначенной для хранения избыточной информации.
Когда какой-либо диск отказывает, предполагается, что в течение короткого интервала времени он будет заменен и информация будет восстановлена на новом диске с использованием избыточной информации. Это время называется средним временем восстановления (mean time to repair - MTTR). Этот показатель можно уменьшить, если в систему входят дополнительные диски в качестве "горячего резерва": при отказе диска резервный диск подключается аппаратно-программными средствами. Периодически оператор вручную заменяет все отказавшие диски. Четыре основных этапа этого процесса состоят в следующем:

определение отказавшего диска,

устранение отказа без останова обработки;

восстановление потерянных данных на резервном диске;

периодическая замена отказавших дисков на новые.

Для подключения к ИТС-Брокер клиенту

Для подключения к ИТС-Брокер клиенту банка или компании достаточно иметь обычный офисный компьютер, подключенный к интранет/Интернет, и установленную программу навигации Microsoft Internet Explorer версии 3.02 и выше. Благодаря технологии ActiveX, не требуется обслуживание рабочих мест пользователей. При первом подключении к системе программа автоматически устанавливается на компьютер клиента с Web-сервера системы и при следующих подключениях запускается уже локально, с компьютера пользователя системы. В случае изменения версии рабочего места клиента, обновление происходит также автоматически, без участия администратора или пользователя системы.
Среди пользователей системы могут быть выделены следующие группы.
Гость - клиент, который может наблюдать за ходом торгов на рынке в режиме реального времени.
VIP пользователь - клиент, который наблюдает за торгами и может самостоятельно распоряжаться своими деньгами, то есть подавать, изменять и снимать заявки непосредственно со своего рабочего места.
Трейдер - клиент, который распоряжается деньгами фирмы (банка).
Брокер - клиент, который распоряжается деньгами нескольких клиентов.
ИТС-Брокер построена на основе Системы Лотовых Торгов НВФБ и имеет тот же набор средств защиты от несанкционированного доступа:
уникальные идентификаторы и пароли участников;
ограничение IP-адресов (каждый участник может работать лишь с определенных компьютеров);
кодирование информации - вся информация, передаваемая по каналам связи ИТС-Брокер, кодируется с помощью протокола SSL;
использование СКЗИ "ВЕРБА"; мониторинг двухточечных соединений. Во время торговой сессии специалисты НВФБ производят непрерывный мониторинг всех каналов связи с клиентами, что позволяет своевременно обнаруживать и устранять потенциальные проблемы.
Система ИТС-брокер эффективно используется следующими компаниями.

Для получения On-line данных
Продолжайте настройку:

Для получения On-line данных (а не данных End-of-Day) выберите следующую настройку:

Для швейцарского франка
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 14

И для швейцарского франка:

Для того, чтобы получать котировки в реальном времени

Но при этом, Real-Time Status скорее всего, будет показывать Not Connected.
Для того, чтобы получать котировки в реальном времени, следует сделать две операции:
- настроить Run Setup Wizard на получение on-line котировок - загрузить и настроить Forexite Quote Room, И ЕГО ВСЕГДА НУЖНО ЗАПУСКАТЬ ПЕРЕД ЗАПУСКОМ OMEGA TRADE STATION !!!

Для того, чтобы получать котировки в реальном времени

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Добавление символов в портфель

Добавьте кнопкой Add в окно ваши рабочие Workspaces

Добавление символов в портфель

На этом настройка программы завершена. Если вам требуется загрузка индексов, вы можете добавить их в список активных символов программы через окно «Добавление символов в портфель»:

Для того, чтобы отразить их в OMEGA PRO SUIT, вы должны использовать те же символы, что и в Forexite Quote Room, например:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Доход (убыток) по сделке купли-продажи ценных бумаг

Добавьте кнопкой Add в окно ваши рабочие Workspaces
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 69

Добавьте кнопкой Add в окно ваши рабочие Workspaces, и запустите сервис:

Это можно сделать лишь однажды, выбрав следующие настройки:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Документы отражающие изменения в налоговой системе

Доход (убыток) по сделке купли-продажи ценных бумаг

Доход (убыток) по сделке купли-продажи ценных бумаг определяется как разница между суммами, полученными от реализации ценных бумаг, и расходами на приобретение, реализацию и хранение ценных бумаг, фактически произведенными налогоплательщиком (включая расходы, возмещаемые профессиональному участнику рынка ценных бумаг) и документально подтвержденными. К указанным расходам относятся:
суммы, уплачиваемые продавцу в соответствии с договором;
оплата услуг, оказываемых депозитарием;
комиссионные отчисления профессиональным участникам рынка ценных бумаг;
биржевой сбор (комиссия);
оплата услуг регистратора;
другие расходы, непосредственно связанные с куплей, продажей и хранением ценных бумаг, оплачиваемые за услуги, оказываемые профессиональными участниками рынка ценных бумаг в рамках их профессиональной деятельности.
Доход по сделке купли-продажи ценных бумаг, обращающихся на организованном рынке ценных бумаг, уменьшается на сумму процентов, уплаченных за пользование денежными средствами, привлеченными для совершения сделки купли-продажи ценных бумаг, в пределах сумм, рассчитанных исходя из действующей ставки рефинансирования Центрального банка Российской Федерации.
По сделке с ценными бумагами, обращающимися на организованном рынке ценных бумаг, размер убытка определяется с учетом предельной границы колебаний рыночной цены ценных бумаг.
К ценным бумагам, обращающимся на организованном рынке ценных бумаг, в целях настоящей главы относятся ценные бумаги, допущенные к обращению у организаторов торговли, имеющих лицензию федерального органа,
осуществляющего регулирование рынка ценных бумаг.
Когда расходы налогоплательщика на приобретение, реализацию и хранение ценных бумаг не могут быть отнесены непосредственно к расходам на приобретение,
реализацию и хранение конкретных ценных бумаг, указанные расходы распределяются пропорционально стоимостной оценке ценных бумаг, на долю которых относятся указанные расходы. Стоимостная оценка ценных бумаг определяется на дату осуществления этих расходов.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Доля дохода определяется как произведение

Документы отражающие изменения в налоговой системе

Законодатели пошли на уступки, так как прекрасно знали, что реальных механизмов выполнения прежних правил на практике не существует. Речь, в первую очередь,
идет о казино. Взамен на уступки с 1 марта депутаты увеличили вдвое ставки налога на игорный бизнес, которым облагаются «единицы игрового оборудования» – столы,
игровые автоматы, кассы букмекерских контор. Сейчас во втором чтении в ГД находится другая поправка к НК, согласно которой ставки этого налога увеличиваются еще в два раза. Этот рост налогов деятели игорного бизнеса воспринимают спокойно – лишь бы их избавили от тяжкой участи «налогового агента». Поскольку знают, что после введения в силу поправок к 224-й статье повышение ставки налога на игорный бизнес окупится за счет увеличения посещаемости игровых залов, отмечают отечественные СМИ.
Документы отражающие изменения в налоговой системе:
1. Федеральный закон от 30 мая 2001 г N71-ФЗ "О внесении изменений и дополнений в часть вторую Налогового кодекса РФ" (глава 23 "Налоговые доходы физических лиц");
2. Статья 224 Налогового кодекса РФ;
3. Статья 226 Налогового кодекса РФ;
4. Статья 228 Налогового кодекса РФ;
5. Статья 230 Налогового кодекса РФ;
6. Статья 231 Налогового кодекса РФ.
Примечание: цветом выделены положения, изменяющие налоговый статус трейдеров.
Федеральный закон Российской Федерации от 30 мая 2001 года N 71-ФЗ О ВНЕСЕНИИ ИЗМЕНЕНИЙ И ДОПОЛНЕНИЙ В ЧАСТЬ ВТОРУЮ НАЛОГОВОГО КОДЕКСА РОССИЙСКОЙ ФЕДЕРАЦИИ (ГЛАВУ 23 "НАЛОГ НА ДОХОДЫ ФИЗИЧЕСКИХ ЛИЦ")
Принят Государственной Думой 26 апреля 2001 года Одобрен Советом Федерации 16 мая 2001 года Статья 1. Внести в часть вторую Налогового кодекса Российской Федерации (главу 23 "Налог на доходы физических лиц") (Собрание законодательства Российской Федерации, 2000, N 32, ст. 3340;
2001, N 1, ст. 18) следующие изменения и дополнения:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Другие функции программного обеспечения

Другие функции программного обеспечения

В современных системах все возрастающую роль играет диагностика в режиме on-line, позволяющая предвосхищать проблемы, которые могут привести к простою системы. В настоящее время она специфична для каждой системы. В будущем, возможно, диагностика станет частью распределенного управления системой.

Другой подход к динамическому планированию алгоритм Томасуло

Другой подход к динамическому планированию - алгоритм Томасуло

Другой подход к параллельному выполнению команд при наличии конфликтов был использован в устройстве плавающей точки в машине IBM 360/91. Эта схема приписывается Р. Томасуло и названа его именем. Разработка IBM 360/91 была завершена спустя три года после выпуска CDC 6600, прежде чем кэш-память появилась в коммерческих машинах. Задачей IBM было достижение высокой производительности на операциях с плавающей точкой, используя набор команд и компиляторы, разработанные для всего семейства 360, а не только для приложений с интенсивным использованием плавающей точки. Архитектура 360 предусматривала только четыре регистра плавающей точки двойной точности, что ограничивало эффективность планирования кода компилятором. Этот факт был другой мотивацией подхода Томасуло. Наконец, машина IBM 360/91 имела большое время обращения к памяти и большие задержки выполнения операций плавающей точки, преодолеть которые и был призван разработанный Томасуло алгоритм. В конце раздела мы увидим, что алгоритм Томасуло может также поддерживать совмещенное выполнение нескольких итераций цикла.
Мы поясним этот алгоритма на примере устройства ПТ. Основное различие между нашим конвейером ПТ и конвейером машины IBM/360 заключается в наличии в последней машине команд типа регистр-память. Поскольку алгоритм Томасуло использует функциональное устройство загрузки, не требуется значительных изменений, чтобы добавить режимы адресации регистр-память; основное добавление - другая шина. IBM 360/91 имела также конвейерные функциональные устройства, а не несколько функциональных устройств. Единственное отличие между ними заключается в том, что конвейерное функциональное устройство может начинать выполнение только одной операции в каждом такте. Поскольку реально отсутствуют фундаментальные отличия, мы описываем алгоритм, как если бы имели место несколько функциональных устройств. IBM 360/91 могла выполнять одновременно три операции сложения ПТ и две операции умножения ПТ. Кроме того, в процессе выполнения могли находиться до 6 операций загрузки ПТ, или обращений к памяти, и до трех операций записи ПТ. Для реализации этих функций использовались буфера данных загрузки и буфера данных записи. Хотя мы не будем обсуждать устройства загрузки и записи, необходимо добавить буфера для операндов.
Схема Томасуло имеет много общего со схемой централизованного управления CDC 6600, однако имеются и существенные отличия. Во-первых, обнаружение конфликтов и управление выполнением являются распределенными - станции резервирования (reservation stations) в каждом функциональном устройстве определяют, когда команда может начать выполняться в данном функциональном устройстве. В CDC 6600 эта функция централизована. Во-вторых, результаты операций посылаются прямо в функциональные устройства, а не проходят через регистры. В IBM 360/91 имеется общая шина результатов операций (которая называется общей шиной данных (common data bus - CDB)), которая позволяет производить одновременную загрузку всех устройств, ожидающих операнда. CDC 6600 записывает результаты в регистры, за которые ожидающие функциональные устройства могут соперничать. Кроме того, CDC 6600 имеет несколько шин завершения операций (две в устройстве ПТ), а IBM 360/91 - только одну.
На Рисунок 6.5 представлена основная структура устройства ПТ на базе алгоритма Томасуло. Никаких таблиц управления выполнением не показано. Станции резервирования хранят команды, которые выданы и ожидают выполнения в соответствующем функциональном устройстве, а также информацию, требующуюся для управления командой, когда ее выполнение началось в функциональном устройстве. Буфера загрузки и записи хранят данные поступающие из памяти и записываемые в память. Регистры ПТ соединены с функциональными устройствами парой шин и одной шиной с буферами записи. Все результаты из функциональных устройств и из памяти посылаются на общую шину данных, которая связана со входами всех устройств за исключением буфера загрузки. Все буфера и станции резервирования имеют поля тегов, используемых для управления конфликтами.
Прежде чем описывать детали станций резервирования и алгоритм, рассмотрим все стадии выполнения команды. В отличие от централизованной схемы управления, имеется всего три стадии:

Выдача - Берет команду из очереди команд ПТ. Если операция является операцией ПТ, выдает ее при наличии свободной станции резервирования и посылает операнды на станцию резервирования, если они находятся в регистрах. Если операция является операцией загрузки или записи, она может выдаваться при наличии свободного буфера. При отсутствии свободной станции резервирования или свободного буфера возникает структурный конфликт и команда приостанавливается до тех пор, пока не освободится станция резервирования или буфер.

Выполнение - Если один или более операндов команды не доступны по каким либо причинам, контролируется состояние CDB и ожидается завершение вычисления значений нужного регистра. На этой стадии выполняется контроль конфликтов типа RAW. Когда оба операнда доступны, выполняется операция.

Запись результата - Когда становится доступным результат, он записывается на CDB и оттуда в регистры и любое функциональное устройство, ожидающее этот результат.

Хотя эти шаги в основном похожи на аналогичные шаги в централизованной схеме управления, имеются три важных отличия. Во-первых, отсутствует контроль конфликтов типа WAW и WAR - они устраняются как побочный эффект алгоритма. Во-вторых, для трансляции результатов используется CDB, а не схема ожидания готовности регистров. В-третьих, устройства загрузки и записи рассматриваются как основные функциональные устройства.
Структуры данных, используемые для обнаружения и устранения конфликтов, связаны со станциями резервирования, регистровым файлом и буферами загрузки и записи. Хотя с разными объектами связана разная информация, все устройства, за исключением буферов загрузки, содержат в каждой строке поле тега. Это поле тега представляет собой четырехбитовое значение, которое обозначает одну из пяти станций резервирования или один из шести буферов загрузки. Поле тега используется для описания того, какое функциональное устройства будет поставлять результат, нужный в качестве источника операнда. Неиспользуемые значения, такие как ноль, показывают что операнд уже доступен. Важно помнить, что теги в схеме Томасуло ссылаются на буфера или устройства, которые будут поставлять результат; когда команда выдается в станцию резервирования номера регистров исключаются из рассмотрения.

Edward D.Dobson "Understanding Bollinger Bands"

Доля дохода определяется как произведение

Доля дохода определяется как произведение общей суммы дохода на отношение суммы выплаты к стоимостной оценке ценных
бумаг, определяемой на дату выплаты денежных средств, по которым налоговый агент выступает в качестве брокера. При осуществлении выплаты денежных средств налогоплательщику более одного раза в течение налогового периода расчет суммы налога производится нарастающим итогом с зачетом ранее уплаченных сумм налога.
Стоимостная оценка ценных бумаг определяется исходя из фактически произведенных и документально подтвержденных расходов на их приобретение.
Налоговым агентом в отношении доходов по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), признается доверительный управляющий, который определяет налоговую базу по указанным операциям с учетом положений настоящей статьи.
Налоговая база по операциям с ценными бумагами, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), определяется на дату окончания налогового периода или на дату выплаты денежных средств (передачи ценных бумаг) до истечения очередного налогового периода. Налог подлежит уплате в течение одного месяца с даты окончания налогового периода или даты выплаты денежных средств (передачи ценных бумаг).
При осуществлении выплат в денежной или натуральной форме из средств,
находящихся в доверительном управлении до истечения срока действия договора доверительного управления или до окончания налогового периода, налог уплачивается с доли дохода, определяемого в соответствии с пунктом 7 настоящей статьи, соответствующей фактической сумме выплачиваемых учредителю доверительного управления (выгодоприобретателю) средств. Доля дохода в этом случае определяется как произведение общей суммы дохода на отношение суммы выплаты к стоимостной оценке ценных бумаг (денежных средств), находящихся в доверительном управлении, определяемой на дату выплаты денежных средств. При осуществленииu1074 выплат в денежной или натуральной форме из средств, находящихся в доверительном управлении, более одного раза в налоговом периоде указанный расчет производится нарастающим итогом с зачетом ранее уплаченных сумм налога.
Под выплатой денежных средств в целях настоящего пункта понимаются выплата наличных денежных средств, перечисление денежных средств на банковский счет физического лица или на счет третьего лица по требованию физического лица.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Экран депозитных ставок (MMR)

Edward D.Dobson "Understanding Bollinger Bands"

Edward D.Dobson "Understanding Bollinger Bands"
Цена по каталогу ..... $ 10
Номер по каталогу .... #K037
Книга о лентах Боллинджера. Много иллюстраций и примеров.
Richard W. Arms, Jr. "Volume Cycles in the Stock Market"
Цена по каталогу ..... $ 75
Номер по каталогу ..... #K038
Автор книги говорит о возможности применения волновой теории к категории "объем". Детальное описание теории, примеры, иллюстрации. Примеры стратегий,
основанных на данном принципе.
Анна Эрлих "Технический Анализ Товарных и Финансовых Рынков"
Цена по каталогу ..... $ 20
Номер по каталогу ..... #K039
Одна из самых первых и самых известных отечественных книг по техническому анализу. Вышла несколькими тиражами. Неизменно пользуется спросом у начинающих инвесторов.
Томас ДеМарк "Технический Анализ - Новая наука"
Цена по каталогу ..... $ 90
Номер по каталогу .... #K040
Книга, просто и ясно излагающая основы теханализа и позволяющая взглянуть по-
новому на его методы. Прекрасно дополняет книгу Дж.Мэрфи "Технический Анализ Фьючерсных рынков"
У.Шарп "Инвестиции"
Цена по каталогу .... $ 80
Номер по каталогу ...... #К041
Прекрасный перевод известной книги У.Шарпа. Хорошо написанный и легкий для восприятия учебник по экономике. Много примеров и иллюстраций.
Дж.Мэрфи "Технический Анализ Фьючерсных рынков"
Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ..... #К042

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если программа все же не запускается

Экран депозитных ставок (MMR)

Информационный экран по ценным бумагам. На этом экране можно увидеть все ценные бумаги, выпущенные казначейством США и другими правительственными организациями. Изменения цены каждой ценной бумаги отражаются примерно 400
раз в день. Также имеется экран по другим странам.
Экран депозитных ставок (MMR). Эта функция дает текущую рыночную информацию о ставках депозитов в мире и каждой стране в отдельности. Например, монитор MMR3 дает информацию о краткосрочном рынке депозитов. Различные участники —
банки, брокеры и дилеры США, Европы и Дальнего Востока дают информацию по этой тематике. Среди участников — такие финансовые институты, как Merill Lynch,
Nat west и Citibank.
Монитор кривой доходности казначейских обязательств США.
Форвардный курс. Экран отражает рост прибыли по ценным бумагам правительства США.
Экран Forex. Этот экран содержит информацию о курсах купли-продажи валют,
устанавливаемых различными участниками валютного рынка (в основном банками). В этом режиме можно просмотреть свежие новости о валютных рынках, а также сравнить текущие курсы с курсами в прошлом.
Два года назад в системе Блумберг была введена новая услуга: экран, дающий обзор о состоянии ценных бумаг на рынке России.
Практически вся поступающая ценовая информация может быть представлена в графиках системы. Возможно строить графики цен как линейных, так и гистограмм, и свечей. Также строятся графики объема торговли и открытого интереса.
Из инструментария технического анализа в системе Блумберг представлены следующие методы: Moving Averages, Stochastics, RSI, Momentum, MACD.
Всего в систему встроено около десяти методов технического анализа. Их использование удобно для составления несложных, но эффективных прогнозов цен.
Пока что в России нет представительства фирмы Блумберг. Его открытие значительно ускорит продвижение на российский рынок этой информационной системы.
Информационная система Тенфор (Tenfore)
Международная информационная система Тenfore специализируется на предоставлении финансовой информации в режиме реального времени. Наша информация используется банками, дилинговыми центрами, инвестиционными и финансовыми компаниями и частными инвесторами.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если у пользователя установлена Java-машина

Если программа все же не запускается

Если программа все же не запускается, проверьте, установлены ли у Вас все сервис-
паки для WINDOWS 2000, а также MDAC 2.6 (5.5Mb) - Требуется установить на Win2000 перед установкой ProSuite 2000 . Если же и это не поможет, перегрузите полностью систему и начните установку на новом месте (предварительно удалив предыдущую установку).

Вопросы и ответы по ProSuite 2000i можно найти на сайтах:
http://www.forextrader.ru/TRAKTIR/faq.html http://www.gelium.net/

Теперь, если программа инсталляции ProSuite 2000i запускается, продолжаем.
Проблемы с установкой можете решить, посмотрев дальнейшие инструкции здесь:
http://konkop.narod.ru/omgainst.htm ПРОГРАММА УСТАНОВЛЕНА !

УСТАНОВКА ОБНОВЛЕНИЙ OMEGA PRO SUIT 2000i до build 822
Теперь инсталлируем UPGRADE в следующем порядке (если программа требует,
осуществляем перезагрузку компьютера):
1. Sp4bUpdate 2. SP4Fix 3. SP4DTNFix 4. QuickUpgrade 5. Sp4cUpdate 6. SP5Update

Если программа все же не запускается

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если Вы инсталлируете ProSuite 2000i впервые

Если у пользователя установлена Java-машина
Если у пользователя установлена Java-машина, ему доступен и дополнительный
аналитический функционал - графики в реальном масштабе времени. В качестве программы защиты информации используется Inter-Pro Client.
Aton-Line более мощная программа, нежели РосТрейд. С ее помощью пользователь не только может получать котировки и совершать покупку/продажу ценных бумаг на биржах, но и отслеживать финансовые новости, строить графики и проводить технический анализ. Кроме того, интерфейс программы может быть полностью настроен пользователем вплоть до изменения шрифта. Система поддерживает два языка: английский и русский. С помощью данной системы пользователь имеет прямой доступ к РТС, ММВБ, МФБ.
Компания "Атон" предоставляет услуги и по маржинальной торговле (т.е.
возможность открытия margin счета). Первоначальная маржа 50%, минимальная 30%. В зависимости от биржи, на которой происходят торги с марживым счетом, Атон взимает разный процент с инвестора.
Для того, чтобы стать клиентом инвестиционной компании "Атон" и иметь возможность работать с программой Aton-Line, инвестору придется заполнить достаточно большое количество документов для регистрации в системе,
сгенерировать ключ доступа, установить защитную систему Inter-Pro.Все эти процедуры введены компанией с целью соблюдения всех требований действующего законодательства РФ по документообороту при осуществлении брокерского обслуживания клиентов, а требование об обязательном использовании системы защиты продиктовано заботой по обеспечению конфиденциальности именно персональной информации о клиенте и его операциях на рынке. Весь порядок инсталляции поэтапно изложен в подразделе "Открыть счет" на сайте компании (www.aton-line.ru/nonclients.asp). И после этого остается перевести деньги и/или ценные бумаги на брокерский счет и можно приступать к работе.
ЗАО "Алор-Инвест"
Алор-Инвест предлагает своим клиентам для ведения торгов на ММВБ собственную программу "Alor-Trade". Данная система позволяет наблюдать в онлайновом режиме за ходом торгов в фондовой секции ММВБ, видеть совершаемые в ней сделки, текущие котировки по избранным инструментам, а также динамически изменяющиеся после каждой сделки сведения о лимитах инвестора по деньгам и по ценным бумагам.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если вы получите указанное сообщение, что папка TEMP переполнена

Если Вы инсталлируете ProSuite 2000i впервые
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений

Если Вы инсталлируете ProSuite 2000i впервые, нужно:

1) Создать временно папку C:\111
2) Скопировать все файлы (кроме папок) с CD диска в папку C:\111
3) Запустить файл SETUP.EXE из C:\111

Если Вы инсталлируете ProSuite 2000i впервые

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если вы все сделали правильно

Если вы получите указанное сообщение, что папка TEMP переполнена

Предупреждение:
Если вы получите указанное сообщение, что папка TEMP переполнена и по этой причине Sp4cUpdate (или любой иной Update) не может быть произведен,
то удалите все файлы (которые поддаются удалению) из папки TEMP в директории С:\Documents and Settings\ «Имя пользователя»\Local Settings\.
Аналогичные действия нужно произвести и при получении такого же сообщения при загрузке других программ Update. Это вызвано тем, что программой не предусмотрено автоматическое удаление временных файлов temp из папки TEMP.

ВАС МОЖНО ПОЗДРАВИТЬ, ВЫ УЖЕ ПОЧТИ ГОТОВЫ НАЧАТЬ РАБОТАТЬ С ПРОГРАММОЙ OMEGA TRADE STATION PRO SUIT 2000
ВАМ НУЖНО ТОЛЬКО НАСТРОИТЬ ЕЕ 4.3.2. Настройка программы для получения котировок real-time

Если вы получите указанное сообщение, что папка TEMP переполнена

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если вы все сделали правильно (2)

Если вы все сделали правильно
Если вы все сделали правильно, то увидите в Глобал Сервер – следующую картину:

Поскольку у вас на диске есть уже созданные рабочие места, то просто скопируйте их с диска из папки OMEGA Work files в директорию C:\Program Files\Omega Research\MyWork

Если вы все сделали правильно

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Если вы все сделали правильно (3)

Если вы все сделали правильно (2)

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Фиксация убытков

Если вы все сделали правильно (3)
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 26

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Физические лица - исходя из сумм вознаграждений

Фиксация убытков

Фиксация убытков Основой этой технологии является следующий тезис: Для ДЦ не способного,
или не желающего использовать в качестве основной технологии брокераж,
основой прибыли являются клиентские потери. Клиентские транзакции,
полностью завершенные в течении одного дня, как правило, не приносят ДЦ ни больших прибылей, ни больших убытков. В общей сумме эти транзакции приносят небольшую прибыль. Основные деньги (основные клиентские потери)
приходятся на позиции, которые остаются открытыми в течении нескольких банковских дней и приводят клиента к большим, значимым потерям.
Принятие такого тезиса в качестве аксиомы (статистически и эмпирически подтвержденной) предполагает следующий образ действий. С клиентскими позициями в момент открытия не делается ничего. Дилеры просто наблюдают за изменением клиентских прибылей и убытков. Предпринимать какие-либо действия по перекрытию клиентских позиций дилеры начинают только тогда,
когда величины текущих клиентских убытков достигают неких пограничных значений. Например, клиентскую позицию можно перекрыть тогда, когда текущий убыток по этой позиции достигнет, например 30% всего депозита клиента (эту цифру руководство ДЦ, естественно, может варьировать в произвольном порядке, исходя из своих собственных соображений). Или же клиентскую позицию можно перекрывать тогда, когда текущий убыток по ней достигнет таких величин, что через небольшое число пунктов (например, 20-30
пипсов) эту позицию можно (нужно) будет принудительно закрывать для ограничения возможных сверхубытков.
Как можно видеть, описанная выше технология перекрытий стремится к технологии "кухня" и по сути представляет из себя именно кухню, но с административно введенными пограничными условиями. Ниже будет приведена еще одна технология стремящаяся к брокеражу.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Format Window

Физические лица - исходя из сумм вознаграждений

1) физические лица - исходя из сумм вознаграждений, полученных от физических лиц, не являющихся налоговыми агентами, на основе заключенных договоров гражданско-правового характера, включая доходы по договорам найма или договорам аренды любого имущества, а также от продажи имущества,
принадлежащего этим лицам на праве собственности;
2) физические лица - налоговые резиденты Российской Федерации, получающие доходы от источников, находящихся за пределами Российской Федерации, - исходя из сумм таких доходов;
3) физические лица, получающие другие доходы, при получении которых не был удержан налог налоговыми агентами, - исходя из сумм таких доходов;
4) физические лица, получающие выигрыши, выплачиваемые организаторами тотализаторов и других основанных на риске игр (в том числе с использованием игровых автоматов), - исходя из сумм таких выигрышей 2. Налогоплательщики, указанные в пункте 1 настоящей статьи, самостоятельно исчисляют суммы налога, подлежащие уплате в соответствующий бюджет, в порядке,
установленном статьей 225 настоящего Кодекса.
Общая сумма налога, подлежащая уплате в соответствующий бюджет, исчисляется налогоплательщиком с учетом сумм налога, удержанных налоговыми агентами при выплате налогоплательщику дохода. При этом убытки прошлых лет, понесенные физическим лицом, не уменьшают налоговую базу.
3. Налогоплательщики, указанные в пункте 1 настоящей статьи, обязаны представить в налоговый орган по месту своего учета соответствующую налоговую декларацию.
4. Общая сумма налога, подлежащая уплате в соответствующий бюджет,
исчисленная исходя из налоговой декларации с учетом положений настоящей статьи,
уплачивается по месту жительства налогоплательщика в срок не позднее 15 июля года, следующего за истекшим налоговым периодом.
5. Налогоплательщики, получившие доходы, при выплате которых налоговыми агентами не была удержана сумма налога, уплачивают налог равными долями в два платежа: первый - не позднее 30 дней с даты вручения налоговым органом налогового уведомления об уплате налога, второй - не позднее 30 дней после первого срока уплаты.
Примечание: цветом выделены дополнения, изменяющие налоговый статус налогоплательщиков.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Фрагмент кода с выбранной трассой

Рисунок 6.17. Фрагмент кода с выбранной трассой

Когда трасса, как показано на Рисунок 6.17, выбрана, она должна быть уплотнена так, чтобы заполнить машинный ресурс. Уплотнение трассы приводит к перемещению операторов присваиваний переменным B и C вверх по блоку, чтобы разместить их перед точкой решения о направлении перехода. Любая схема глобального планирования, включая трассировочное планирование, выполняет такое перемещение команд при наличии набора ограничений. В трассировочном планировании условные переходы рассматриваются как безусловные переходы во внутрь или во вне выбранной трассы, которая предполагалась как наиболее вероятный путь. Когда команды перемещаются через такие точки входа и выхода трассы, во входной и выходной точке могут потребоваться дополнительные команды. Главное предположение состоит в том, что выбранная трасса является наиболее вероятным событием, в противном случае стоимость дополнительной работы (дополнительных команд) может оказаться чрезмерной.
Что включает в себя процесс перемещения присваиваний B и C? Вычисление и присваивание B является зависимым по управлению от условного перехода, а вычисление C нет. Перемещение этих операторов может быть выполнено только, если ни один из них не меняет зависимость по управлению или по данным, или эффект от изменения зависимости не виден и тем самым не приводит к изменению выполнения программы. Рассмотрим типичную последовательность генерации кода для диаграммы на Рисунок 6.16. Ниже представлена такая последовательность в предположении, что адреса для A, B и C находятся в регистрах R1, R2 и R3 соответственно:
LW R4,0(R1) ;загрузка A[i]
ADDI R4,R4,... ;добавление к A[i]
SW 0(R1),R4 ;запись в A[i]
...
BNEZ R4,elsepart ;проверка A[i]
... ;часть then
SW 0(R2),... ;запись в B[i]
J join ;прыжок через else
elsepart: ... ;часть else
X ;код для X
...
join: ... ;после if
SW 0(R3),... ;запись в C[i]
Сначала рассмотрим проблему перемещения операции присваивания B на место перед командой BNEZ. Поскольку B зависит по управлению от того перехода, перед которым мы ее хотим расположить, и не будет зависеть от него после перемещения, необходимо гарантировать, что выполнение оператора не может вызвать появление исключительной ситуации, поскольку такая исключительная ситуация не могла возникнуть в первоначальной программе, если бы была выбрана часть else условного оператора. Перемещение B не должно также воздействовать на поток данных. Чтобы более ясно определить требования, нам нужна концепция живучести переменной. Переменная Z живет в операторе, если имеется путь выполнения от этого оператора до использования переменной Z, на котором нового присваивания переменной Z не делается. На интуитивном уровне, переменная живет в операторе, если добавление операции присваивания этой переменной в операторе может изменить семантику программы.
Возвращаясь к нашему примеру, можно видеть, что имеются два возможных случая, когда перемещение B может изменить поток данных в этой программе:

Обращение к B происходит в коде X (часть else) прежде, чем В будет присвоено новое значение.

B "живет" в конце оператора if и ей не делается присваивания в X.

В обоих случаях перемещение операции присваивания переменной B приведет к тому, что некоторая команда i (либо в X, либо далее в программе) станет зависимой по данным от этой перемещенной команды, а не от более ранней операции присваивания B, которая выполняется перед циклом и от которой i первоначально зависела. Поскольку это приведет к изменению результата программы, операция присваивания B не может быть перемещена в случае, если справедливо любое из приведенных выше условий. Можно представить себе более изощренные схемы: например, в первом случае перед оператором if можно сделать теневую копию B и использовать только эту теневую копию в X. Такие схемы в общем случае не используются, поскольку, во-первых, их сложно реализовать, и, во-вторых, поскольку они будут замедлять программу, если выбранная трасса не оптимальна и завершение операций требует выполнения дополнительных команд.
Для перемещения операции присваивания C на место сразу за первым условным переходом требуется, чтобы она переместилась выше точки объединения трассы (входа трассы) с направлением else. Это делает команды для C зависимыми по управлению от условного перехода и означает, что они не будут выполняться, если выбран путь else, который не находится на трассе. Поэтому будут затронуты команды, которые были зависимыми по данным от присваивания C и которые выполняются после этого кодового фрагмента. Для обеспечения вычисления корректного значения для этих команд делается копия команд, которые вычисляют и присваивают значение C на переходе на трасе, а именно в конце X на пути else. Мы можем переместить C из ветви then перехода через условие перехода, если это не воздействует ни на какой поток данных в условии перехода. Если C перемещается на место перед проверкой условия if, копия C в части else перехода может быть ликвидирована.
Все рассмотренные методы: разворачивание цикла, планирование трасс и программная конвейеризация стараются увеличить степень параллелизма уровня команд, который может использоваться машиной, выдающей для выполнения более одной команды в каждом такте. Эффективность каждого из этих методов и их удобство для различных архитектурных подходов являются наиболее горячими темами, которыми активно занимаются исследователи и разработчики высокоскоростных процессоров.

Функциональные возможности системы

Format Window
По своему вкусу вы можете изменить вид окна любым образом через Format Window, например:

И в заключение, желательно (но не обязательно) активизировать Schedule Workspace Assistant (из окна OMEGA PRO SUIT 2000i):

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

GlobalServer Symbol Portfolio

Функциональные возможности системы

Функциональные возможности системы:
отслеживание исследование изменения котировок в интервале времени от 1 минуты до 1
месяца с использованием графического анализа (возможен экспорт данных в другие аналитические системы);
покупка/продажа контрактов по рынку и выставление лимитных или стоп-
ордеров;
отслеживание клиентом текущего состояния своего торгового счёта, открытых позиций и доходов в реальном масштабе времени;
получение отчётов по торгам (клирингов) за любой торговый день;
клиентское участие в дискуссиях и обсуждениях с коллегами и организаторами торгов, в решении текущих проблем.
Для инсталляции системы клиент должен загрузить пакет программ, состоящий из двух модулей, которые находятся в одном каталоге. Для регистрации в системе клиент должен распечатать соответствующий договор в двух экземплярах, подписать и отправить по почте. Минимальный депозит для работы в системе составляет 5000
рублей.
Наиболее популярные системы интернет-трейдинга, используемые несколькими компаниями Система QUIK Несомненно, самой популярной и самой распространенной системой среди Интернет-брокеров является система QUIK. Данная система была разработана Сибирской Межбанковской Валютной Биржей и предприятием "СМВБ -
Информационные технологии". Информационные и торговые системы,
реализованные на платформе QUIK, эксплуатируются не только на СМВБ, но и на других валютных биржах (в том числе на ММВБ с 1997 г.), в банках и финансовых компаниях.
На данный момент на базе платформы QUIK реализованы 1 информационная (QUIK-Инфо) и 3 информационно-торговых системы: (QUIK-ETC, QUIK-Акции и QUIK-
Брокер). Для установки любой из систем используется один дистрибутив программного обеспечения.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

GlobalServer Symbol Portfolio (2)

GlobalServer Symbol Portfolio

Далее, для того, чтобы в GlobalServer Symbol Portfolio появились все загружаемые символы валют и их Field/Resolutions (и в дальнейшем при последующих загрузках также),
отметьте галочками оба поля, как это показано ниже:

GlobalServer Symbol Portfolio

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

GlobalServer Symbol Portfolio

GlobalServer Symbol Portfolio (2)

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

GlobalTrade

GlobalServer Symbol Portfolio

Обратите внимание, что время, указанное при такой настройке (Exchange Local Time), отличается от Московского, на два часа.

После окончания настроек, Ваше окно GlobalServer Symbol Portfolio должно выглядеть примерно так:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Global Vertical Chart Status

GlobalTrade

Для того чтобы начать пользоваться услугами системы GlobalTrade будущему клиенту необходимо ознакомиться с условиями обслуживания, представленными на Web-сайте. После этого - заполнить анкету Клиента и отправить ее по электронной почте в адрес ИГ "Русские Фонды". Затем договориться с сотрудниками компании о времени посещения главного офиса для подписания документов и получения документации и электронных ключей. Для начала работы клиенту нужно перевести на брокерский счет сумму не менее 10000 рублей. Удаленное торговое место Системы "Глобал Трейд" и информационное обеспечение в виде пакета Reuters Investor Services предоставляются клиенту бесплатно. Комиссия торговой системы ММВБ включена в комиссионное вознаграждение Агента. Оплата депозитарных услуг, предоставляемых клиенту депозитарием агента, составляет $2 в торговый день, в течение которого клиент совершал торговые операции. Комиссионное вознаграждение агента взимается как процент с суммы каждой фактически совершенной сделки клиента и зависит от оборота по торговым операциям (от 0,05%
до 0,25%).
ЗАО "Электронная Торговая Сеть "Дайрект" (www.directtrade.ru)
Торговая Сеть "Дайрект" - профессиональный участник рынка ценных бумаг,
имеет брокерскую лицензию, член НАУФОР. ЭТС "Дайрект" входит в состав международной информационной группы Interfax Information Services. Компания создана в 2000 году для оказания информационно-технологических услуг по обеспечению прямого доступа клиентов к организованным рынкам ценных бумаг. Не имея собственных позиций, компания предоставляет доступ клиентов к торгам, а также обеспечение клиентов надежной информацией и аналитическими материалами в отношении рынка.
Для оказания услуги Интернет-трейдинга ЭТС "Дайрект" разработала собственную систему "Интерфакс-Дайрект". Информационно-торговая система "Интерфакс-Дайрект" - комплекс программно-технических средств, обеспечивающих доступ клиентов компании к торгам на организованных рынках ценных бумаг и их информационное обслуживание. Клиентское место представляет собой Windows-
приложение, загружаемое с веб-сайта компании и устанавливаемое на компьютере клиента. Связь с сервером осуществляется по протоколу TCP/IP.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ГРУППА 1

Global Vertical Chart Status

Cвеча, для которой выдается информация, отчеркивается вертикальной линией , а горизонтальной линией отрисовывается ценовой уровень для которого в окне выдается значения параметра Price.

Выдаются: дата, время закрытия, цена горизонтального уровня, Open Price, Hihg, Low,
Close Price, Volume .

Режимы :
Chart Status - пиктограмма в виде крестика Vertical Chart Status - пиктограмма в виде вертикальной палочки - на графике остается горизонтальная линия там где накладывался на ценовой график значок.
Global Vertical Chart Status - пиктограмма с буквой G – вертикальная линия будет отрисовываться во всех окнах активного файла с временным соответствием того места куда был наложен значок.

Global Vertical Chart Status

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ГРУППА 3

ГРУППА 1

Эти проблемы вращаются вокруг доверия, честности проведения операций, управления рисками, прозрачности и маркетинга forex-брокеров. Но вначале мы должны понять, что, в отличие от высоко регулируемых биржевых рынков, брокерские фирмы forex не могут быть отнесены ни к какой отдельной бирже по характеру проблем и рисков. Можно поделить брокеров на четыре обширные категории по отличительным особенностям и признакам, которые делают этот рынок далеким от монолитной индустрии.
ГРУППА 1
Первая группа включает в себя крупные коммерческие банки, которые в США регулируются в соответствии с банковскими инструкциями и законами Соединенных Штатов и предлагают самый высокий уровень надежности.
Однако, трейдинг с такими банками требует счетов существенного размера,
как у больших и многонациональных фирм, оставляя их вне досягаемости дейтрейдеров.
ГРУППА 2
Вторая группа состоит из финансовых фирм, которые функционируют, как маркет-мейкеры для меньших брокерских фирм и предлагают спекулятивные возможности торговли индивидуальным трейдерам с торговым капиталом более $50,000 или около того. Эти компании - относительно немногочисленны,
но предлагают более низкую стоимость торговли и обычно имеют более твердую финансовую основу и честность. Но опять таки, минимальный размер счета за $50,000 оставляет их за пределами досягаемости для большинства дейтрейдеров.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ГРУППА 4 (Кухни)

ГРУППА 3

ГРУППА 3
Третья группа включает в себя маленькие брокерские фирмы, которые угождают индивидуумам, желающим рискнуть небольшим капиталом, скажем,
лишь несколько тысяч долларов, только прощупать почву, а также свою удачу
или навыки трейдинга. Эти маленькие брокерские фирмы часто работают с дилером или маркет-мейкером из второй группы для клиринга ордеров своих клиентов. Здесь начинаются риски проведения операций. Из-за больших минимальных размеров счета, которые требует маркет-мейкер от этих брокеров, может быть так, что локальный брокер будет объединять фонды со всех счетов своих клиентов в один счет у маркет-мейкера на имя брокерской фирмы.
При такой схеме работы, дейтрейдер вызывает дилера брокерской фирмы,
чтобы получить котировку на вход или выход из позиции, а дилер, в свою очередь, чтобы получить котировку, вызывает маркет-мейкера. Если трейдеру котировка подходит, он/она проинструктирует дилера о входе в новую позицию или выходе из существующей позиции, что дилер отразит при соответствующем регулировании клиентского счета. В то же самое время,
однако, и это - критический момент, дилер сделает соответствующую сделку на их собственном счете у маркет-мейкера.
Так в теории, если рыночный запрос клиента или сделка удачны, клиент сделает прибыль (прибыль брутто от торговли минус спреды и комиссионные)
и брокерская фирма также получит соответствующую прибыль от своей собственной сделки со своим маркет-мейкером, которая будет равна чистой прибыли, что они оплатят клиенту плюс их собственная комиссия и, возможно,
небольшой спред. Проигравший в этой сделке - маркет-мейкер, который положил в карман спред, но потерял прибыль брутто от сделки, полученную брокерской фирмой. Имейте в виду, что некоторые брокерские фирмы дают клиенту спред более широкий чем тот, что они получают от маркет-мейкера (приблизительно вдвое больший), и это - источник прибыли в дополнение к их комиссии, хотя они никогда не откроют это клиентам. Конечно, если клиентский запрос - неудачный, брокерская фирма вычтет потерю брутто от счета клиента и оплатит маркет-мейкеру чистый убыток после изъятия ее собственных брокерских выплат и комиссионных.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Характеристики межсоединений некоторых коммерческих MPP

Рисунок 10.5. Характеристики межсоединений некоторых коммерческих MPP

В частности, чтобы предотвратить появление узкого горла в системе, связанного с единым справочником, можно распределить части этого справочника вместе с устройствами распределенной локальной памяти. Таким образом можно добиться того, что обращения к разным справочникам (частям единого справочника) могут выполняться параллельно, точно также как обращения к локальной памяти в распределенной памяти могут выполняться параллельно, существенно увеличивая общую полосу пропускания памяти. В распределенном справочнике сохраняется главное свойство подобных схем, заключающееся в том, что состояние любого разделяемого блока данных всегда находится во вполне определенном известном месте. На Рисунок 10.6 показан общий вид подобного рода машины с распределенной памятью. Вопросы детальной реализации протоколов когерентности памяти для таких машин выходят за рамки настоящего обзора.

HyperSPARC

hyperSPARC

Одной из главных задач, стоявших перед разработчиками микропроцессора hyperSPARC, было повышение производительности, особенно при выполнении операций с плавающей точкой. Поэтому особое внимание разработчиков было уделено созданию простых и сбалансированных шестиступенчатых конвейеров целочисленной арифметики и плавающей точки. Логические схемы этих конвейеров тщательно разрабатывались, количество логических уровней вентилей между ступенями выравнивалось, чтобы упростить вопросы дальнейшего повышения тактовой частоты.
Производительность процессоров hyperSPARC может меняться независимо от скорости работы внешней шины (MBus). Набор кристаллов hyperSPARC обеспечивает как синхронные, так и асинхронные операции с помощью специальной логики кристалла RT625. Отделение внутренней шины процессора от внешней шины позволяет увеличивать тактовую частоту процессора независимо от частоты работы подсистем памяти и ввода/вывода. Это обеспечивает более длительный жизненный цикл, поскольку переход на более производительные модули hyperSPARC не требует переделки всей системы.
Процессорный набор hyperSPARC с тактовой частотой 100 МГц построен на основе технологического процесса КМОП с тремя уровнями металлизации и проектными нормами 0.5 микрон. Внутренняя логика работает с напряжением питания 3.3В.
Процессор hyperSPARC реализован в виде многокристальной микросборки (Рисунок 8.3), в состав которой входит суперскалярная конвейерная часть и тесно связанная с ней кэш-память второго уровня. В набор кристаллов входят RT620 (CPU) - центральный процессор, RT625 (CMTU) - контроллер кэш-памяти, устройство управления памятью и устройство тегов и четыре RT627 (CDU) кэш-память данных для реализации кэш-памяти второго уровня емкостью 256 Кбайт. RT625 обеспечивает также интерфейс с MBus.
Центральный процессор RT620 (Рисунок 8.4) состоит из целочисленного устройства, устройства с плавающей точкой, устройства загрузки/записи, устройства переходов и двухканальной множественно-ассоциативной памяти команд емкостью 8 Кбайт. Целочисленное устройство включает АЛУ и отдельный тракт данных для операций загрузки/записи, которые представляют собой два из четырех исполнительных устройств процессора. Устройство переходов обрабатывает команды передачи управления, а устройство плавающей точки, реально состоит из двух независимых конвейеров - сложения и умножения чисел с плавающей точкой. Для увеличения пропускной способности процессора команды плавающей точки, проходя через целочисленный конвейер, поступают в очередь, где они ожидают запуска в одном из конвейеров плавающей точки. В каждом такте выбираются две команды. В общем случае, до тех пор, пока эти две команды требуют для своего выполнения различных исполнительных устройств при отсутствии зависимостей по данным, они могут запускаться одновременно. RT620 содержит два регистровых файла: 136 целочисленных регистров, сконфигурированных в виде восьми регистровых окон, и 32 отдельных регистра плавающей точки, расположенных в устройстве плавающей точки.

Иерархия памяти

Введение

Организация кэш-памяти

Принципы организации основной памяти в современных компьютерах

Общие положения

Увеличение разрядности основной памяти

Память с расслоением

Использование специфических свойств динамических ЗУПВ

Виртуальная память и организация защиты памяти

Концепция виртуальной памяти

Страничная организация памяти

Сегментация памяти

ИК "КИК"

ГРУППА 4 (Кухни)

Это означает, что Вам, вероятно, придется вручную заполнять все детали каждой отдельной сделки в форму IRS, как обычно делаются для сделок с фьючерсами. Это прибавит к убытку досаду, если по сделкам случится проигрышный год.
ГРУППА 4 (Кухни)
Эта группа, вероятно, наиболее опасна и все же, вероятно, более распространена, чем представляет большинство людей. Множество маленьких форексных брокерских фирм работают, как оффшорные корпорации в США, и появляются всюду. Большинство такого рода фирм, в сущности, можно определить, как мошенников, они притворяются беспристрастной и уважаемой брокерской фирмой и ничем иным, но в действительности, они сами себе маркет-мейкер - кухня - что делает их совсем не беспристрастными или уважаемыми. Такая практика нелегальна на регулируемых рынках, типа фьючерсных товарных рынков; но рынок forex не регулируется. Их "маркет-
мейкер" обычно располагается на Дальнем Востоке, и счета их клиентов могут быть отделены от других счетов для защиты. Такие фирмы охотятся за тихими и наивными личностями, с ограниченными или отсутствующими знаниями рынка forex или навыков трейдинга.
Вот как работает их типичная схема. Они предлагают бесплатно "потренировать" Вас и научить навыкам безошибочной торговли, которые легко сделают Вам невероятную прибыль за короткий период времени (они твердо заверяют, что уж 5 % в месяц - фактически гарантируется), но только, если Вы откроете у них счет на несколько тысяч долларов. Их курс обучения обычно преподается в течение нескольких часов мелкими или неопытными трейдерами или даже людьми, никогда не торговавшими самостоятельно (успешный трейдер не тратил бы впустую свое время, преподавая свои уловки каким-то личностям, которые не имеют понятия, о чем он говорит).
Вообще, материал, составляющий такие курсы обучения - наполненные водой объяснения некоторых инструментов технического анализа (формации головы-
с-плечами, двойной вершины, линии трендов и т.д.) которые можно найти в любой приличной книгеu1087 по техническому анализу.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Иллюстрация проблемы когерентности кэшпамяти

Рисунок 10.3. Иллюстрация проблемы когерентности кэш-памяти

В мультипроцессорных системах, использующих микропроцессоры с кэш-памятью, подсоединенные к централизованной общей памяти, протоколы наблюдения приобрели популярность, поскольку для опроса состояния кэшей они могут использовать заранее существующее физическое соединение - шину памяти.
Неформально, проблема когерентности памяти состоит в необходимости гарантировать, что любое считывание элемента данных возвращает последнее по времени записанное в него значение. Это определение не совсем корректно, поскольку невозможно требовать, чтобы операция считывания мгновенно видела значение, записанное в этот элемент данных некоторым другим процессором. Если, например, операция записи на одном процессоре предшествует операции чтения той же ячейки на другом процессоре в пределах очень короткого интервала времени, то невозможно гарантировать, что чтение вернет записанное значение данных, поскольку в этот момент времени записываемые данные могут даже не покинуть процессор. Вопрос о том, когда точно записываемое значение должно быть доступно процессору, выполняющему чтение, определяется выбранной моделью согласованного (непротиворечивого) состояния памяти и связан с реализацией синхронизации параллельных вычислений. Поэтому с целью упрощения предположим, что мы требуем только, чтобы записанное операцией записи значение было доступно операции чтения, возникшей немного позже записи и что операции записи данного процессора всегда видны в порядке их выполнения.
С этим простым определением согласованного состояния памяти мы можем гарантировать когерентность путем обеспечения двух свойств:

Операция чтения ячейки памяти одним процессором, которая следует за операцией записи в ту же ячейку памяти другим процессором получит записанное значение, если операции чтения и записи достаточно отделены друг от друга по времени.

Операции записи в одну и ту же ячейку памяти выполняются строго последовательно (иногда говорят, что они сериализованы): это означает, что две подряд идущие операции записи в одну и ту же ячейку памяти будут наблюдаться другими процессорами именно в том порядке, в котором они появляются в программе процессора, выполняющего эти операции записи.

Первое свойство очевидно связано с определением когерентного (согласованного) состояния памяти: если бы процессор всегда бы считывал только старое значение данных, мы сказали бы, что память некогерентна.
Необходимость строго последовательного выполнения операций записи является более тонким, но также очень важным свойством. Представим себе, что строго последовательное выполнение операций записи не соблюдается. Тогда процессор P1 может записать данные в ячейку, а затем в эту ячейку выполнит запись процессор P2. Строго последовательное выполнение операций записи гарантирует два важных следствия для этой последовательности операций записи. Во-первых, оно гарантирует, что каждый процессор в машине в некоторый момент времени будет наблюдать запись, выполняемую процессором P2. Если последовательность операций записи не соблюдается, то может возникнуть ситуация, когда какой-нибудь процессор будет наблюдать сначала операцию записи процессора P2, а затем операцию записи процессора P1, и будет хранить это записанное P1 значение неограниченно долго. Более тонкая проблема возникает с поддержанием разумной модели порядка выполнения программ и когерентности памяти для пользователя: представьте, что третий процессор постоянно читает ту же самую ячейку памяти, в которую записывают процессоры P1 и P2; он должен наблюдать сначала значение, записанное P1, а затем значение, записанное P2. Возможно он никогда не сможет увидеть значения, записанного P1, поскольку запись от P2 возникла раньше чтения. Если он даже видит значение, записанное P1, он должен видеть значение, записанное P2, при последующем чтении. Подобным образом любой другой процессор, который может наблюдать за значениями, записываемыми как P1, так и P2, должен наблюдать идентичное поведение. Простейший способ добиться таких свойств заключается в строгом соблюдении порядка операций записи, чтобы все записи в одну и ту же ячейку могли наблюдаться в том же самом порядке. Это свойство называется последовательным выполнением (сериализацией) операций записи (write serialization). Вопрос о том, когда процессор должен увидеть значение, записанное другим процессором достаточно сложен и имеет заметное воздействие на производительность, особенно в больших машинах.

Имущественный налоговый вычет

ИК "КИК"

ИК "КИК" (www.zarabotai.ru). Компания работает с профессиональными участниками фондового рынка, юридическими и физическими лицами. Компания предлагает доступ к важнейшим новостям дня, публикует обзоры текущего состояния рынка, иллюстрированные графическими схемами. Комиссионные взимаются по тарифной сетке, стоимость регистрации - $45, абонентская плата - $10/месяц. Анкету для регистрации можно заполнить на Web-сайте, но все документы пересылаются по почте.
ИК "ОЛМА" (www.olma.ru). При работе на фондовой секции ММВБ клиент компании может подписать Дополнительное соглашение к Договору комиссии об использовании системы подачи заявок через Интернет "ИТС-ОЛМА". Ежемесячная плата за использование системы - 1 500 рублей. Комиссионные - по стандартному тарифному плану.
ОАО "НБД-Банк" (www.nbdbank.ru). Анкету для подключения к системе можно заполнить на Web-сайте, но все документы пересылаются по почте. Подключение -
бесплатное, абонентская плата - 700 рублей минус сумма комиссионных за месяц.
Центр современных финансовых технологий (www.csft.ru). На Web-сайте компании представлены новости, аналитика, обзоры. Для подключения к системе нужно посетить офис для оформления документов.
Пермская ИК "Ермак" (www.ermak.ru) - первая в Пермской области компания,
обеспечившая своим клиентам участие в торгах на ММВБ через Интернет. Для регистрации в системе клиенту нужно посетить офис для подписания документов.
Система MetaQoutes Software Программный комплекс MetaQuotes предназначен для организации торгов на валютном рынке как непосредственно на рабочих местах дилинговых центров,
оперирующих на рынке Forex, так и для провайдеров инвестиционных услуг,
ориентирующихся на привлечение и обслуживание удаленных клиентов, торгующих через Интернет. Предлагаемый компанией MetaQuotes Software продукт MetaQuotes представляет собой программный комплекс, состоящий из нескольких взаимосвязанных между собой компонентов/модулей.
MetaQuotes Server - основное звено всего комплекса. Модуль предназначен для авторизации и ведения счетов клиентов, обработки ордеров, сбора и хранения архивов котировокu1080 и новостей. Обеспечивает возможность общения клиентов через ШКОЛА УСПЕШНОГО ТРЕЙДЕРА. КУРС ЛЕКЦИЙ.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Имущественный налоговый вычет

Имущественный налоговый вычет

В случае, если расходы налогоплательщика не могут быть подтверждены документально, он вправе воспользоваться имущественным налоговым вычетом,
предусмотренным абзацем первым подпункта 1 пункта 1 статьи 220 настоящего Кодекса.
Имущественный налоговый вычет или вычет в размере фактически произведенных и документально подтвержденных расходов предоставляется налогоплательщику при расчете и уплате налога в бюджет у источника выплаты дохода (брокера,
доверительного управляющего или иного лица, совершающего операции по договору поручения, иному подобному договору в пользу налогоплательщика) либо по окончании налогового периода при подаче налоговой декларации в налоговый орган.
Если расчет и уплата налога производятся источником выплаты дохода (брокером,
доверительным управляющим или иным лицом, совершающим операции по договору поручения или по иному подобному договору в пользу налогоплательщика) в налоговом периоде, имущественный налоговый вычет предоставляется источником выплаты дохода с возможностью последующего перерасчета по окончании налогового периода при подаче налоговой декларации в налоговый орган.
При наличии нескольких источников выплаты дохода имущественный налоговый вычет предоставляется только у одного источника выплаты дохода по выбору налогоплательщика.
4. Налоговая база по операциям купли-продажи ценных бумаг определяется как доход, полученный по результатам налогового периода по операциям с ценными бумагами. Доход (убыток) по операциям купли-продажи ценных бумаг определяется в соответствии с пунктом 3 настоящей статьи.
Убыток по операциям с ценными бумагами, обращающимися на организованном рынке ценных бумаг, полученный по результатам указанных операций, совершенных в налоговом периоде, уменьшает налоговую базу по операциям купли-продажи ценных бумаг данной категории.
Доход по операциям купли-продажи ценных бумаг, не обращающихся на организованном рынке ценных бумаг, которые на момент их приобретения отвечали требованиям, установленным для ценных бумаг, обращающихся на организованном рынке ценных бумаг, может быть уменьшен на сумму убытка, полученного в налоговом периоде, по операциям купли-продажи ценных бумаг, обращающихся на организованном рынке ценных бумаг.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Indicator Builder (Конструктор индикаторов)

Имущественный налоговый вычет

"Имущественный налоговый вычет при определении налоговой базы по операциям с
ценными бумагами предоставляется в порядке, установленном статьей 2141
настоящего Кодекса.".
5. В пункте 2 статьи 224:
в абзаце втором слова ", тотализаторов и других основанных на риске игр (в том числе с использованием игровых автоматов)" исключить;
абзац пятый изложить в следующей редакции:
"процентных доходов по вкладам в банках в части превышения суммы, рассчитанной исходя из трех четвертых действующей ставки рефинансирования Центрального банка Российской Федерации, в течение периода, за который начислены проценты,
по рублевым вкладам (за исключением срочных пенсионных вкладов, внесенных на срок не менее шести месяцев) и 9 процентов годовых по вкладам в иностранной валюте, а также процентных доходов по срочным пенсионным вкладам, внесенным до 1 января 2001 года на срок не менее шести месяцев, в части превышения суммы,
рассчитанной исходя из действующей ставки рефинансирования Центрального банка Российской Федерации, в течение периода, за который начислены проценты;".
6. Пункт 2 статьи 226 после слов "в соответствии со статьями" дополнить цифрами "2141,".
7. Пункт 1 статьи 228 дополнить подпунктом 4 следующего содержания:
"4) физические лица, получающие выигрыши, выплачиваемые организаторами тотализаторов и других основанных на риске игр (в том числе с использованием игровых автоматов), - исходя из сумм таких выигрышей.".
Статья 2. Настоящий Федеральный закон вступает в силу по истечении одного месяца со дня его официального опубликования. Действие пунктов 3 и 5 статьи 1
настоящего Федерального закона распространяется на правоотношения, возникшие с 1 января 2001 года.
Президент Российской Федерации В. ПУТИН Статья 224. Налоговые ставки 1. Налоговая ставка устанавливается в размере 13 процентов, если иное не предусмотрено настоящей статьей.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ИнфоЦентр и брокер "Вэб-инвест.ру"

Indicator Builder (Конструктор индикаторов)
4.2. Основные программы, используемые в анализе 3

Каждый ценовой элемент графика и индикатор на экране можно отбуксировать и обработать, нажав левую клавишу мыши. Для того, чтобы разместить и просмотреть графические элементы цен двух и более компаний на одном графике, нужно просто нажать левую клавишу мыши на одном из этих элементов, перетащить в другой график и оставить его там для немедленного анализа, отпустив при этом клавишу.
Еще одним несомненным плюсом Metastock является ряд встроенных модулей:
Indicator Builder (Конструктор индикаторов).
Встроенный непосредственно в MetaStock инструмент -- the Indicator Builder --
помогает реализовать на экране компьютера торговые идеи. Конструктор индикаторов представляет собой мощный модуль для написания формул,
снабженный большим количеством математических функций и функций технического анализа. Каждый созданный индикатор тут же автоматически попадает в список Indicator QuickList, что позволяет затем без проблем воспользоваться функцией Drag and Drop для его буксировки и размещения.
The ExplorerTM (Исследователь).
При помощи The Explorer можно отбирать, сортировать и ранжировать акции по заданным критериям.
System Tester (Системный испытатель).
Этот модуль позволяет создать торговую систему при помощи каталога функций MetaStock., а также задать входные/выходные условия, ввести суммы комиссионных и другие важные детали, которые помогают получить точные реалистические результаты. Легко задать параметры перебора для оптимизации торговой системы.
Программа может даже провести сравнение нескольких торговых систем.
Встроенная программа для сбора данных - The DownLoaderTM.
Эта программа предназначена для сбора и обновления данных по акциям. The DownLoader может собирать котировки через интернет в автоматическом режиме. Но еще более важно то, что The DownLoader будет контролировать правдивость и точность данных. Он занимается проверкой данных на ошибки, корректирует их в случае сплита акций.
MetaStock дает возможность строить графики в режиме реального времени.
Пользователь может создавать графики девяти различных типов: Bars, Equivolume,
Point & Figure, Candlesticks, Kagi, Renko, Candlevolume, Line и Three Line Break.
MetaStock позволяет размещать на одном графике до 65 000 записей данных. Эта возможность является важной для трейдеров, просматривающих тиковые графики и внимательно наблюдающих за каждым шагом, который делают ценные бумаги в реальном времени.
Значительно облегчают жизнь пользователя Шаблоны (Templates). Они позволяют запомнить набор индикатров, которыми постоянно пользуется трейдер и применять его к различным ценным бумагам.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Информационно-Торговая Система Брокер

ИнфоЦентр и брокер "Вэб-инвест.ру"

ИнфоЦентр и брокер "Вэб-инвест.ру". Для предоставления брокерских услуг через Интернет "Вэб-инвест.ру" использует две системы дистанционного обслуживания
клиентов - система QUIK, разработанная СМВБ, и система NetInvestor, продукт компании МФД-ИнфоЦентр.
Клиент по желанию может использовать одну из этих систем: задержка обновления информации и функциональные возможности систем почти не отличаются. Они обе позволяют инвестору работать на ММВБ - подавать заявки,
получать котировки, экспортировать данные в MetaStock. В рамках двух торговых систем ретранслируются новости МФД. Единственное существенное отличие состоит в том, что система NetInvestor имеет две версии: инсталляционную (на компьютер клиенту устанавливается специальное ПО, также как и в случае использования QUIK)
и JAVA версию. При работе с JAVA-версией системы клиенту нужно ввести свои логин и пароль на Web-сайте брокера, после чего загружается java-апплет, который и позволяет производить все операции. Также, по словам сотрудников Web-Invest.ru,
система NetInvestor имеет более простой и удобный интерфейс.
Для предоставления инвесторам различной финансовой информации,
аналитических обзоров, финансовых новостей используется Web-сайт www.webinvest.
ru. Информация является бесплатной и обновляется ежедневно, несколько раз в день. Плата за использование системы QUIK составляет 50 долларов в месяц,
NetInvestor - $15. Комиссионные взимаются в соответствии с тарифным планом (от 0.05% до 0.2%). "Вэб-инвест.ру" не устанавливает минимальный размер депозита.
Также компания предоставляет возможность использования кредитного плеча в размере 1/2 как по деньгам, так и по ценным бумагам. Для обеспечения безопасности системы доступ к серверам ограничен не только паролем, но и ключевыми дискетами, которые находятся у клиентов и существуют в одном экземпляре. Клиент сам создает для себя пароль и логин. Брокеру выдается лишь публичный ключ.
Существует возможность для шифрования информации путем использования системы "Верба" и ЭЦП.
Для открытия счета клиенту достаточно заполнить анкету инвестора и назначить время визита в один из офисов компании, которые расположены только в Москве и Петербурге. Если у клиента нет возможности посетить офис, он может оставить почтовый адрес, и ему будет отправлен комплект документов по почте.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Инсталляция и установка обновлений 55

Информационно-Торговая Система Брокер

Информационно-Торговая Система Брокер (ИТС-Брокер)
Система ИТС-Брокер была разработана специалистами Нижегородской Валютно-Фондовой Биржи для организации автоматического сбора, обработки заявок и подачи их в торговую систему ММВБ, используя различные каналы связи, в том числе и Интернет. Система ИТС-Брокер предназначена для брокерских компаний,
банков и других организаций: фондовых магазинов, систем автоматизированного сбора и подачи заявок, дилинговых залов и центров. ИТС-Брокер соответствует требованиям ММВБ к подсистемам 3-го уровня (ВПТС) и рекомендуется банкам и финансовым компаниям для организации брокерского обслуживания клиентов. На данный момент система используется в 15 регионах России, ее применяют более 100
банков и финансовых компаний.
С помощью ИТС участники торгов могут:
полноценно участвовать в торгах на фондовом рынке ММВБ;
в режиме реального времени получать информацию о ходе торгов в виде таблиц и графиков;
следить за состоянием и управлять собственным портфелем и портфелями закрепленных клиентов;
подавать, снимать и изменять заявки; совершать сделки.
Одним из основных принципов, заложенных в ИТС-Брокер, является открытость архитектуры. Система построена на классических Интернет-технологиях с использованием стандартных протоколов связи. Ядро системы представляет собой Web-сервер, выполненный на основе Интернет-сервера фирмы Микрософт. Сервер может быть вынесен в публичную сеть либо использоваться в интранет-сети. С помощью сервера пользователи осуществляют доступ к системе, а администратор ведет мониторинг. Второй важный элемент ядра системы - SQL-сервер, в качестве которого используется Microsoft SQL Server. Этот сервер применяется для временного хранения данных в течение одной сессии. Открытость архитектуры дает возможность добавлять сервисы и адаптировать систему к Интернет-
представительству компании как силами специалистов компании, так и силами специалистов НВФБ.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Интернет-магазин АОЗТ Инвестиционной компании "Риком- Траст"

Инсталляция и установка обновлений 55

Чтобы получать бесплатные данные от http://www.forexite.com нужно выбрать в настройках следующий источник:

Если настройка прошла успешно, то вы должны увидеть следующее окно:

Инсталляция и установка обновлений 55

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ

Интернет-магазин АОЗТ Инвестиционной компании "Риком- Траст"

Интернет-магазин АОЗТ Инвестиционной компании "Риком- Траст" (www.ricom.ru)
Интернет-магазин предназначен для торговли Ценными Бумагами (ЦБ) через Интернет. Любой желающий может пользоваться Интернет-магазином, причем как для разовой покупки или продажи ЦБ, так и для формирования и управления инвестиционным портфелем. Интернет-магазин обеспечивает:
заключение договоров с клиентами;
принятие поручений клиентов на покупку/продажу ЦБ, контроль их исполнения и отмену поручений;
доступ клиента к его портфелю;
доступ клиента к истории его сделок;
принятие и выполнение поручений на перевод денежных средств.
Для того чтобы стать клиентом Интернет-магазина ИК "Риком-Траст"
необходимо подписать договор с компанией. С договором можно ознакомиться на Web-сайте. Чтобы зарегистрироваться в магазине, нужно заполнить заявление о присоединении к Договору (форма представлена на Web-сайте), указав свои реквизиты (для физических лиц - паспортные данные), распечатать его и отослать по почте. Получив заявление, компания по электронной почте вышлет номер счета и пароль для входа в интернет-магазин. После регистрации для работы в системе клиент должен внести на брокерский счет как минимум 5000 рублей.
Клиент Интернет-магазина оплачивает комиссионное вознаграждение за сделки - премию Риком-Траст в размере 50% от разницы между ценой, указанной в поручении клиента, и ценой сделки. Клиент компенсирует комиссию биржи, биржевой депозитарный сбор, регистрационный сбор и комиссию брокера. Абонентская плата в размере 5 долларов (в рублях по курсу ЦБ) взимается с клиентов Интернет-магазина,
которые в течение одного месяца не совершили ни одной сделки.
Данный способ осуществления покупки и продажи ценных бумаг через Интернет для клиента удобен тем, что, один раз зарегистрировавшись, он может получить доступ к магазину с любого терминала, а для осуществления торговли никакого дополнительного ПО не требуется (даже для обеспечения безопасностиu1089 системы).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 2

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ Основные понятия и возможности Слова "электронная коммерция" или "е-бизнес" сегодня кажется популярнее, чем были "русские в космосе" в начале 60-х. Вместе с тем, по всеобщему мнению,
электронная коммерция - явление далеко не новое и берет свое начало там же в 60-
х. В течение всех этих лет бизнес пользовался системами электронного обмена данными (Electronic Data Interchange) для размещения заказов и их оплаты поставщикам. Однако, при этом, не использовались сети общего доступа. Их просто не было!
Что же сегодня имеют в виду, когда говорят электронная коммерция, е-Commerce,
iCommerce, и пр.? Эксперты определяют электронную коммерцию, как торговлю товарами и услугами в которой окончательный заказ размещается через Internet.
Другими словами, электронная коммерция - это заключение сделок в электронной форме, а Интернет-торговля - только оплата покупок через Интернет, то есть, все-
таки, незначительная часть электронной коммерции. Сюда же относится и понятие Интернет-трейдинг (ИТр)- ведение через Интернет операций на фондовом и валютном рынке. Таким образом, хотя электронную коммерцию часто путают с Интернет-торговлей и Интернет-трейдингом, электронная коммерция более общее понятие.
Что содержит Интернет-трейдинг? Основными моделями ИТр являются открытие и ведение счетов, выставление и исполнение заявок на покупку или продажу ценных бумаг, получение информации о котировках, новостей, данных о финансовых показателях.
• По разным оценкам, емкость активной части рынка в 2000 году составляла - от 5 до 20 тысяч отечественных инвесторов.
• Общий же объем мирового оборота электронной коммерции через Интернет в 2003 году предсказывают (Forrester Tech.) между $1.8 триллиона и $3.2
триллиона.
В последние 2-3 года в сфере биржевой торговли произошли революционные изменения. Появление систем прямого доступа для торговли через Интернет на западных биржах в корне изменило традиционные представления о том, как должны совершаться сделки.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 3

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 2

Например, передача заявки и ее исполнение по фьючерсу на S&P или по валюте занимает долю секунды. По новому российскому законодательству, физическое лицо имеет право переводить за границу до $75 тыс. ежегодно для инвестирования в иностранные ценные бумаги. При этом для перевода до 2000$ банк не потребует у Вас практически никаких документов: достаточно сообoить банку, что этот перевод –
материальная помощь. В случае же, если Вы захотите перевести под основание «Обучение» от Вас потребуется инвойс (счет) фирмы (вполне достаточно копии факса, которую Вы заверите своей подписью) .
Поставщики систем Интернет-трейдинга Интернет-трейдинг объединяет множество различных функций. В простейшем виде, цель создания систем ИТр состоит в изменении способов ведения бизнеса при помощи новых технологий. Это может быть настолько же просто, насколько просто установить информационную связь между биржей и клиентом. ИТр использует новые технологии для изменения способов организации контакта покупателей и продавцов,
методов представления, обсуждения и изменения заказа, операций и услуг, а также процесса осуществления платежей.
Потенциальные опасности Интернет-трейдинга В процессе функционирования систем ИТр потенциально возникает значительное число опасностей, например:
Ответственность за безопасность при использовании сетей общего доступа,
(Интернет) как правило, перекладывается на пользователя. Интернет не принадлежит никому, никто не несет ответственности за управление,
администрирование и безопасность в целом.
Каналы доступа в Интернет могут дать возможность доступа к информационным ресурсам торговой организации извне.
Неосторожное использование коммуникативных программ, в том числе, на основе HTTP-протокола, может привести к проникновению "троянских коней" -
специальных программ-вирусов, нарушающих работоспособность и/или искажающих данные вашей информационной системы.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 4

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 3

Сети общего доступа часто используются специфически квалифицированными специалистами для проникновения незамеченными в системы безопасности информационных систем.
Частое использование электронной почты может помочь злоумышленникам скомпрометировать имена пользователей торгующей организации. Специальные широко доступные в Сети программы могут быть использованы для поиска слабых мест в системах хранения пользовательских данных (имена, пароли, PIN-коды, и пр.)
информационной системы.
Интернет дает возможность пересылать конфиденциальную информацию практически в любую точку мира. Однако, при этом, она может быть перехвачена,
скопирована, искажена, прочитана любыми внешними пользователями, если недостаточно защищена. Это могут быть злоумышленники, конкуренты,
любопытствующие, спецслужбы и пр.
В частности, пересылая недостаточно защищенное платежное поручение, либо номера кредитных карточек, необходимо помнить, что пересылка идет не через частную/собственную сеть, и существует значительное число внешних пользователей имеющих потенциальную возможность манипулировать вашим сообщением; кроме вышеперечисленного, ваше сообщение может быть подменено:
существуют методы отправки сообщений пользователем А так, как будто бы оно отправлено пользователем В.
Сети общего пользования предоставляют много ценных служб их пользователям. Многие люди полагаются на эти службы в своей работе, так как они позволяют им эффективно решать свои задачи. Когда эти службы недоступны в нужный момент, производительность падает. Сеть может стать неработоспособной из-за специального пакета, чрезмерного количества вполне легальных пакетов,
искажений при передаче или неисправного компонента сети. Вирус может снизить производительность или остановить систему ИТр. Подобного рода случаи называют "отказом в обслуживании" и представляют очень серьезную угрозу для ИТр.
Интернет предоставляет доступ к ресурсам и услугам, которые могут делать труд персонала организации менее производительным, если внешняя активность персонала соответствующим образом не отслеживается и не корректируется.
Защита информационных потоков организации защищена настолько, насколько является защищенным самое слабое место в информационной системе.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Интернет-трейдинг – возможности и виды

ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 4
ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 4

Безопасность обеспечивается целым набором методов и средств, и является одним из важнейших элементов систем ИТр. ИТр фактически невозможен без должной защиты.
Объем потенциальных продаж в этой области электронной коммерции ограничивается страхом, который испытывают покупатели, продавцы и финансовые институты, обеспокоенные вопросами безопасности в Интернет. Этот страх основан в частности, на следующем:
Отсутствие гарантии конфиденциальности - того, что кто-то может перехватить передачу ваших данных и попытаться найти ценную информацию, (например, номер вашей кредитной карточки, дату проведения операции, имя, адрес и т.д.)
Недостаточный уровень проверки участников операции - без проверки участников транзакции одна из сторон может устроить маскарад, который может привести к оплате несуществующей сделки, когда деньги поступают не в фондовый магазин, а вашему соседу по этажу. Например:
Покупатель, посещая сайт, не уверен, что представленная на нем компания именно та за кого она себя выдает или он может передать номер своей кредиткой карточки (при использовании кредитных карточек, как средств платежа) лицу, которое не обладает достаточным уровнем полномочий.
У продавца нет возможности проверить, что покупатель, сделавший заказ,
является законным обладателем кредитной карточки.
Наконец, нет гарантии целостности данных - даже если отправитель данных может быть идентифицирован, то возможно третья сторона изменит данные во время их передачи. Следовательно, необходим способ предотвращения вмешательства или метод определения модификации данных. Поэтому предпочтительней работать с компаниями, которые предпринимают максимум предосторожности и используют программы идентификации и шифрвания для передачи данных.
Не забывайте также сохранять и распечатывать отчеты по вашей торговле для того, чтобы Вам было, что предъявить компании в случае возникновения спорных ситуаций.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Инвестиционная группа "Русские Фонды"

Интернет-трейдинг – возможности и виды
ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 5

Интернет-трейдинг – возможности и виды Сейчас сложилась такая ситуация, что фондовые и валютные рынки стали наиболее приближены к частным инвесторам. В первую очередь, это отражается в том, что инвестор может отслеживать ситуацию на рынки и производить торговлю финансовыми инструментами в "реальном времени". Это стало возможным благодаря развитию глобальной сети Интернет и возникновению, так называемых онлайн брокеров. Услуги онлайн брокера включают в себя все те же услуги, которые предоставляет и обычный брокер, но только взаимоотношение инвестора и брокера происходит с помощью Интернет. Поэтому, в отличие от обычного брокера, онлайн брокер, может оказывать еще и дополнительную услугу, - предоставление необходимой инвестору финансовой информации в реальном времени.
Итак, брокерская услуга в Интернет - интернет-трейдинг - это услуга,
предоставляемая инвестиционным посредником (банком, или брокерской компанией), которая позволяет клиенту осуществлять покупку/продажу ценных бумаг и валюты в реальном времени через всемирную сеть Интернет.
Обычно эта услуга подразумевает:
- Непосредственно возможность покупки/продажи финансовых активов в реальном времени.
- Создание инвестиционного портфеля инвестора.
- Возможность участия клиента во взаимных фондах - Предоставление клиенту часто обновляющейся финансовой информации:
котировки ценных бумаг и курсы валют.
- Предоставление клиенту аналитических статей, графической информации, помощи профессионалов и т.д.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Исчисление сумм налога производится налоговыми агентами

Инвестиционная группа "Русские Фонды"

Система интернет-брокерского обслуживания "Альфа-Директ" в полном объеме (включая новости информационного агентства "Рейтерс
соответствии с тарифным планом. Ограничения на минимальный депозит не установлено.
Инвестиционная группа "Русские Фонды" (www.rusfund.ru)
Была образована в апреле 1999 года. Ядром образованной группы стала инвестиционная компания "Русские Фонды", представленная на российском рынке с 1997 г. Основными направлениями деятельности группы являются: управление собственными и клиентскими средствами; предоставление клиентам брокерских услуг; инвестиционные проекты в "старой" и "новой" экономике. Наиболее известными проектами, созданными при поддержке Группы, являются РАМБЛЕР,
ЛЕНТА.РУ, информационно-финансовый сайт I2R.RU и интернет-биржа МТС-ЗЕРНО.
В ноябре 2000 года в коммерческую эксплуатацию был запущен проект GlobalTrade. Проект предназначен для брокерского обслуживания клиентов ИГ "Русские Фонды" через Интернет. На Web-сайте www.globaltrade.ru помимо услуг,
связанных с осуществлением торговли ценными бумагами, предоставляются бесплатная лента новостей от информационного агентства REUTER и другая финансовая информация: котировки и индексы, аналитические статьи и обзоры,
обучающие материалы, информация об эмитентах. Любой посетитель Web-сайта может бесплатно воспользоваться системой MetaStock Online. На сайте организован web-форум участников рынка.
Собственно торговая система, позволяющая совершать операции на рынке,
построена на основе программного комплекса ИТС-Брокер, разработанного Нижнегородской Валютно-Фондовой Биржей, и реализована в двух версиях - HTML и ActiveX. Обе версии системы одинаково предоставляют возможность трейдеру (так же как и "ИТС-Брокер") следить за ходом торгов и совершать операции покупки/продажи ценных бумаг на ММВБ. Минимальный шаг обновления данных в HTML - 10 секунд, в ActiveX - 3 секунды. Компания рекомендует пользоваться для реальных торгов системой ActiveX. Для работы этой версии программы необходим Microsoft Internet Explorer версии 4.01 Service Pack 1 и выше. Единственный ее недостаток состоит в том, что при использовании в первый раз она медленно грузится (до 10 минут), однако при последующих подключениях - почти мгновенно.
Вся информация, передаваемая по каналам связи в системе, кодируется с помощью протокола SSL. Возможно использование СКЗИ "ВЕРБА".

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Использование специфических свойств динамических ЗУПВ

Использование специфических свойств динамических ЗУПВ

Как упоминалось раньше, обращение к ДЗУПВ состоит из двух этапов: обращения к строке и обращения к столбцу. При этом внутри микросхемы осуществляется буферизация битов строки, прежде чем происходит обращение к столбцу. Размер строки обычно является корнем квадратным от емкости кристалла памяти: 1024 бита для 1Мбит, 2048 бит для 4 Мбит и т.д. С целью увеличения производительности все современные микросхемы памяти обеспечивают возможность подачи сигналов синхронизации, которые позволяют выполнять последовательные обращения к буферу без дополнительного времени обращения к строке. Имеются три способа подобной оптимизации:

блочный режим (nibble mode) - ДЗУВП может обеспечить выдачу четырех последовательных ячеек для каждого сигнала RAS.

страничный режим (page mode) - Буфер работает как статическое ЗУПВ; при изменении адреса столбца возможен доступ к произвольным битам в буфере до тех пор, пока не поступит новое обращение к строке или не наступит время регенерации.

режим статического столбца (static column) - Очень похож на страничный режим за исключением того, что не обязательно переключать строб адреса столбца каждый раз для изменения адреса столбца.

Начиная с микросхем ДЗУПВ емкостью 1 Мбит, большинство ДЗУПВ допускают любой из этих режимов, причем выбор режима осуществляется на стадии установки кристалла в корпус путем выбора соответствующих соединений. Эти операции изменили определение длительности цикла памяти для ДЗУВП. На Рисунок 7.4 показано традиционное время цикла и максимальная скорость между обращениями в оптимизированном режиме.
Преимуществом такой оптимизации является то, что она основана на внутренних схемах ДЗУПВ и незначительно увеличивает стоимость системы, позволяя практически учетверить пропускную способность памяти. Например, nibble mode был разработан для поддержки режимов, аналогичных расслоению памяти. Кристалл за один раз читает значения четырех бит и подает их наружу в течение четырех оптимизированных циклов. Если время пересылки по шине не превосходит время оптимизированного цикла, единственное усложнение для организации памяти с четырехкратным расслоением заключается в несколько усложненной схеме управления синхросигналами. Страничный режим и режим статического столбца также могут использоваться, обеспечивая даже большую степень расслоения при несколько более сложном управлении. Одной из тенденций в разработке ДЗУПВ является наличие в них буферов с тремя состояниями. Это предполагает, что для реализации традиционного расслоения с большим числом кристаллов памяти в системе должны быть предусмотрены буферные микросхемы для каждого банка памяти.
Новые поколения ДЗУВП разработаны с учетом возможности дальнейшей оптимизации интерфейса между ДЗУПВ и процессором. В качестве примера можно привести изделия компании RAMBUS. Эта компания берет стандартную начинку ДЗУПВ и обеспечивает новый интерфейс, делающий работу отдельной микросхемы более похожей на работу системы памяти, а не на работу отдельного ее компонента. RAMBUS отбросила сигналы RAS/CAS, заменив их шиной, которая допускает выполнение других обращений в интервале между посылкой адреса и приходом данных. (Такого рода шины называются шинами с пакетным переключением (packet-switched bus) или шинами с расщепленными транзакциями (split-traнсaction bus), которые будут рассмотрены в других главах. Такая шина позволяет работать кристаллу как отдельному банку памяти. Кристалл может вернуть переменное количество данных на один запрос и даже самостоятельно выполняет регенерацию. RAMBUS предлагает байтовый интерфейс и сигнал синхронизации, так что микросхема может тесно синхронизироваться с тактовой частотой процессора. После того, как адресный конвейер наполнен, отдельный кристалл может выдавать по байту каждые 2 нсек.
Большинство систем основной памяти используют методы, подобные страничному режиму ДЗУПВ, для уменьшения различий в производительности процессоров и микросхем памяти.

Изменение параметров активного окна

Исчисление сумм налога производится налоговыми агентами

Указанные в настоящем пункте российские организации, индивидуальные предприниматели и постоянные представительства иностранных организаций,
коллегии адвокатов и их учреждения, в Российской Федерации именуются в
настоящей главе налоговыми агентами.
2. Исчисление сумм и уплата налога в соответствии с настоящей статьей производятся в отношении всех доходов налогоплательщика, источником которых является налоговый агент, за исключением доходов, в отношении которых исчисление и уплата налога осуществляются в соответствии со статьями 227 и 228
настоящего Кодекса с зачетом ранее удержанных сумм налога.
3. Исчисление сумм налога производится налоговыми агентами нарастающим итогом с начала налогового периода по итогам каждого месяца применительно ко всем доходам, в отношении которых применяется налоговая ставка, установленная пунктом 1 статьи 224 настоящего Кодекса, начисленным налогоплательщику за данный период, с зачетом удержанной в предыдущие месяцы текущего налогового периода суммы налога.
Сумма налога применительно к доходам, в отношении которых применяются иные налоговые ставки, исчисляется налоговым агентом отдельно по каждой сумме указанного дохода, начисленного налогоплательщику.
Исчисление суммы налога производится без учета доходов, полученных налогоплательщиком от других налоговых агентов, и удержанных другими налоговыми агентами сумм налога.
4. Налоговые агенты обязаны удержать начисленную сумму налога непосредственно из доходов налогоплательщика при их фактической выплате.
Удержание у налогоплательщика начисленной суммы налога производится налоговым агентом за счет любых денежных средств, выплачиваемых налоговым агентом налогоплательщику, при фактической выплате указанных денежных средств налогоплательщику либо по его поручению третьим лицам. При этом удерживаемая сумма налога не может превышать 50 процентов суммы выплаты.
5. При невозможности удержать у налогоплательщика исчисленную сумму налога налоговый агент обязан в течение одного месяца с момента возникновения соответствующих обстоятельств письменно сообщить в налоговый орган по месту своего учета о невозможности удержать налог и сумме задолженности налогоплательщика.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Изменение параметров графика

Изменение параметров активного окна

Изменение параметров активного окна Для изменения параметров активного окна надо в строке меню выбрать File, а затем в выпадающем меню выбрать Window (File => Window). Или просто два раза щелкнуть левой кнопкой мыши по рабочей области. Появится меню Format Window.

Меню содержит четыре вкладки :
• вкладка Background - окно для изменения цвета фона активного окна .
• вкладка Font – окно для изменения цвета и размера надписей и осей координат .
• вкладка Grid - окно для изменения цвета и вида сетки , наложенной на график .
• вкладка Propities – окно для изменения положения оси Y (слева/справа и сдвиг от граници окна – Y-Axis), расположения графика по оси X (сдвиг влевую часть – Bars to Right), плотности выдачи графика (Bar Spacing), показа границ торговых сессий (Show Session Breaks), формат представления цены (абсолютное значение или процентные изменения – Percent Chahge Chart ).

Изменение параметров активного окна

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Изоляция неисправного процесса

Изоляция неисправного процесса

Для активно используемых компонентов программного обеспечения, таких как файловая система, часто применяется технология изоляции неисправных процессов, гарантирующая изоляцию ошибок в одной системе и невозможность их распространения за пределы этой системы.

Из следующей панели ввести пароль

Изменение параметров графика

Изменение параметров графика Для изменения параметров графика надо в строке меню выбрать File , а затем в выпадающем меню выбрать Symbol (File => Symbol). Или просто два раза щелкнуть левой кнопкой мыши по самому графику . Появится меню Format Symbol.

Это меню аналогинно меню Format Symbol получаемому при создании нового файла и описанного выше .
Различие - добавлена вкладка Symbol .
Нажимая вкладки можно делать аналогичные изменения , которые описаны в разделе Создать новое окно .

Изменение параметров графических объектов Для изменения параметров графических объектов необходимо левой кнопкой мыши щелкнуть два раза по самому объекту (линия, уровень, индикатор и т.п.). Появится окно с закладками в которых содержатся параметры объекта: цвет, ширина линии и др. Далее используя закладки вносятся необходимые изменения .

Изменение параметров линии После двойного щелчка левой кнопки появится окно меню , содержащее три вкладки:
Style, Calculation, Properties.

Изменение параметров графика

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Java Client - полнофункциональный вариант системы NetInvestor

Из следующей панели ввести пароль
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 4

Из следующей панели ввести пароль

Из следующей панели отметить «Другой -
Администратор».

осле этого следует перезагрузить компьютер, чтобы изменения вступили в силу, и войти в систему под новым именем.

Из следующей панели ввести пароль

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Jay W.Forrester "Industrial Dynamics"

Java Client - полнофункциональный вариант системы NetInvestor
Java Client - полнофункциональный вариант системы NetInvestor,
реализованный в виде Java программы. Обеспечивает доставку заявок с любого компьютера, подключенного к Internet.
Решение проблемы качества связи за счет комплексного использования различных каналов передачи информации.
Internet.
Радио канал (в пределах Москвы и Московской области).
Спутниковая связь (по всей территории России).
Важными преимуществами системы NetInvestor являются: быстродействие и модульность системы, а также относительно простой и удобный интерфейс.
Модульность системы подразумевает возможность подключения новых торговых площадок (при условии наличия у них шлюза), а также стыковку с учетными системами (с back-офисом, системой управления рисками, и т.д.). Например, при использовании брокером NetInvestor, ему предоставлены возможности перехода на новую систему back-офиса и самостоятельной разработки программы-переходника для подключения к новой торговой площадке.
Система состоит из следующих элементов.
Шлюзы в торговые системы бирж.
Автоматизированный комплекс брокерской компании.
Рабочее место брокера.
Рабочие места клиентов на базе технологии "клиент-сервер".
Java терминал.
Систему NetInvestor используют брокеры "Вэб-инвест.ру", ИК "Вика", Кб "Оптима",
КБ "Зенит", "Баррель", "Метрополь", АКБ "РосЕвроБанк", ООО "ЛИНВЕСТТРАСТ", ЗАО "ТРИНФИКО", ЗАО ИК "Исеть-Инвест" (г.Екатеринбург), ООО МАБ "Юго-Восток"
(г.Воронеж) и др.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Эффект конвейеризации при выполнении 3х команд четырехкратное ускорение

Рисунок 5.5. Эффект конвейеризации при выполнении 3-х команд - четырехкратное ускорение

При реализации конвейерной обработки возникают ситуации, которые препятствуют выполнению очередной команды из потока команд в предназначенном для нее такте. Такие ситуации называются конфликтами. Конфликты снижают реальную производительность конвейера, которая могла бы быть достигнута в идеальном случае. Существуют три класса конфликтов:

Структурные конфликты, которые возникают из-за конфликтов по ресурсам, когда аппаратные средства не могут поддерживать все возможные комбинации команд в режиме одновременного выполнения с совмещением.

Конфликты по данным, возникающие в случае, когда выполнение одной команды зависит от результата выполнения предыдущей команды.

Конфликты по управлению, которые возникают при конвейеризации команд переходов и других команд, которые изменяют значение счетчика команд.

Конфликты в конвейере приводят к необходимости приостановки выполнения команд (pipeline stall). Обычно в простейших конвейерах, если приостанавливается какая-либо команда, то все следующие за ней команды также приостанавливаются. Команды, предшествующие приостановленной, могут продолжать выполняться, но во время приостановки не выбирается ни одна новая команда.

Эволюция архитектуры POWER в направлении архитектуры PowerPC

Эволюция архитектуры POWER в направлении архитектуры PowerPC

Компания IBM распространяет влияние архитектуры POWER в направлении малых систем с помощью платформы PowerPC. Архитектура POWER в этой форме может обеспечивать уровень производительности и масштабируемость, превышающие возможности современных персональных компьютеров. PowerPC базируется на платформе RS/6000 в дешевой конфигурации. В архитектурном плане основные отличия этих двух разработок заключаются лишь в том, что системы PowerPC используют однокристальную реализацию архитектуры POWER, изготавливаемую компанией Motorola, в то время как большинство систем RS/6000 используют многокристальную реализацию. Имеется несколько вариаций процессора PowerPC, обеспечивающих потребности портативных изделий и настольных рабочих станций, но это не исключает возможность применения этих процессоров в больших системах. Первым на рынке был объявлен процессор 601, предназначенный для использования в настольных рабочих станциях компаний IBM и Apple. За ним последовали кристаллы 603 для портативных и настольных систем начального уровня и 604 для высокопроизводительных настольных систем. Наконец, процессор 620 разработан специально для серверных конфигураций и ожидается, что со своей 64-битовой организацией он обеспечит исключительно высокий уровень производительности.
При разработке архитектуры PowerPC для удовлетворения потребностей трех различных компаний (Apple, IBM и Motorola) при сохранении совместимости с RS/6000, в архитектуре POWER было сделано несколько изменений в следующих направлениях:

упрощение архитектуры с целью ее приспособления ее для реализации дешевых однокристальных процессоров;

устранение команд, которые могут стать препятствием повышения тактовой частоты;

устранение архитектурных препятствий суперскалярной обработке и внеочередному выполнению команд;

добавление свойств, необходимых для поддержки симметричной многопроцессорной обработки;

добавление новых свойств, считающихся необходимыми для будущих прикладных программ;

ясное определение линии раздела между "архитектурой" и "реализацией";

обеспечение длительного времени жизни архитектуры путем ее расширения до 64-битовой.

Архитектура PowerPC поддерживает ту же самую базовую модель программирования и назначение кодов операций команд, что и архитектура POWER. В тех местах, где были сделаны изменения, которые могли потенциально препятствовать процессорам PowerPC выполнять существующие двоичные коды RS/6000, были расставлены "ловушки", обеспечивающие прерывание и эмуляцию с помощью программного обеспечения. Такие изменения вводились, естественно, только в тех случаях, если соответствующая возможность либо использовалась не очень часто в кодах прикладных программ, либо была изолирована в библиотечных программах, которые можно просто заменить.

Жмем ОК

Jay W.Forrester "Industrial Dynamics"
Jay W.Forrester "Industrial Dynamics"

Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ..... #K011
Принципы построения динамической модели. Применение динамических моделей в промышленных системах. Классификация моделей, построение диаграмм влияния,
процесс принятия решения. В конце книги дается справочник по языку Dinamo,
который применяется, в частности, и в программе Ithink.
John J.Murphy "Intermarket Technical Analysis"
Цена по каталогу ..... $.120
Номер по каталогу ..... #K012
Рассматривается технический анализ нескольких рынков одновременно, т.е.
учитывается их взаимное влияние. Описываются акции, бонды, валюты и т.д.
Jeannette Lawrence "Introduction to Neural Networks"
Цена по каталогу ..... $ 50
Номер по каталогу ..... #K013
Книга входит в состав программы Brain Maker Pro, но продается и отдельно. Учебник по нейросетям, выдержавший уже 7-е издание. Основные принципы построения нейронных сетей, параметры, описание простейших нейросетевых схем. Примеры применения нейросетей на рынке акций, рынке недвижимости (оценка стоимости жилья) и т.д.
Robert T.Clemen "Making Hard Decisions"
Цена по каталогу ..... $ 195
Номер по каталогу ..... #K014
Книга о принятии решения. Как структурировать процесс принятия решения, как подобрать модель, описывающую конкретный процесс. Выбор, перед которым находится человек, принимающий решение.
edited by Edward B.Roberts "Managerial Applications of System Dynamics"
Цена по каталогу ..... $.75
Номер по каталогу ..... #K015

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Как только рынок приходит в активное движение

Жмем ОК

…и жмем ОК:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Классификация компьютеров по областям применения

Персональные компьютеры и рабочие станции

X-терминалы

Серверы

Мейнфреймы

Кластерные архитектуры

Классификация конфликтов по данным

Классификация конфликтов по данным

Конфликт возникает везде, где имеет место зависимость между командами, и они расположены по отношению друг к другу достаточно близко так, что совмещение операций, происходящее при конвейеризации, может привести к изменению порядка обращения к операндам. В нашем примере был проиллюстрирован конфликт, происходящий с регистровыми операндами, но для пары команд возможно появление зависимостей при записи или чтении одной и той же ячейки памяти. Однако, если все обращения к памяти выполняются в строгом порядке, то появление такого типа конфликтов предотвращается.
Известны три возможных конфликта по данным в зависимости от порядка операций чтения и записи. Рассмотрим две команды i и j, при этом i предшествует j. Возможны следующие конфликты:

RAW (чтение после записи) - j пытается прочитать операнд-источник данных прежде, чем i туда запишет. Таким образом, j может некорректно получить старое значение. Это наиболее общий тип конфликтов, способ их преодоления с помощью механизма "обходов" рассмотрен ранее.

WAR (запись после чтения) - j пытается записать результат в приемник прежде, чем он считывается оттуда командой i, так что i может некорректно получить новое значение. Этот тип конфликтов как правило не возникает в системах с централизованным управлением потоком команд, обеспечивающих выполнение команд в порядке их поступления, так как последующая запись всегда выполняется позже, чем предшествующее считывание. Особенно часто конфликты такого рода могут возникать в системах, допускающих выполнение команд не в порядке их расположения в программном коде.

WAW (запись после записи) - j пытается записать операнд прежде, чем будет записан результат команды i, т.е. записи заканчиваются в неверном порядке, оставляя в приемнике значение, записанное командой i, а не j. Этот тип конфликтов присутствует только в конвейерах, которые выполняют запись со многих ступеней (или позволяют команде выполняться даже в случае, когда предыдущая приостановлена).

Классификация систем параллельной обработки данных

Классификация систем параллельной обработки данных

На протяжении всей истории развития вычислительной техники делались попытки найти какую-то общую классификацию, под которую подпадали бы все возможные направления развития компьютерных архитектур. Ни одна из таких классификаций не могла охватить все разнообразие разрабатываемых архитектурных решений и не выдерживала испытания временем. Тем не менее в научный оборот попали и широко используются ряд терминов, которые полезно знать не только разработчикам, но и пользователям компьютеров.
Любая вычислительная система (будь то супер-ЭВМ или персональный компьютер) достигает своей наивысшей производительности благодаря использованию высокоскоростных элементов и параллельному выполнению большого числа операций. Именно возможность параллельной работы различных устройств системы (работы с перекрытием) является основой ускорения основных операций.
Параллельные ЭВМ часто подразделяются по классификации Флинна на машины типа SIMD (Single Instruction Multiple Data - с одним потоком команд при множественном потоке данных) и MIMD (Multiple Instruction Multiple Data - с множественным потоком команд при множественном потоке данных). Как и любая другая, приведенная выше классификация несовершенна: существуют машины прямо в нее не попадающие, имеются также важные признаки, которые в этой классификации не учтены. В частности, к машинам типа SIMD часто относят векторные процессоры, хотя их высокая производительность зависит от другой формы параллелизма - конвейерной организации машины. Многопроцессорные векторные системы, типа Cray Y-MP, состоят из нескольких векторных процессоров и поэтому могут быть названы MSIMD (Multiple SIMD).
Классификация Флинна не делает различия по другим важным для вычислительных моделей характеристикам, например, по уровню "зернистости" параллельных вычислений и методам синхронизации.
Можно выделить четыре основных типа архитектуры систем параллельной обработки:
1) Конвейерная и векторная обработка.
Основу конвейерной обработки составляет раздельное выполнение некоторой операции в несколько этапов (за несколько ступеней) с передачей данных одного этапа следующему. Производительность при этом возрастает благодаря тому, что одновременно на различных ступенях конвейера выполняются несколько операций. Конвейеризация эффективна только тогда, когда загрузка конвейера близка к полной, а скорость подачи новых операндов соответствует максимальной производительности конвейера. Если происходит задержка, то параллельно будет выполняться меньше операций и суммарная производительность снизится. Векторные операции обеспечивают идеальную возможность полной загрузки вычислительного конвейера.
При выполнении векторной команды одна и та же операция применяется ко всем элементам вектора (или чаще всего к соответствующим элементам пары векторов). Для настройки конвейера на выполнение конкретной операции может потребоваться некоторое установочное время, однако затем операнды могут поступать в конвейер с максимальной скоростью, допускаемой возможностями памяти. При этом не возникает пауз ни в связи с выборкой новой команды, ни в связи с определением ветви вычислений при условном переходе. Таким образом, главный принцип вычислений на векторной машине состоит в выполнении некоторой элементарной операции или комбинации из нескольких элементарных операций, которые должны повторно применяться к некоторому блоку данных. Таким операциям в исходной программе соответствуют небольшие компактные циклы.
2) Машины типа SIMD. Машины типа SIMD состоят из большого числа идентичных процессорных элементов, имеющих собственную память. Все процессорные элементы в такой машине выполняют одну и ту же программу. Очевидно, что такая машина, составленная из большого числа процессоров, может обеспечить очень высокую производительность только на тех задачах, при решении которых все процессоры могут делать одну и ту же работу. Модель вычислений для машины SIMD очень похожа на модель вычислений для векторного процессора: одиночная операция выполняется над большим блоком данных.
В отличие от ограниченного конвейерного функционирования векторного процессора, матричный процессор (синоним для большинства SIMD-машин) может быть значительно более гибким. Обрабатывающие элементы таких процессоров - это универсальные программируемые ЭВМ, так что задача, решаемая параллельно, может быть достаточно сложной и содержать ветвления. Обычное проявление этой вычислительной модели в исходной программе примерно такое же, как и в случае векторных операций: циклы на элементах массива, в которых значения, вырабатываемые на одной итерации цикла, не используются на другой итерации цикла.
Модели вычислений на векторных и матричных ЭВМ настолько схожи, что эти ЭВМ часто обсуждаются как эквивалентные.
3) Машины типа MIMD. Термин "мультипроцессор" покрывает большинство машин типа MIMD и (подобно тому, как термин "матричный процессор" применяется к машинам типа SIMD) часто используется в качестве синонима для машин типа MIMD. В мультипроцессорной системе каждый процессорный элемент (ПЭ) выполняет свою программу достаточно независимо от других процессорных элементов. Процессорные элементы, конечно, должны как-то связываться друг с другом, что делает необходимым более подробную классификацию машин типа MIMD. В мультипроцессорах с общей памятью (сильносвязанных мультипроцессорах) имеется память данных и команд, доступная всем ПЭ. С общей памятью ПЭ связываются с помощью общей шины или сети обмена. В противоположность этому варианту в слабосвязанных многопроцессорных системах (машинах с локальной памятью) вся память делится между процессорными элементами и каждый блок памяти доступен только связанному с ним процессору. Сеть обмена связывает процессорные элементы друг с другом.
Базовой моделью вычислений на MIMD-мультипроцессоре является совокупность независимых процессов, эпизодически обращающихся к разделяемым данным. Существует большое количество вариантов этой модели. На одном конце спектра - модель распределенных вычислений, в которой программа делится на довольно большое число параллельных задач, состоящих из множества подпрограмм. На другом конце спектра - модель потоковых вычислений, в которых каждая операция в программе может рассматриваться как отдельный процесс. Такая операция ждет своих входных данных (операндов), которые должны быть переданы ей другими процессами. По их получении операция выполняется, и полученное значение передается тем процессам, которые в нем нуждаются. В потоковых моделях вычислений с большим и средним уровнем гранулярности, процессы содержат большое число операций и выполняются в потоковой манере.
4) Многопроцессорные машины с SIMD-процессорами.
Многие современные супер-ЭВМ представляют собой многопроцессорные системы, в которых в качестве процессоров используются векторные процессоры или процессоры типа SIMD. Такие машины относятся к машинам класса MSIMD.
Языки программирования и соответствующие компиляторы для машин типа MSIMD обычно обеспечивают языковые конструкции, которые позволяют программисту описывать "крупнозернистый" параллелизм. В пределах каждой задачи компилятор автоматически векторизует подходящие циклы. Машины типа MSIMD, как можно себе представить, дают возможность использовать лучший из этих двух принципов декомпозиции: векторные операции ("мелкозернистый" параллелизм) для тех частей программы, которые подходят для этого, и гибкие возможности MIMD-архитектуры для других частей программы.
Многопроцессорные системы за годы развития вычислительной техники претерпели ряд этапов своего развития. Исторически первой стала осваиваться технология SIMD. Однако в настоящее время наметился устойчивый интерес к архитектурам MIMD. Этот интерес главным образом определяется двумя факторами:

Архитектура MIMD дает большую гибкость: при наличии адекватной поддержки со стороны аппаратных средств и программного обеспечения MIMD может работать как однопользовательская система, обеспечивая высокопроизводительную обработку данных для одной прикладной задачи, как многопрограммная машина, выполняющая множество задач параллельно, и как некоторая комбинация этих возможностей.

Архитектура MIMD может использовать все преимущества современной микропроцессорной технологии на основе строгого учета соотношения стоимость/производительность. В действительности практически все современные многопроцессорные системы строятся на тех же микропроцессорах, которые можно найти в персональных компьютерах, рабочих станциях и небольших однопроцессорных серверах.

Одной из отличительных особенностей многопроцессорной вычислительной системы является сеть обмена, с помощью которой процессоры соединяются друг с другом или с памятью. Модель обмена настолько важна для многопроцессорной системы, что многие характеристики производительности и другие оценки выражаются отношением времени обработки к времени обмена, соответствующим решаемым задачам. Существуют две основные модели межпроцессорного обмена: одна основана на передаче сообщений, другая - на использовании общей памяти. В многопроцессорной системе с общей памятью один процессор осуществляет запись в конкретную ячейку, а другой процессор производит считывание из этой ячейки памяти. Чтобы обеспечить согласованность данных и синхронизацию процессов, обмен часто реализуется по принципу взаимно исключающего доступа к общей памяти методом "почтового ящика".
В архитектурах с локальной памятью непосредственное разделение памяти невозможно. Вместо этого процессоры получают доступ к совместно используемым данным посредством передачи сообщений по сети обмена. Эффективность схемы коммуникаций зависит от протоколов обмена, основных сетей обмена и пропускной способности памяти и каналов обмена.
Часто, и притом необосновано, в машинах с общей памятью и векторных машинах затраты на обмен не учитываются, так как проблемы обмена в значительной степени скрыты от программиста. Однако накладные расходы на обмен в этих машинах имеются и определяются конфликтами шин, памяти и процессоров. Чем больше процессоров добавляется в систему, тем больше процессов соперничают при использовании одних и тех же данных и шины, что приводит к состоянию насыщения. Модель системы с общей памятью очень удобна для программирования и иногда рассматривается как высокоуровневое средство оценки влияния обмена на работу системы, даже если основная система в действительности реализована с применением локальной памяти и принципа передачи сообщений.
В сетях с коммутацией каналов и в сетях с коммутацией пакетов по мере возрастания требований к обмену следует учитывать возможность перегрузки сети. Здесь межпроцессорный обмен связывает сетевые ресурсы: каналы, процессоры, буферы сообщений. Объем передаваемой информации может быть сокращен за счет тщательной функциональной декомпозиции задачи и тщательного диспетчирования выполняемых функций.
Таким образом, существующие MIMD-машины распадаются на два основных класса в зависимости от количества объединяемых процессоров, которое определяет и способ организации памяти и методику их межсоединений.
К первой группе относятся машины с общей (разделяемой) основной памятью, объединяющие до нескольких десятков (обычно менее 32) процессоров. Сравнительно небольшое количество процессоров в таких машинах позволяет иметь одну централизованную общую память и объединить процессоры и память с помощью одной шины. При наличии у процессоров кэш-памяти достаточного объема высокопроизводительная шина и общая память могут удовлетворить обращения к памяти, поступающие от нескольких процессоров. Поскольку имеется единственная память с одним и тем же временем доступа, эти машины иногда называются UMA (Uniform Memory Access). Такой способ организации со сравнительно небольшой разделяемой памятью в настоящее время является наиболее популярным. Структура подобной системы представлена на Рисунок 10.1.

"Кластеризация" как способ обеспечения высокой готовности системы

Кластерные архитектуры

Кластерные архитектуры

Двумя основными проблемами построения вычислительных систем для критически важных приложений, связанных с обработкой транзакций, управлением базами данных и обслуживанием телекоммуникаций, являются обеспечение высокой производительности и продолжительного функционирования систем. Наиболее эффективный способ достижения заданного уровня производительности - применение параллельных масштабируемых архитектур. Задача обеспечения продолжительного функционирования системы имеет три составляющих: надежность, готовность и удобство обслуживания. Все эти три составляющих предполагают, в первую очередь, борьбу с неисправностями системы, порождаемыми отказами и сбоями в ее работе. Эта борьба ведется по всем трем направлениям, которые взаимосвязаны и применяются совместно.
Повышение надежности основано на принципе предотвращения неисправностей путем снижения интенсивности отказов и сбоев за счет применения электронных схем и компонентов с высокой и сверхвысокой степенью интеграции, снижения уровня помех, облегченных режимов работы схем, обеспечение тепловых режимов их работы, а также за счет совершенствования методов сборки аппаратуры. Повышение уровня готовности предполагает подавление в определенных пределах влияния отказов и сбоев на работу системы с помощью средств контроля и коррекции ошибок, а также средств автоматического восстановления вычислительного процесса после проявления неисправности, включая аппаратурную и программную избыточность, на основе которой реализуются различные варианты отказоустойчивых архитектур. Повышение готовности есть способ борьбы за снижение времени простоя системы. Основные эксплуатационные характеристики системы существенно зависят от удобства ее обслуживания, в частности от ремонтопригодности, контролепригодности и т.д.
В последние годы в литературе по вычислительной технике все чаще употребляется термин "системы высокой готовности" (High Availability Systems). Все типы систем высокой готовности имеют общую цель - минимизацию времени простоя. Имеется два типа времени простоя компьютера: плановое и неплановое. Минимизация каждого из них требует различной стратегии и технологии. Плановое время простоя обычно включает время, принятое руководством, для проведения работ по модернизации системы и для ее обслуживания. Неплановое время простоя является результатом отказа системы или компонента. Хотя системы высокой готовности возможно больше ассоциируются с минимизацией неплановых простоев, они оказываются также полезными для уменьшения планового времени простоя.
Существует несколько типов систем высокой готовности, отличающиеся своими функциональными возможностями и стоимостью. Следует отметить, что высокая готовность не дается бесплатно. Стоимость систем высокой готовности на много превышает стоимость обычных систем. Вероятно поэтому наибольшее распространение в мире получили кластерные системы, благодаря тому, что они обеспечивают достаточно высокий уровень готовности систем при относительно низких затратах. Термин "кластеризация" на сегодня в компьютерной промышленности имеет много различных значений. Строгое определение могло бы звучать так: "реализация объединения машин, представляющегося единым целым для операционной системы, системного программного обеспечения, прикладных программ и пользователей". Машины, кластеризованные вместе таким способом могут при отказе одного процессора очень быстро перераспределить работу на другие процессоры внутри кластера. Это, возможно, наиболее важная задача многих поставщиков систем высокой готовности.
Первой концепцию кластерной системы анонсировала компания DEC, определив ее как группу объединенных между собой вычислительных машин, представляющих собой единый узел обработки информации. По существу VAX-кластер представляет собой слабосвязанную многомашинную систему с общей внешней памятью, обеспечивающую единый механизм управления и администрирования. В настоящее время на смену VAX-кластерам приходят UNIX-кластеры. При этом VAX-кластеры предлагают проверенный набор решений, который устанавливает критерии для оценки подобных систем.
VAX-кластер обладает следующими свойствами:

Кластерные решения Sun Microsystems

Кластерные решения Sun Microsystems

Sun Microsystems предлагает кластерные решения на основе своего продукта SPARCclaster PDB Server, в котором в качестве узлов используются многопроцессорные SMP-серверы SPARCserver 1000 и SPARCcenter 2000. Максимально в состав SPARCserver 1000 могут входить до восьми процессоров, а в SPARCcenter 2000 до 20 процессоров SuperSPARC. В комплект базовой поставки входят следующие компоненты: два кластерных узла на основе SPARCserver 1000/1000E или SPARCcenter 2000/2000E, два дисковых массива SPARCstorage Array, а также пакет средств для построения кластера, включающий дублированное оборудование для осуществления связи, консоль управления кластером Claster Management Console, программное обеспечение SPARCclaster PDB Software и пакет сервисной поддержки кластера.
Для обеспечения высокой производительности и готовности коммуникаций кластер поддерживает полное дублирование всех магистралей данных. Узлы кластера объединяются с помощью каналов SunFastEthernet с пропускной способностью 100 Мбит/с. Для подключения дисковых подсистем используется оптоволоконный интерфейс Fibre Channel с пропускной способностью 25 Мбит/с, допускающий удаление накопителей и узлов друг от друга на расстояние до 2 км. Все связи между узлами, узлами и дисковыми подсистемами дублированы на аппаратном уровне. Аппаратные, программные и сетевые средства кластера обеспечивают отсутствие такого места в системе, одиночный отказ или сбой которого выводил бы всю систему из строя.
SPARCclaster PDB Server поддерживает полностью автоматическое обнаружение отказов, их изоляцию и восстановление после отказа, причем обнаружение и изоляция отказа выполняются на разных уровнях в зависимости от отказавшего компонента (системы связи между узлами, дисковой подсистемы, сетевого подключения или целиком узла). При этом процесс восстановления осуществляется достаточно быстро, поскольку в случае подобных отказов не требуется полной перезагрузки системы.
В состав программного обеспечения кластера входят четыре основных компонента: отказоустойчивый распределенный менеджер блокировок, распределенный менеджер томов, программные средства управления обнаружением отказов и управления восстановлением, программное обеспечение управления кластером.
Sun Microsystems выпускает дисковые массивы, обеспечивающие RAID уровней 0 и 1. Ожидается появление поддержки RAID уровня 5. Максимальная емкость дискового массива для SPARCserver 1000 составляет 63 Гбайт при использовании SPARCstorage Array Model 100 и 324 Гбайт при использовании SPARCstorage Array Model 200. Для SPARCcenter 2000 эти цифры составляют соответственно 105 Гбайт и 324 Гбайт.

Кластеры Alpha/OSF компании DEC

Кластеры Alpha/OSF компании DEC

Стратегическая линия новых продуктов компании DEC основана на новой аппаратной платформе Alpha AXP, которая поддерживает несколько операционных систем (в их числе OpenVMS, DEC OSF/1 и Windows NT). Компания объявила о создании UNIX-кластеров на своей новой платформе Alpha/OSF в 1993 году. Главной задачей при этом считается достижение тех же функциональных возможностей, которыми обладали VAX/VMS-кластеры.
В основу нового кластерного решения положен высокоскоростной коммутатор

GigaSwitch, максимальная пропускная способность которого достигает 3.6 Гбайт/с.

GigaSwitch представляет собой протокольно независимое устройство коммутации пакетов, которое может иметь 36 портов и поддерживать протоколы Ethernet, FDDI и ATM. Поддержка различных протоколов реализована с помощью набора специальных сменных карт. Предполагается, что к GigaSwitch помимо рабочих станций Alpha смогут подключаться и UNIX-станции других производителей.
В апреле 1994 года компания DEC анонсировала продукт под названием Integrated Cluster Server, который по своим функциональным характеристикам должен соответствовать стандарту VAX/VMS-кластеров. Основу этого решения составляет новая технология так называемой рефлективной памяти, имеющейся в каждом узле кластера. Устройства рефлективной памяти разных узлов кластера объединяются с помощью высокоскоростных каналов на основе интерфейса PCI (см. Рисунок 11.2). Обмен информацией между узлами типа "память-память" по этим каналам может производиться со скоростью 100 Мбайт/с, что на порядок превышает скорость обмена по обычным каналам ввода/вывода. Появление этого продукта ожидается в конце 1995 года.

Кластеры AT&T GIS

Кластеры AT&T GIS

Отделение GIS (Global Information Systems) образовалось после покупки AT&T компании NCR, успешно работавшей в направлении создания систем с симметричной многопроцессорной обработкой (SMP) и систем с массовым параллелизмом (MPP) на базе микропроцессоров Intel. В 1993 году NCR анонсировала программное обеспечение для поддержки высокой готовности, получившее название LifeKeeper FRS (Fault Recilient Systems) Clastering Software, которое вместе с дисковыми массивами NCR позволяло строить высоконадежные кластерные решения. В состав кластеров NCR могут входить многопроцессорные системы серий 3400 и 3500, каждая из которых включает от 1 до 8 процессоров 486DX2 или Pentium (Рисунок 11.3).
Disk Array Subsystem 6298 включает до 20 дисковых накопителей емкостью 1 Гбайт и поддерживает RAID уровней 0, 1, 3 и 5 в любой комбинации. Подсистема обеспечивает замену дисковых накопителей, вентиляторов и источников питания в режиме on-line, т.е. без приостановки работы системы. В ней предусмотрено три порта и возможна поставка с избыточными контроллерами.
Программное обеспечение LifeKeeper допускает построение кластеров высокой готовности с четырьмя узлами, причем любой из узлов кластера может служить в качестве резервного для других узлов. Плановое время простоя для инсталляции программного обеспечения может быть значительно снижено, поскольку переключение на резерв можно инициировать вручную, затем модифицировать программное обеспечение и произвести обратное переключение с резерва. LifeKeeper обеспечивает также восстановление системы после обнаружения ошибок в системных, прикладных программах и периферийном оборудовании. Он обеспечивает автоматическое переключение при обнаружении отказа и инициируемое оператором обратное переключение. Все связи узлов кластера с помощью Ethernet, Token Ring и FDDI дублированы, а дисковые подсистемы, как уже отмечалось, могут подключаться сразу к нескольким узлам кластера. Все это обеспечивает построение системы, устойчивой к одиночным отказам, причем программное обеспечение выполняет автоматическое обнаружение отказов и восстановление системы.

Кластеры Sequent Computer Systems

Кластеры Sequent Computer Systems

Sequent была, по-видимому, второй после IBM компанией, осуществившей поставки UNIX-кластеров баз данных в середине 1993 года. Она предлагает решения, соответствующие среднему и высокому уровню готовности своих систем. Первоначально Sequent Hi-Av Systems обеспечивали дублирование систем, которые разделяли общие диски. Пользователи могли выбирать ручной или автоматический режим переключения на резерв в случае отказа. Программный продукт ptx/CLASTERS, который может использоваться совместно с продуктом Hi-Av Systems, включает ядро, отказоустойчивый распределенный менеджер блокировок, обеспечивающий разделение данных между приложениями. Продукт ptx/NQS предназначен для балансировки пакетных заданий между узлами кластера, а ptx/LAT расширяет возможности управления пользовательскими приложениями в режиме on-line. Продукт ptx/ARGUS обеспечивает централизованное управление узлами кластера, а ptx/SVM (распределенный менеджер томов) представляет собой инструментальное средство управления внешней памятью системы. Hi-Av Systems обеспечивает также горячее резервирование IP адресов и позволяет кластеру, в состав которого входят до четырех узлов, иметь единственный сетевой адрес (Рисунок 11.4).

Ключевой вопрос, который Вы должны задать себе

Как только рынок приходит в активное движение

3. Как только рынок приходит в активное движение, особенно начало разворота или новый тренд, компьютеры «виснут» (потом понимаешь, что это один из способов зарабатывания денег Forexсlub-ом), дилеры не отвечают, а телефончик-то в зале один (сейчас три - на сто рабочих мест). Когда дозвонишься – видишь, что поезд ушел, а ты в убытках, а в лучшем случае, упустил прибыль, потому что рынок уже откатился..
4. Доступ к счету есть у простого менеджера, он может с ним сделать все, что ему захочется.
5. Один раз оставил открытую позицию на выходные. Звоню дилеру в ночь с воскресенья на понедельник после открытия рынка, спросить какие котировки (он-
лайна у меня тогда не было, что происходит на рынке, не видел). Дают котировку,
понимаю – рынок развернулся. Даю немедленно команду закрыть с убытком.
Прихожу в дилинговый зал, проверяю. Вижу что таких котировок и близко не было на рынке. После скандала, девочка-менеджер согласилась вернуть 50% убытка (почему только 50- непонятно!!!) и НА МОИХ ГЛАЗАХ ВЛЕЗЛА В МОЙ СЧЕТ И ЧЕРЕЗ МИНУТУ, ИЗМЕНИЛА ЕГО !!! ??? Простой менеджер может сделать со счетом все,
что угодно.
6. Спрэд в горячие минуты доходит до 30 пунктов.
7 . И наконец, самое главное. Forexсlub сам дает котировки, не являясь реально ни брокером, ни маркет-мейкером рынка FOREX. Это немыслимо в нормальных западных условиях. У них нет никаких контактов с западными брокерами, что означает, что они живут за счет разорения своих клиентов, что происходит с 99%
вероятностью (см.выше почему).
8. Единственный отрадный момент: работают через ХЛЕБОБАНК и впрямую УЖЕ НЕ КИДАЮТ, как они делали это несколько лет назад. Да и ни к чему им это сейчас.
ADC Forex Когда пару лет назад я побывал у этих ребят, то они только начинали настраивать свою систему. Компания создана нашими эмигрантами. Деньги перечисляются в Штаты через Оргбанк под основание - "Обучение". В случае чего претензии будете предъявлять сами себе. О налогообложении и нарушениях закона, на которые толкают своих клиентов, стараются ничего не говорить.
Технологии работы дилинговых центров.
В каждом дилинговом центре со временем складывается свой собственный стереотип поведения на рынке среднестатического клиента. От этого стереотипа зависит то, каким образом дилинговый центр выводит (или не выводит) клиентские позиции на внешний рынок для наибольшей эффективности, рентабельности и минимизации рисков бизнес-процесса. Ниже будет рассказано об основных технологиях работы дилингового центра с клиентскими позициями.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

в конце концов вызывает

Команда 1

- длинная команда, которая в конце концов вызывает прерывание

последовательность команд, выполнение которых не

Команда 2, ... , Команда n-1

- последовательность команд, выполнение которых не завершилось

Команда n

Команда n

- команда, выполнение которой завершилось Имея значения адресов всех команд в конвейере и адрес возврата из прерывания, программное обеспечение может определить состояние команды 1 и команды n. Поскольку команда n завершила выполнение, хотелось бы продолжить выполнение с команды n+1. После обработки прерывания программное обеспечение должно смоделировать выполнение команд с 1 по n-1. Тогда можно осуществить возврат из прерывания на команду n+1. Наибольшая неприятность такого подхода связана с усложнением подпрограммы обработки прерывания. Но для простых конвейеров, подобных рассмотренному нами, имеются и упрощения. Если команды с 2 по n все являются целочисленными, то мы просто знаем, что в случае завершения выполнения команды n, все команды с 2 по n-1 также завершили выполнение. Таким образом, необходимо обрабатывать только операцию с плавающей точкой. Чтобы сделать эту схему работающей, количество операций ПТ, выполняющихся с совмещением, может быть ограничено. Например, если допускается совмещение только двух операций, то только прерванная команда должна завершаться программными средствами. Это ограничение может снизить потенциальную пропускную способность, если конвейеры плавающей точки являются достаточно длинными или если имеется значительное количество функциональных устройств. Такой подход использовался в архитектуре SPARC, позволяющей совмещать выполнение целочисленных операций с операциями плавающей точки.
Четвертый метод представляет собой гибридную схему, которая позволяет продолжать выдачу команд только если известно, что все команды, предшествовавшие выдаваемой, будут завершены без прерывания. Это гарантирует, что в случае возникновения прерывания ни одна следующая за ней команда не будет завершена, а все предшествующие будут завершены. Иногда это означает необходимость приостановки машины для поддержки точных прерываний. Чтобы эта схема работала, необходимо, чтобы функциональные устройства плавающей точки определяли возможность появления прерывания на самой ранней стадии выполнения команд так, чтобы предотвратить завершение выполнения следующих команд. Такая схема используется, например, в микропроцессорах R2000/R3000 и R4000 компании MIPS.

Команды управления потоком команд

Команды управления потоком команд

В английском языке для указания команд безусловного перехода, как правило, используется термин jump, а для команд условного перехода - термин branch, хотя разные поставщики необязательно придерживаются этой терминологии. Например компания Intel использует термин jump и для условных, и для безусловных переходов. Можно выделить четыре основных типа команд для управления потоком команд: условные переходы, безусловные переходы, вызовы процедур и возвраты из процедур.
Частота использования этих команд по статистике примерно следующая. В программах доминируют команды условного перехода. Среди указанных команд управления на разных программах частота их использования колеблется от 66 до 78%. Следующие по частоте использования - команды безусловного перехода (от 12 до 18%). Частота переходов на выполнение процедур и возврата из них составляет от 10 до 16%.
При этом примерно 90% команд безусловного перехода выполняются относительно счетчика команд. Для команд перехода адрес перехода должен быть всегда заранее известным. Это не относится к адресам возврата, которые не известны во время компиляции программы и должны определяться во время ее работы. Наиболее простой способ определения адреса перехода заключается в указании его положения относительно текущего значения счетчика команд (с помощью смещения в команде), и такие переходы называются переходами относительно счетчика команд. Преимуществом такого метода адресации является то, что адреса переходов, как правило, расположены недалеко от текущего адреса выполняемой команды и указание относительно текущего значения счетчика команд требует небольшого количества бит в смещении. Кроме того, использование адресации относительно счетчика команд позволяет программе выполняться в любом месте памяти, независимо от того, куда она была загружена. То есть этот метод адресации позволяет автоматически создавать перемещаемые программы.
Реализация возвратов и переходов по косвенному адресу, в которых адрес не известен во время компиляции программы, требует методов адресации, отличных от адресации относительно счетчика команд. В этом случае адрес перехода должен определяться динамически во время работы программы. Наиболее простой способ заключается в указании регистра для хранения адреса возврата, либо для перехода может разрешаться любой метод адресации для вычисления адреса перехода.
Одним из ключевых вопросов реализации команд перехода состоит в том, насколько далеко целевой адрес перехода находится от самой команды перехода? И на этот вопрос статистика использования команд дает ответ: в подавляющем большинстве случаев переход идет в пределах 3 - 7 команд относительно команды перехода, причем в 75% случаев выполняются переходы в направлении увеличения адреса, т.е. вперед по программе.
Поскольку большинство команд управления потоком команд составляют команды условного перехода, важным вопросом реализации архитектуры является определение условий перехода. Для этого используются три различных подхода. При первом из них в архитектуре процессора предусматривается специальный регистр, разряды которого соответствуют определенным кодам условий. Команды условного перехода проверяют эти условия в процессе своего выполнения. Преимуществом такого подхода является то, что иногда установка кода условия и переход по нему могут быть выполнены без дополнительных потерь времени, что, впрочем, бывает достаточно редко. А недостатками такого подхода является то, что, во-первых, появляются новые состояния машины, за которыми необходимо следить (упрятывать при прерывании и восстанавливать при возврате из него). Во-вторых, и что очень важно для современных высокоскоростных конвейерных архитектур, коды условий ограничивают порядок выполнения команд в потоке, поскольку их основное назначение заключается в передаче кода условия команде условного перехода.
Второй метод заключается в простом использовании произвольного регистра (возможно одного выделенного) общего назначения. В этом случае выполняется проверка состояния этого регистра, в который предварительно помещается результат операции сравнения. Недостатком этого подхода является необходимость выделения в программе для анализа кодов условий специального регистра.
Третий метод предполагает объединение команды сравнения и перехода в одной команде. Недостатком такого подхода является то, что эта объединенная команда довольно сложна для реализации (в одной команде надо указать и тип условия, и константу для сравнения и адрес перехода). Поэтому в таких машинах часто используется компромиссный вариант, когда для некоторых кодов условий используются такие команды, например, для сравнения с нулем, а для более сложных условий используется регистр условий. Часто для анализа результатов команд сравнения для целочисленных операций и для операций с плавающей точкой используется разная техника, хотя это можно объяснить и тем, что в программах количество переходов по условиям выполнения операций с плавающей точкой значительно меньше общего количества переходов, определяемых результатами работы целочисленной арифметики.
Одним из наиболее заметных свойств большинства программ является преобладание в них сравнений на условие равно/неравно и сравнений с нулем. Поэтому в ряде архитектур такие команды выделяются в отдельный поднабор, особенно при использовании команд типа "сравнить и перейти".
Говорят, что переход выполняется, если истинным является условие, которое проверяет команда условного перехода. В этом случае выполняется переход на адрес, заданный командой перехода. Поэтому все команды безусловного перехода всегда выполняемые. По статистике оказывается, что переходы назад по программе в большинстве случаев используются для организации циклов, причем примерно 60% из них составляют выполняемые переходы. В общем случае поведение команд условного перехода зависит от конкретной прикладной программы, однако иногда сказывается и зависимость от компилятора. Такие зависимости от компилятора возникают вследствие изменений потока управления, выполняемого оптимизирующими компиляторами для ускорения выполнения циклов.
Вызовы процедур и возвраты предполагают передачу управления и возможно сохранение некоторого состояния. Как минимум, необходимо уметь где-то сохранять адрес возврата. Некоторые архитектуры предлагают аппаратные механизмы для сохранения состояния регистров, в других случаях предполагается вставка в программу команд самим компилятором. Имеются два основных вида соглашений относительно сохранения состояния регистров. Сохранение вызывающей (caller saving) программой означает, что вызывающая процедура должна сохранять свои регистры, которые она хочет использовать после возврата в нее. Сохранение вызванной процедурой предполагает, что вызванная процедура должна сохранить регистры, которые она собирается использовать. Имеются случаи, когда должно использоваться сохранение вызывающей процедурой для обеспечения доступа к глобальным переменным, которые должны быть доступны для обеих процедур.

Концепция виртуальной памяти

Концепция виртуальной памяти

Общепринятая в настоящее время концепция виртуальной памяти появилась достаточно давно. Она позволила решить целый ряд актуальных вопросов организации вычислений. Прежде всего к числу таких вопросов относится обеспечение надежного функционирования мультипрограммных систем.
В любой момент времени компьютер выполняет множество процессов или задач, каждая из которых располагает своим адресным пространством. Было бы слишком накладно отдавать всю физическую память какой-то одной задаче тем более, что многие задачи реально используют только небольшую часть своего адресного пространства. Поэтому необходим механизм разделения небольшой физической памяти между различными задачами. Виртуальная память является одним из способов реализации такой возможности. Она делит физическую память на блоки и распределяет их между различными задачами. При этом она предусматривает также некоторую схему защиты, которая ограничивает задачу теми блоками, которые ей принадлежат. Большинство типов виртуальной памяти сокращают также время начального запуска программы на процессоре, поскольку не весь программный код и данные требуются ей в физической памяти, чтобы начать выполнение.
Другой вопрос, тесно связанный с реализацией концепции виртуальной памяти, касается организации вычислений на компьютере задач очень большого объема. Если программа становилась слишком большой для физической памяти, часть ее необходимо было хранить во внешней памяти (на диске) и задача приспособить ее для решения на компьютере ложилась на программиста. Программисты делили программы на части и затем определяли те из них, которые можно было бы выполнять независимо, организуя оверлейные структуры, которые загружались в основную память и выгружались из нее под управлением программы пользователя. Программист должен был следить за тем, чтобы программа не обращалась вне отведенного ей пространства физической памяти. Виртуальная память освободила программистов от этого бремени. Она автоматически управляет двумя уровнями иерархии памяти: основной памятью и внешней (дисковой) памятью.
Кроме того, виртуальная память упрощает также загрузку программ, обеспечивая механизм автоматического перемещения программ, позволяющий выполнять одну и ту же программу в произвольном месте физической памяти.
Системы виртуальной памяти можно разделить на два класса: системы с фиксированным размером блоков, называемых страницами, и системы с переменным размером блоков, называемых сегментами. Ниже рассмотрены оба типа организации виртуальной памяти.

Конфигурации систем высокой готовности

Конфигурации систем высокой готовности

Конфигурации систем высокой готовности, предлагаемые современной компьютерной промышленностью, простираются в широком диапазоне от "простейших" жестких схем, обеспечивающих дублирование основной системы отдельно стоящим горячим резервом в соотношении 1:1, до весьма свободных кластерных схем, позволяющих одной системе подхватить работу любой из нескольких систем в кластере в случае их неисправности.
Термин "кластеризация" на сегодня в компьютерной промышленности имеет много различных значений. Строгое определение могло бы звучать так: "реализация объединения машин, представляющегося единым целым для операционной системы, системного программного обеспечения, прикладных программ и пользователей". Машины, кластеризованные вместе таким способом могут при отказе одного процессора очень быстро перераспределить работу на другие процессоры внутри кластера. Это, возможно, наиболее важная задача многих поставщиков систем высокой готовности. Имеются несколько поставщиков, которые называют свои системы высокой готовности "кластерами" или "простыми кластерами", однако на сегодняшний день реально доступны только несколько кластеров, которые подпадают под строгое определение (см. ниже).
Современные конструкции систем высокой готовности предполагают использование горячего резерва (Fail-Over), включая переключение прикладных программ и пользователей на другую машину с гарантией отсутствия потерь или искажений данных во время отказа и переключения. В зависимости от свойств системы, некоторые или все эти процессы могут быть автоматизированы.
Системы высокой готовности связаны со своими резервными системами посредством очень небольшого программного демона "сердечный пульс", который позволяет резервной системе управлять основной системой или системами, которые она резервирует. Когда "пульс" пропадает, кластер переходит в режим переключения на резервную систему.
Такое переключение может выполняться вручную или автоматически, и имеется несколько уровней автоматизации этого процесса. Например, в некоторых случаях пользователи инструктируются о том, что они должны выйти и снова войти в систему. В других случаях переключение осуществляется более прозрачным для пользователя способом: он только должен подождать в течение короткого периода времени. Иногда пользователь может делать выбор между ручным и автоматическим переключением. В некоторых системах пользователи могут продолжить работу после переключения именно с той точки, где они находились во время отказа. В других случаях их просят повторить последнюю транзакцию.
Резервная система не обязательно должна полностью повторять систему, которую она резервирует (конфигурации систем могут отличаться). Это позволяет в ряде случаев сэкономить деньги за счет резервирования большой системы или систем с помощью системы меньшего размера и предполагает либо снижение производительности в случае отказа основной системы, либо переключение на резервную систему только критичных для жизнедеятельности организации приложений.
Следует добавить, что одни пользователи предпочитают не выполнять никаких приложений на резервной машине, хотя другие наоборот стараются немного нагрузить резервный сервер в кластере. Возможность выбора конфигурации системы с помощью процедур начальной установки дает пользователям большую гибкость, позволяя постепенно использовать весь заложенный в системе потенциал.

Конфликты и ускоренные пересылки в длинных конвейерах

Конфликты и ускоренные пересылки в длинных конвейерах

Имеется несколько различных аспектов обнаружения конфликтов и организации ускоренной пересылки данных в конвейерах, подобных представленному на Рисунок 5.19:

Поскольку устройства не являются полностью конвейерными, в данной схеме возможны структурные конфликты. Эти ситуации необходимо обнаруживать и приостанавливать выдачу команд.

Поскольку устройства имеют разные времена выполнения, количество записей в регистровый файл в каждом такте может быть больше 1.

Возможны конфликты типа WAW, поскольку команды больше не поступают на ступень WB в порядке их выдачи для выполнения. Заметим, что конфликты типа WAR невозможны, поскольку чтение регистров всегда осуществляется на ступени ID.

Команды могут завершаться не в том порядке, в котором они были выданы для выполнения, что вызывает проблемы с реализацией прерываний.

Прежде чем представить общее решение для реализации схем обнаружения конфликтов, рассмотрим вторую и третью проблемы.
Если предположить, что файл регистров с ПТ имеет только один порт записи, то последовательность операций с ПТ, а также операция загрузки ПТ совместно с операциями ПТ может вызвать конфликты по порту записи в регистровый файл. Рассмотрим последовательность команд, представленную на Рисунок 5.20. В такте 10 все три команды достигнут ступени WB и должны произвести запись в регистровый файл. При наличии только одного порта записи в регистровый файл машина должна обеспечить последовательное завершение команд. Этот единственный регистровый порт является источником структурных конфликтов. Чтобы решить эту проблему, можно увеличить количество портов в регистровом файле, но такое решение может оказаться неприемлемым, поскольку эти дополнительные порты записи скорее всего будут редко использоваться. Однако в установившемся состоянии максимальное количество необходимых портов записи равно 1. Поэтому в реальных машинах разработчики предпочитают отслеживать обращения к порту записи в регистры и рассматривать одновременное к нему обращение как структурный конфликт.

Ключевой вопрос, который Вы должны задать себе

Их охват фундаментального анализа, если его затрагивают вообще, является поверхностным обзором
некоторых экономических индикаторов и данных, регулярной информации, по которой даже закаленные трейдеры и экономисты могут испытывать трудности с интерпретацией и действиями. Опять таки, такая информация может быть найдена с гораздо большей глубиной объяснений во многих хорошо написанных книгах по предмету. В конце обучения они присвоят Вам звание "валютный трейдер - победитель", и не имеет значения, что даже многие известные трейдеры с многолетним опытом в крупных финансовых учреждениях не могут постоянно производить 5 % в месяц без необходимости принимать большие риски.
Ключевой вопрос, который Вы должны задать себе по поводу такого обучения:
Если Вы побеждаете в своих сделках, кто будет проигравшим и почему?
Торговля - игра с нулевой суммой, и если Вы выиграли, кто - то другой должен потерять. Кто этот кто - то другой? Если это личная неудача этого самого кого -
то другого заставляет его/ее потерять, почему Вы думаете, что Вам будет постоянно везти? Если это недостаток навыка и знаний со стороны этого кого -
то другого, почему Вы думаете, что Вы знаете больше чем он, если Вы только начинаете самостоятельную работу. В конце концов, информация, даваемая на курсах - базовая, ее можно найти в любой приличной книге по предмету, и кто - либо еще также имеет к ней доступ. Так что это, конечно, не может дать Вам преимущество. Кроме того, если эта информация настолько сильна,
почему брокерская фирма ее отдает? Ответ может заключаться в факте, что, в конце концов, они являются замаскированным маркет-мейкером скорее, чем брокером, и для них, чтобы победить, кто - то другой должен потерять. Круг замкнулся, тот, кто должен потерять, по всей вероятности, Вы. Взгляните правде в глаза, их реальный стимул - заставить Вас потерять в вашей сделке,
потому что это для них - наилучший путь сделать деньги!
Они могут говорить Вам, что будут помогать Вам делать выгодные сделки любым способом, лишь бы Вы продолжали торговать, а они - получать комиссионные. Но комиссионные - мелочь по сравнению с прибылью, которую они получают от ваших убытков. Настоящее шоу и звездный час для этих фирм, наступает после обучения, когда Вы начинаете торговать.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Команда	Номер такта
	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10
MULTD F0,F4,F6	IF	ID	EX11	EX12	EX13	EX21	EX22	EX23	MEM	WB
...		IF	ID	EX	MEM	WB
ADDD F2,F4,F6			IF	ID	EX11	EX12	EX21	EX22	MEM	WB
...				IF	ID	EX	MEM	WB
...					IF	ID	EX	MEM	WB
LD F8,0(R2)						IF	ID	EX	MEM	WB

Конфликты по данным остановы конвейера и реализация механизма обходов

Конфликты по данным, остановы конвейера и реализация механизма обходов

Одним из факторов, который оказывает существенное влияние на производительность конвейерных систем, являются межкомандные логические зависимости. Такие зависимости в большой степени ограничивают потенциальный параллелизм смежных операций, обеспечиваемый соответствующими аппаратными средствами обработки. Степень влияния этих зависимостей определяется как архитектурой процессора (в основном, структурой управления конвейером команд и параметрами функциональных устройств), так и характеристиками программ.
Конфликты по данным возникают в том случае, когда применение конвейерной обработки может изменить порядок обращений за операндами так, что этот порядок будет отличаться от порядка, который наблюдается при последовательном выполнении команд на неконвейерной машине. Рассмотрим конвейерное выполнение последовательности команд на рисунке 5.7.

ADD	R1,R2,R3	IF	ID	EX	MEM	WB

SUB	R4,R1,R5		IF	ID	EX	MEM	WB

AND	R6,R1,R7			IF	ID	EX	MEM	WB

OR	R8,R1,R9				IF	ID	EX	MEM	WB

XOR	R10,R1,R11					IF	ID	EX	MEM	WB

Конфликты по данным приводящие к приостановке конвейера

Конфликты по данным, приводящие к приостановке конвейера

К сожалению не все потенциальные конфликты по данным могут обрабатываться с помощью механизма "обходов". Рассмотрим следующую последовательность команд (Рисунок 5.9):

Команда	IF	ID	EX	MEM	WB
LW R1,32(R6)		IF	ID	EX	MEM	WB
ADD R4,R1,R7			IF	ID	stall	EX	MEM	WB
SUB R5,R1,R8				IF	stall	ID	EX	MEM	WB
AND R6,R1,R7					stall	IF	ID	EX	MEM	WB

Конвейер с дополнительными функциональными устройствами

Рисунок 5.18. Конвейер с дополнительными функциональными устройствами

Целочисленное устройство обрабатывает все команды загрузки и записи в память при работе с двумя наборами регистров (целочисленных и с плавающей точкой), все целочисленные операции (за исключением команд умножения и деления) и все команды переходов. Если предположить, что стадии выполнения других функциональных устройств неконвейерные, то Рисунок 5.18 показывает структуру такого конвейера. Поскольку стадия EX является неконвейерной, никакая команда, использующая функциональное устройство, не может быть выдана для выполнения до тех пор, пока предыдущая команда не покинет ступень EX. Более того, если команда не может поступить на ступень EX, весь конвейер за этой командой будет приостановлен.
В действительности промежуточные результаты возможно не используются циклически ступенью EX, как это показано на Рисунок 5.18, и ступень EX имеет задержки длительностью более одного такта. Мы можем обобщить структуру конвейера плавающей точки, допустив конвейеризацию некоторых ступеней и параллельное выполнение нескольких операций. Чтобы описать работу такого конвейера, мы должны определить задержки функциональных устройств, а также скорость инициаций или скорость повторения операций. Это скорость, с которой новые операции данного типа могут поступать в функциональное устройство. Например, предположим, что имеют место следующие задержки функциональных устройств и скорости повторения операций:

Функциональное устройство	Задержка	Скорость повторения
Целочисленное АЛУ	1	1
Сложение с ПТ	4	2
Умножение с ПТ (и целочисленное)	6	3
Деление с ПТ (и целочисленное)	15	15

На Рисунок 5.19 представлена структура подобного конвейера. Ее реализация требует введения конвейерной регистровой станции EX1/EX2 и модификации связей между регистрами ID/EX и EX/MEM.

Конвейер с многоступенчатыми функциональными устройствами

Рисунок 5.19. Конвейер с многоступенчатыми функциональными устройствами

Конвейерная и суперскалярная обработка

Параллелизм на уровне выполнения команд, планирование загрузки конвейера и методика разворачивания циклов

Устранение зависимостей по данным и механизмы динамического планирования

Аппаратное прогнозирование направления переходов и снижение потерь на организацию переходов

Конвейерная организация

Что такое конвейерная обработка

Простейшая организация конвейера и оценка его производительности

Структурные конфликты и способы их минимизации

Конфликты по данным, остановы конвейера и реализация механизма обходов

Сокращение потерь на выполнение команд перехода и минимизация конфликтов по управлению

Проблемы реализации точного прерывания в конвейере

Обработка многотактных операций и механизмы обходов в длинных конвейерах

Конвейерное выполнение оператора А = В + С

Рисунок 5.10. Конвейерное выполнение оператора А = В + С

Очевидно, выполнение команды ADD должно быть приостановлено до тех пор, пока не станет доступным поступающий из памяти операнд C. Дополнительной задержки выполнения команды SW не произойдет в случае применения цепей обхода для пересылки результата операции АЛУ непосредственно в регистр данных памяти для последующей записи.
Для данного простого примера компилятор никак не может улучшить ситуацию, однако в ряде более общих случаев он может реорганизовать последовательность команд так, чтобы избежать приостановок конвейера. Эта техника, называемая планированием загрузки конвейера (pipeline scheduling) или планированием потока команд (instruction scheduling), использовалась начиная с 60-х годов и стала особой областью интереса в 80-х годах, когда конвейерные машины стали более распространенными.
Пусть, например, имеется последовательность операторов: a = b + c; d = e - f;
Как сгенерировать код, не вызывающий остановок конвейера? Предполагается, что задержка загрузки из памяти составляет один такт. Ответ очевиден (Рисунок 5.11):

Неоптимизированная последовательность команд	Оптимизированная последовательность команд
LW Rb,b	LW Rb,b
LW Rc,c	LW Rc,c
ADD Ra,Rb,Rc	LW Re,e
SW a,Ra	ADD Ra,Rb,Rc
LW Re,e	LW Rf,f
LW Rf,f	SW a,Ra
SUB Rd,Re,Rf	SUB Rd,Re,Rf
SW d,Rd	SW d,Rd

Критерии оценки кластеров Gartner Group

Критерии оценки кластеров Gartner Group

Различные группы промышленных аналитиков считают VAX-кластеры образцом, по которому должны реализовываться другие кластерные системы, и примером свойств, которыми они должны обладать. VAX-кластеры являются очень надежными и высокопроизводительными вычислительными системами, основанными на миникомпьютерах. Хотя они базируются на патентованной операционной среде (VMS), опыт их эксплуатации показал, что основные свойства, которыми они обладают очень хорошо соответствуют потребностям коммерческих учреждений.
В настоящее время на смену VAX-кластерам приходят UNIX-кластеры. При этом VAX-кластеры предлагают проверенный набор решений, который устанавливает критерии для оценки подобных систем. Одна из известных аналитических групп (Gartner Group) опубликовала модель для сравнения, которая получила название "Критерии оценки кластеров" (MCS Research Note T-470-1411, November 22, 1993). Эта модель базируется на наборе свойств VAX-кластера и используется для сравнения UNIX-кластеров. Критерии этой модели представлены в табл. 11.1.

Кухня

К.Рэдхэд "Управление финансовыми рисками"

Кухня

"Кухня"
Наиболее простой метод работы. Используется преимущественно при работе с неопытными клиентами или в регионах, где спекулятивный аспект инвестиционного бизнеса практически не развит. Используя этот метод,
руководство ДЦ основывается на предположении, что подавляющее большинство игроков (клиентов) рано или поздно проиграет свои деньги.
Этому способствует целый ряд причин. Основными являются крайне низкая профессиональная подготовка клиента, излишняя агрессивность и практически поголовное незнание иностранного языка. Такие клиенты очень часто полностью отсечены от от основных информационных потоков. К тому же нужно помнить о том, что имеющий открытые позиции человек находится под сильным психологическим давлением и склонен к совершению неадекватных поступков, что не способствует его прибыльной работе. В случае "кухни"
функции ДЦ сводятся к абсолютно безэмоциональной регистрации клиентских (виртуальных) сделок и их результатов. Всю основную работу по уменьшению клиентских счетов выполняют клиентские глупость и жадность. Для увеличения рентабельности этого процесса сотрудники ДЦ с помощью различных ухищрений вынуждают клиентов к совершению как можно большего числа сделок. Как правило, технологию "кухни" используют ДЦ, в которых клиенты работают в клиентских залах и подвержены неявному воздействию как сотрудников ДЦ, так и таких же клиентов в большей степени, нежели, чем клиенты интернет брокеров.
Следует заметить, что эта технология широко распространена в нашей стране,
но не из-за своей кажущейся сверхприбыльности, а часто из-за низкой профессиональной подготовки организаторов дилинговых площадок, в прошлом неудачных трейдеров или людей не знакомым с этим бизнесом, т.е.
попросту не способных организовать грамотную работу с клиентскими позициями. В этом случае высок риск работы с такими компаниями вовсе не из-за используемого метода работы, а все из-за того же бездарного руководства.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Lawrence G. McMillan "McMillan on Options"

К.Рэдхэд "Управление финансовыми рисками"

К.Рэдхэд "Управление финансовыми рисками"
Цена по каталогу ..... $
Номер по каталогу ..... #К043
Говорится о ценообразовании и синхронизации потоков денежных средств,
форвардных операциях с валютой : Рассказывается также о форвардных процентных ставках, прогнозировании и валютных фьючерсах.
А.Элдер "Как играть и выигрывать на бирже"
Цена по каталогу ..... $ 45
Номер по каталогу ..... #К044
Русское издание известной книги "Trading for a Living". Советы известного биржевого игрока по поведению на рынке ценных бумаг.
Э.Хелферт "Техника Финансового Ананлиза"
Цена по каталогу ..... $ 15
Номер по каталогу ..... #К045
В книге рассказывается об управлении операционными фондами , дается оценка эффективности функционирования фирмы, прогнозирование финансовых потребностей. Дается описание динамики системы бизнеса и анализа решений по капиталовложениям Основы дилинговых операций Ачкасов А.И. Типы валютных операций и другие виды сделок на международных денежных рынках. Серия "Международный банковский бизнес". - М.: АО "Консалтбанкир", 1994.
Жвалюк Ю. Дилинг для начинающих. СПб., "Питер", 2000.
Международная торговля: финансовые операции, страхование и другие услуги: Пер.
с англ. - К.: Торгово-издательское бюро BHV, 1994.
Настольная книга валютного дилера. - М.: "Верба", 1992.
Пискулов Д.Ю. Теория и практика валютного дилинга. - М. Инфра - М, 1995.
Райс Т., Койли Б. Финансовые инвестиции и риск: Пер. с англ. - К.: Торгово-
издательское бюро BHV, 1995. - 592 с.
Рэдхерд К., Хьюс С. Управление финансовыми рисками. Пер. с англ. - М.: ИНФРА-М,
1996. - 288 с.
Рэй К.И. Рынок облигаций : торговля и управление рисками. М.: "Дело",1999.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Литература для трейдеров в электронном виде бесплатно

Lawrence G. McMillan "McMillan on Options"

Системная динамика, в первую очередь, появилась для использования в промышленности и менеджменте. Эта книга - сборник самых удачных примеров применения системной динамики в этих областях. Описываются : производство,
маркетинг, исследования, менеджмент, финансы и многое другое. Текст снабжен графиками и иллюстрациями. В конце книги даны выражения, используемые в описанных моделях, что способствует хорошему пониманию того, как делать модели в таких пакетах, как Ithink.
Lawrence G. McMillan "McMillan on Options"
Цена по каталогу ..... $ 155
Номер по каталогу ..... #K016
Книга полностью посвящена работе с опционами. Торговые системы и стратегии для опционов. "Volatility", "Delta Neutral Trading" и другие методы.
Caudill and Butler "Naturally Intelligent Systems"
Цена по каталогу ..... $ 80
Номер по каталогу ..... #K017
Дается описание нейронных сетей для торговли ценными бумагами и управления портфелем, генетических алгоритмов - для моделирования экономических показателей. Подробно говорится об оценке подлинности кредитных карт с помощью нейронных сетей, нечеткой логики и генетических алгоритмов. В конце книги дается обзор программного обеспечения : экспертные системы, генетические алгоритмы,
нечеткая логика, нейронные сети.
E.Michael Azoff "Neural Network Time Series Forecasting of Financial Markets"
Цена по каталогу ..... $ 150
Номер по каталогу ..... #K018
Книга рекомендуется как начинающим, так и опытным пользователям нейронных сетей. Приводятся все необходимые для практической работы формулы, дается простое и исчерпывающее описание функционирования нейронных сетей.
Ralph Vince "Portfolio Management Formulas"
Цена по каталогу ..... $125
Номер по каталогу ..... #K019
Выбор и оптимизация портфеля. Введение в статистику в применении к портфелю.
Все действия разбираются по шагам. За счет того, что книгу писал человек,
являющийся неплохим программистом, то, что написано, легко запрограммировать.
Даются примеры программ.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Магнитные и магнитооптические диски

Магнитные и магнитооптические диски

В данном разделе мы кратко рассмотрим основную терминологию, применяемую при описании магнитных дисков и контроллеров, а затем приведем типовые характеристики нескольких современных дисковых подсистем.
Дисковый накопитель обычно состоит из набора пластин, представляющих собой металлические диски, покрытые магнитным материалом и соединенные между собой при помощи центрального шпинделя. Для записи данных используются обе поверхности пластины. В современных дисковых накопителях используется от 4 до 9 пластин. Шпиндель вращается с высокой постоянной скоростью (обычно 3600, 5400 или 7200 оборотов в минуту). Каждая пластина содержит набор концентрических записываемых дорожек. Обычно дорожки делятся на блоки данных объемом 512 байт, иногда называемые секторами. Количество блоков, записываемых на одну дорожку зависит от физических размеров пластины и плотности записи.
Данные записываются или считываются с пластин с помощью головок записи/считывания, по одной на каждую поверхность. Линейный двигатель представляет собой электро-механическое устройство, которое позиционирует головку над заданной дорожкой. Обычно головки крепятся на кронштейнах, которые приводятся в движение каретками. Цилиндр - это набор дорожек, соответствующих одному положению каретки. Накопитель на магнитных дисках (НМД) представляет собой набор пластин, магнитных головок, кареток, линейных двигателей плюс воздухонепроницаемый корпус. Дисковым устройством называется НМД с относящимися к нему электронными схемами.
Производительность диска является функцией времени обслуживания, которое включает в себя три основных компонента: время доступа, время ожидания и время передачи данных. Время доступа - это время, необходимое для позиционирования головок на соответствующую дорожку, содержащую искомые данные. Оно является функцией затрат на начальные действия по ускорению головки диска (порядка 6 мс), а также функцией числа дорожек, которые необходимо пересечь на пути к искомой дорожке. Характерные средние времена поиска - время, необходимое для перемещения головки между двумя случайно выбранными дорожками, лежат в диапазоне 10-20 мс. Время перехода с дорожки на дорожку меньше 10 мс и обычно составляет 2 мс.
Вторым компонентом времени обслуживания является время ожидания. Чтобы искомый сектор повернулся до совмещения с положением головки требуется некоторое время. После этого данные могут быть записаны или считаны. Для современных дисков время полного оборота лежит в диапазоне 8-16 мс, а среднее время ожидания составляет 4-8 мс.
Последним компонентом является время передачи данных, т.е. время, необходимое для физической передачи байтов. Время передачи данных является функцией от числа передаваемых байтов (размера блока), скорости вращения, плотности записи на дорожке и скорости электроники. Типичная скорость передачи равна 1-4 Мбайт/с.
В состав компьютеров часто входят специальные устройства, называемые дисковыми контроллерами. К каждому дисковому контроллеру может подключаться несколько дисковых накопителей. Между дисковым контроллером и основной памятью может быть целая иерархия контроллеров и магистралей данных, сложность которой определяется главным образом стоимостью компьютера. Поскольку время передачи часто составляет очень небольшую часть общего времени доступа к диску, контроллер в высокопроизводительной системе разъединяет магистрали данных от диска на время позиционирования так, что другие диски, подсоединенные к контроллеру, могут передавать свои данные в основную память. Поэтому время доступа к диску может увеличиваться на время, связанное с накладными расходами контроллера на организацию операции ввода/вывода.
Рассмотрим теперь основные составляющие времени доступа к диску в типичной подсистеме SCSI. Такая подсистема включает в себя четыре основных компонента: основной компьютер, главный адаптер SCSI, встроенный в дисковое устройство контроллер и собственно накопитель на магнитных дисках. Когда операционная система получает запрос от пользователя на выполнение операции ввода/вывода, она превращает этот запрос в набор команд SCSI. Запрашивающий процесс при этом блокируется и откладывается до завершения операции ввода/вывода (если только это был не запрос асинхронной передачи данных). Затем команды пересылаются по системе шин в главный адаптер SCSI, к которому подключен необходимый дисковый накопитель. После этого ответственность за выполнение взаимодействия с целевыми контроллерами и их устройствами ложится на главный адаптер.
Затем главный адаптер выбирает целевое устройство, устанавливая сигнал на линии управления шины SCSI (эта операция называется фазой выбора). Естественно, шина SCSI должна быть доступна для этой операции. Если целевое устройство возвращает ответ, то главный адаптер пересылает ему команду (это называется фазой команды). Если целевой контроллер может выполнить команду немедленно, то он пересылает в главный адаптер запрошенные данные или состояние. Команда может быть обслужена немедленно, только если это запрос состояния, или команда запрашивает данные, которые уже находятся в кэш-памяти целевого контроллера. Обычно же данные не доступны, и целевой контроллер выполняет разъединение, освобождая шину SCSI для других операций. Если выполняется операция записи, то за фазой команды на шине немедленно следует фаза данных, и данные помещаются в кэш-память целевого контроллера. Подтверждение записи обычно не происходит до тех пор, пока данные действительно не запишутся на поверхность диска.
После разъединения, целевой контроллер продолжает свою собственную работу. Если в нем не предусмотрены возможности буферизации команд (создание очереди команд), ему надо только выполнить одну команду. Однако, если создание очереди команд разрешено, то команда планируется в очереди работ целевого контроллера, при этом обрабатывается команда, обладающая наивысшим приоритетом в очереди. Когда запрос станет обладать наивысшим приоритетом, целевой контроллер должен вычислить физический адрес (или адреса), необходимый для обслуживания операции ввода/вывода. После этого становится доступным дисковый механизм: позиционируется каретка, подготавливается соответствующая головка записи/считывания и вычисляется момент появления данных под головкой. Наконец, данные физически считываются или записываются на дорожку. Считанные данные запоминаются в кэш-памяти целевого контроллера. Иногда целевой контроллер может выполнить считывание с просмотром вперед.
После завершения операции ввода/вывода целевой контроллер в случае свободы шины соединяется с главным адаптером, вслед за чем выполняется фаза данных (при передаче данных из целевого контроллера в главный адаптер) и фаза состояния для указания результата операции. Когда главный адаптер получает фазу состояния, он проверяет корректность завершения физической операции в целевом контроллере и соответствующим образом информирует операционную систему.
Одной из характеристик процесса ввода/вывода SCSI является большое количество шагов, которые обычно не видны пользователю. Обычно на шине SCSI происходит смена семи фаз (выбор, команда, разъединение, повторное соединение, данные, состояние, разъединение). Естественно каждая фаза выполняется за некоторое время, расходуемое на использование шины. Многие целевые контроллеры (особенно медленные устройства подобные магнитным лентам и компакт-дискам) потребляют значительную часть времени на реализацию фаз выбора, разъединения и повторного соединения.
Варианты применения высокопроизводительных подсистем ввода/вывода широко варьируются в зависимости от требований, которые к ним предъявляются. Они охватывают диапазон от обработки малого числа больших массивов данных, которые необходимо реализовать с минимальной задержкой (ввод/вывод суперкомпьютера), до большого числа простых заданий, которые оперируют с малыми объемами данных (обработка транзакций).
Запросы на ввод/вывод заданной рабочей нагрузки можно характеризовать в терминах трех метрик: производительность, время ожидания и пропускная способность. Производительность определяется числом запросов на обслуживание, получаемых в единицу времени. Время ожидания определяет время, необходимое на обслуживание индивидуального запроса. Пропускная способность определяет количество данных, передаваемых между устройствами, требующими обслуживания, и устройствами, выполняющими обслуживание.
Ввод/вывод суперкомпьютера почти полностью определяется последовательным механизмом. Обычно данные передаются с диска в память большими блоками, а результаты записываются обратно на диск. В таких применениях требуется высокая пропускная способность и минимальное время ожидания, однако они характеризуются низкой производительностью. В отличие от этого обработка транзакций характеризуется огромным числом случайных обращений, относительно небольшими отрезками работы и требует умеренного времени ожидания при очень высокой производительности.
Так как системы обработки транзакций тратят большую часть времени обслуживания на поиск и ожидание, технологические успехи, приводящие к сокращению времени передачи, не будут оказывать особого влияния на производительность таких систем. С другой стороны, в научных применениях на поиск данных и на их передачу затрачивается одинаковое время, и поэтому производительность таких систем оказывается очень чувствительной к любым усовершенствованиям в технологии изготовления дисков. Как будет показано ниже, можно организовать матрицу дисков таким образом, что будет обеспечена высокая производительность ввода/вывода для широкого спектра рабочих нагрузок.
В последние годы плотность записи на жестких магнитных дисках увеличивается на 60% в год при ежеквартальном снижении стоимости хранения одного Мегабайта на 12%. По данным фирмы Dataquest такая тенденция сохранится и в ближайшие два года. Сейчас на рынке представлен широкий ассортимент дисковых накопителей емкостью до 9.1 Гбайт. При этом среднее время доступа у самых быстрых моделей достигает 8 мс. Например, жесткий диск компании Seagate Technology имеет емкость 4.1 Гбайт и среднее время доступа 8 мс при скорости вращения 7200 оборот/мин. Улучшаются также характеристики дисковых контроллеров на базе новых стандартов Fast SCSI-2 и Enhanced IDE. Предполагается увеличение скорости передачи данных до 13 Мбайт/с. Надежность жестких дисков также постоянно улучшается. Например, некоторые модели дисков компаний Conner Peripherals Inc., Micropolis Corp. и Hewlett-Packard имеют время наработки на отказ от 500 тысяч до 1 миллиона часов. На такие диски предоставляется 5-летняя гарантия.
Дальнейшее повышение надежности и коэффициента готовности дисковых подсистем достигается построением избыточных дисковых массивов RAID, о которых речь пойдет в подразделе 9.3.3.
Другим направлением развития систем хранения информации являются магнитооптические диски. Запись на магнитооптические диски (МО-диски) выполняется при взаимодействии лазера и магнитной головки. Луч лазера разогревает до точки Кюри (температуры потери материалом магнитных свойств) микроскопическую область записывающего слоя, которая при выходе из зоны действия лазера остывает, фиксируя магнитное поле, наведенное магнитной головкой. В результате данные, записанные на диск, не боятся сильных магнитных полей и колебаний температуры. Все функциональные свойства дисков сохраняются в диапазоне температур от -20 до +50 градусов Цельсия.
МО-диски уступают обычным жестким магнитным дискам лишь по времени доступа к данным. Предельное достигнутое МО-дисками время доступа составляет 19 мс. Магнитооптический принцип записи требует предварительного стирания данных перед записью, и соответственно, дополнительного оборота МО-диска. Однако завершенные недавно исследования в SONY и IBM показали, что это ограничение можно устранить, а плотность записи на МО-дисках можно увеличить в несколько раз. Во всех других отношениях МО-диски превосходят жесткие магнитные диски.
В магнитооптическом дисководе используются сменные диски, что обеспечивает практически неограниченную емкость. Стоимость хранения единицы данных на МО-дисках в несколько раз меньше стоимости хранения того же объема данных на жестких магнитных дисках.
Сегодня на рынке МО-дисков предлагается более 150 моделей различных фирм. Одно из лидирующих положений на этом рынке занимает компания Pinnacle Micro Inc. Для примера, ее дисковод Sierra 1.3 Гбайт обеспечивает среднее время доступа 19 мс и среднее время наработки на отказ 80000 часов. Для серверов локальных сетей и рабочих станций компания Pinnacle Micro предлагает целый спектр многодисковых систем емкостью 20, 40, 120, 186 Гбайт и даже 4 Тбайт. Для систем высокой готовности Pinnacle Micro выпускает дисковый массив Array Optical Disk System, который обеспечивает эффективное время доступа к данным не более 11 мс при скорости передачи данных до 10 Мбайт/с.

Масштабируемость

Масштабируемость

представляет собой возможность наращивания числа и мощности процессоров, объемов оперативной и внешней памяти и других ресурсов вычислительной системы. Масштабируемость должна обеспечиваться архитектурой и конструкцией компьютера, а также соответствующими средствами программного обеспечения. Добавление каждого нового процессора в действительно масштабируемой системе должно давать прогнозируемое увеличение производительности и пропускной способности при приемлемых затратах. Одной из основных задач при построении масштабируемых систем является минимизация стоимости расширения компьютера и упрощение планирования. В идеале добавление процессоров к системе должно приводить к линейному росту ее производительности. Однако это не всегда так. Потери производительности могут возникать, например, при недостаточной пропускной способности шин из-за возрастания трафика между процессорами и основной памятью, а также между памятью и устройствами ввода/вывода. В действительности реальное увеличение производительности трудно оценить заранее, поскольку оно в значительной степени зависит от динамики поведения прикладных задач.
Возможность масштабирования системы определяется не только архитектурой аппаратных средств, но зависит от заложенных свойств программного обеспечения. Масштабируемость программного обеспечения затрагивает все его уровни от простых механизмов передачи сообщений до работы с такими сложными объектами как мониторы транзакций и вся среда прикладной системы. В частности, программное обеспечение должно минимизировать трафик межпроцессорного обмена, который может препятствовать линейному росту производительности системы. Аппаратные средства (процессоры, шины и устройства ввода/вывода) являются только частью масштабируемой архитектуры, на которой программное обеспечение может обеспечить предсказуемый рост производительности. Важно понимать, что простой переход, например, на более мощный процессор может привести к перегрузке других компонентов системы. Это означает, что действительно масштабируемая система должна быть сбалансирована по всем параметрам.

Мейнфрейм

Мейнфрейм

- это синоним понятия "большая универсальная ЭВМ". Мейнфреймы и до сегодняшнего дня остаются наиболее мощными (не считая суперкомпьютеров) вычислительными системами общего назначения, обеспечивающими непрерывный круглосуточный режим эксплуатации. Они могут включать один или несколько процессоров, каждый из которых, в свою очередь, может оснащаться векторными сопроцессорами (ускорителями операций с суперкомпьютерной производительностью). В нашем сознании мейнфреймы все еще ассоциируются с большими по габаритам машинами, требующими специально оборудованных помещений с системами водяного охлаждения и кондиционирования. Однако это не совсем так. Прогресс в области элементно-конструкторской базы позволил существенно сократить габариты основных устройств. Наряду со сверхмощными мейнфреймами, требующими организации двухконтурной водяной системы охлаждения, имеются менее мощные модели, для охлаждения которых достаточно принудительной воздушной вентиляции, и модели, построенные по блочно-модульному принципу и не требующие специальных помещений и кондиционеров. Основными поставщиками мейнфреймов являются известные компьютерные компании IBM, Amdahl, ICL, Siemens Nixdorf и некоторые другие, но ведущая роль принадлежит безусловно компании IBM. Именно архитектура системы IBM/360, выпущенной в 1964 году, и ее последующие поколения стали образцом для подражания. В нашей стране в течение многих лет выпускались машины ряда ЕС ЭВМ, являвшиеся отечественным аналогом этой системы.
В архитектурном плане мейнфреймы представляют собой многопроцессорные системы, содержащие один или несколько центральных и периферийных процессоров с общей памятью, связанных между собой высокоскоростными магистралями передачи данных. При этом основная вычислительная нагрузка ложится на центральные процессоры, а периферийные процессоры (в терминологии IBM - селекторные, блок-мультиплексные, мультиплексные каналы и процессоры телеобработки) обеспечивают работу с широкой номенклатурой периферийных устройств.
Первоначально мейнфреймы ориентировались на централизованную модель вычислений, работали под управлением патентованных операционных систем и имели ограниченные возможности для объединения в единую систему оборудования различных фирм-поставщиков. Однако повышенный интерес потребителей к открытым системам, построенным на базе международных стандартов и позволяющим достаточно эффективно использовать все преимущества такого подхода, заставил поставщиков мейнфреймов существенно расширить возможности своих операционных систем в направлении совместимости. В настоящее время они демонстрирует свою "открытость", обеспечивая соответствие со спецификациями POSIX 1003.3, возможность использования протоколов межсоединений OSI и TCP/IP или предоставляя возможность работы на своих компьютерах под управлением операционной системы UNIX собственной разработки.
Стремительный рост производительности персональных компьютеров, рабочих станций и серверов создал тенденцию перехода с мейнфреймов на компьютеры менее дорогих классов: миникомпьютеры и многопроцессорные серверы. Эта тенденция получила название "разукрупнение" (downsizing). Однако этот процесс в самое последнее время несколько замедлился. Основной причиной возрождения интереса к мейнфреймам эксперты считают сложность перехода к распределенной архитектуре клиент-сервер, которая оказалась выше, чем предполагалось. Кроме того, многие пользователи считают, что распределенная среда не обладает достаточной надежностью для наиболее ответственных приложений, которой обладают мейнфреймы.
Очевидно выбор центральной машины (сервера) для построения информационной системы предприятия возможен только после глубокого анализа проблем, условий и требований конкретного заказчика и долгосрочного прогнозирования развития этой системы.
Главным недостатком мейнфреймов в настоящее время остается относительно низкое соотношение производительность/стоимость. Однако фирмами-поставщиками мейнфреймов предпринимаются значительные усилия по улучшению этого показателя.
Следует также помнить, что в мире существует огромная инсталлированная база мейнфреймов, на которой работают десятки тысяч прикладных программных систем. Отказаться от годами наработанного программного обеспечения просто не разумно. Поэтому в настоящее время ожидается рост продаж мейнфреймов по крайней мере до конца этого столетия. Эти системы, с одной стороны, позволят модернизировать существующие системы, обеспечив сокращение эксплуатационных расходов, с другой стороны, создадут новую базу для наиболее ответственных приложений.

Мейнфреймы

Мейнфреймы

MetaQuotes Manager - рабочее место менеджера

Литература для трейдеров в электронном виде бесплатно

Литература для трейдеров в электронном виде бесплатно Литература для трейдеров в электронном виде Книги по трейдингу для скачивания через Интернет Книга, с которой следует начать изучать теорию волн Эллиотта Книга Б.Вильямса "Торговый Хаос" - Экспертные методики максимизации прибыли ИНТЕРНЕТ-МАГАЗИН ALPBOOK - литература для професссиональных финансистов.

Международные информационные агентства и их программные продукты В настоящее время на Российском рынке представлены и наиболее широко используются четыре международных информационных системы. В первую очередь это — информационная организация Рейтер, получившее широкое распространение благодаря качественной информационной базе и наличию дилинговой системы,
позволяющей в режиме реального времени проводить сделки на товарных и финансовых рынках.
Менее распространены, но представлены в России информационные системы Доу-Джонс Телерейт, Блумберг и Тенфор. Отчасти это объясняется их более поздним выходом на Российский рынок.
Информационная система Рейтер (Reuters).
Информационное агентство Рейтер основано в середине прошлого века. Его основная задача — поставка пользователям информации из различных областей жизни: экономики, политики, финансов и т.д. Деятельность фирмы Рейтер обширна и многообразна, и сама по себе является материалом для нескольких изданий. Для российских трейдеров и дилеров особенно интересны электронная информационная система и технический анализ Reuter. Отдельный вопрос — система Reuters Dealing 2000, позволяющая проводить торговлю на Forex и других рынках с помощью компьютерной сети.
Существует несколько типов абонирования информации от Рейтер.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Metastock - современная, наиболее популярная среди любителей

MetaQuotes Manager - рабочее место менеджера

MetaQuotes Manager - рабочее место менеджера/брокера. Модуль предназначен для открытия/закрытия/редактирования/блокирования счетов клиентов, получения отчетов о работе клиентов и всей системы в целом, обработки брокером ордеров клиентов, поступивших на MetaQuotes Server.
MetaQuotes - клиентская часть комплекса.
Клиентская часть MetaQuotes предназначена для проведения технического анализа в реальном режиме времени и совершения сделок при торговле на рынке Forex. В состав программы входят следующие основные компоненты: собственно технический анализ (чарты), котировки, новости, торговый терминал и интегрированный веб-броузер. MetaQuotes можно использовать как в самом дилинговом зале, так и удаленно, работая через Интернет.
Для ознакомления с программой клиент может открыть тренировочный счет. В тестовом режиме клиент сможет получать всю необходимую информацию (котировки,
новости) для совершения сделок на рынке. Клиентская программа состоит из нескольких основных компонентов.
Market Watch - окно котировок, показывает текущий уровень цен торгуемых инструментов и позволяет быстро производить операции с выбранным инструментом.
Navigator - позволяет получить быстрый доступ к различным возможностям программы: списку инструментов, списку доступных индикаторов, списку доступных советников/экспертных систем, списку пользователей, находящихся в чате.
Навигатор отражает также список Web-сайтов с финансовыми новостями.
Trade Terminal - торговый терминал, позволяет совершать торговые операции и контролировать открытые позиции в реальном режиме времени.
В настоящее время систему MetaQuotes используют три брокера: Inforex Consulting Corp. (г.Москва), Inforex Ltd. (г.Алматы), Альпари - (г.Казань). При подключении клиента к системе MetaQuotes ежемесячная плата не взимается, но есть ряд ограничений. Например, Inforex Consulting Corp. устанавливает минимальный депозит в 1000 долларов и плату за перенос позиции (overnight), за один контракт - $ 12.4. При этом компания не взимает комиссионных.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Метод возврата

Метод возврата

Более хорошая и не на много более сложная схема состоит в том, чтобы прогнозировать условный переход как невыполняемый. При этом аппаратура должна просто продолжать выполнение программы, как если бы условный переход вовсе не выполнялся. В этом случае необходимо позаботиться о том, чтобы не изменить состояние машины до тех пор, пока направление перехода не станет окончательно известным. В некоторых машинах эта схема с невыполняемыми по прогнозу условными переходами реализована путем продолжения выборки команд, как если бы условный переход был обычной командой. Поведение конвейера выглядит так, как будто ничего необычного не происходит. Однако, если условный переход на самом деле выполняется, то необходимо просто очистить конвейер от команд, выбранных вслед за командой условного перехода и заново повторить выборку команд (Рисунок 5.14).

Metastock - современная, наиболее популярная среди любителей

Metastock - современная, наиболее популярная среди любителей и профессионалов на сегодняшний день программа, предназначенная для графического анализа биржевых графиков. Производитель – компания Equis Популярность Metastock обусловлена рядом факторов:
Доступность программы, правда пиратской версии -- лицензионная уж больно дорога (более 1000 долларов);
Простота установки;
Доступность документации по Metastock на русском языке;
Доступность баз данных по российским акциям. В данном случае популярность программы работает сама на себя - брокерские компании, исходя из того, что подавляющее большинство их клиентов пользуется Metastock, предоставляют историю по бумагам именно в формате Metastock и оказывают техническую поддержку программы. Кроме того, все электронные торговые системы имеют встроенный экспорт в первую очередь в Metastock.
При помощи MetaStock можно разработать собственные сигналы к покупке и продаже и протестировать инвестиционные стратегии с целью проверки их на работоспособность, прежде чем вкладывать настоящие деньги.
MetaStock предоставляет в пользование инвестора продвинутые инструменты графопостроения и анализа. Интерфейс программы интуитивен и удобен в обращении, поэтому с самого начала работы с ним не возникает затруднений. Не нужно постоянно перебирать меню в поисках необходимой команды, никакого нагромождения иконок. Все что Вам необходимо, это разобраться в двух простых операциях -- буксировка объекта и вызов контекстного меню (Click and Pick и Drag and Drop).
Функция Click and Pick (Вызов контекстного меню).
Нажатие правой кнопкой мыши на выбранном объекте раскрывает контекстное меню со всеми командами, доступными для данного объекта. Это значительно ускоряет рабочий процесс.
Функция Drag and Drop (Буксировка объекта).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Невыполняемый условный переход	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+1		IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+2			IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+3				IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+4					IF	ID	EX	MEM	WB

Выполняемый условный переход	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+1		IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+2			stall	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+3				stall	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+4					stall	IF	ID	EX	MEM

Метод выжидания

Метод выжидания

Простейшая схема обработки команд условного перехода заключается в замораживании или подавлении операций в конвейере, путем блокировки выполнения любой команды, следующей за командой условного перехода, до тех пор, пока не станет известным направление перехода.

Методика планирования компилятора для устранения конфликтов по данным

Методика планирования компилятора для устранения конфликтов по данным

Многие типы приостановок конвейера могут происходить достаточно часто. Например, для оператора А = B + С компилятор скорее всего сгенерирует следующую последовательность команд (Рисунок 5.10):

LW R1,В	IF	ID	EX	MEM	WB
LW R2,С		IF	ID	EX	MEM	WB
ADD R3,R1,R2			IF	ID	stall	EX	MEM	WB
SW A,R3				IF	stall	ID	EX	MEM	WB

Методы адресации и типы данных

Методы адресации

Методы адресации

В машинах к регистрами общего назначения метод (или режим) адресации объектов, с которыми манипулирует команда, может задавать константу, регистр или ячейку памяти. Для обращения к ячейке памяти процессор прежде всего должен вычислить действительный или эффективный адрес памяти, который определяется заданным в команде методом адресации.
На Рисунок 4.1 представлены все основные методы адресации операндов, которые реализованы в компьютерах, рассмотренных в настоящем обзоре. Адресация непосредственных данных и литеральных констант обычно рассматривается как один из методов адресации памяти (хотя значения данных, к которым в этом случае производятся обращения, являются частью самой команды и обрабатываются в общем потоке команд). Адресация регистров, как правило, рассматривается отдельно. В данном разделе методы адресации, связанные со счетчиком команд (адресация относительно счетчика команд) рассматриваются отдельно. Этот вид адресации используется главным образом для определения программных адресов в командах передачи управления.
На рисунке на примере команды сложения (Add) приведены наиболее употребительные названия методов адресации, хотя при описании архитектуры в документации разные производители используют разные названия для этих методов. На этом рисунке знак "(" используется для обозначения оператора присваивания, а буква М обозначает память (Memory). Таким образом, M[R1] обозначает содержимое ячейки памяти, адрес которой определяется содержимым регистра R1.
Использование сложных методов адресации позволяет существенно сократить количество команд в программе, но при этом значительно увеличивается сложность аппаратуры. Возникает вопрос, а как часто эти методы адресации используются в реальных программах? На Рисунок 4.2 представлены результаты измерений частоты использования различных методов адресации на примере трех популярных программ (компилятора с языка Си GCC, текстового редактора TeX и САПР Spice), выполненных на компьютере VAX.

Метод адресации	Пример команды	Смысл команды метода	Использование
Регистровая	Add R4,R3	R4(R4+R5	Требуемое значение в регистре
Непосредственная или литеральная	Add R4,#3	R4(R4+3	Для задания констант
Базовая со смещением	Add R4,100(R1)	R4(R4+M[100+R1]	Для обращения к локальным переменным
Косвенная регистровая	Add R4,(R1)	R4(R4+M[R1]	Для обращения по указателю или вычисленному адресу
Индексная	Add R3,(R1+R2)	R3(R3+M[R1+R2]	Иногда полезна при работе с массивами: R1 - база, R3 - индекс
Прямая или абсолютная	Add R1,(1000)	R1(R1+M[1000]	Иногда полезна для обращения к статическим данным
Косвенная	Add R1,@(R3)	R1(R1+M[M[R3]]	Если R3-адрес указателя p, то выбирается значение по этому указателю
Автоинкрементная	Add R1,(R2)+	R1(R1+M[R2] R2(R2+d	Полезна для прохода в цикле по массиву с шагом: R2 - начало массива В каждом цикле R2 получает приращение d
Автодекрементная	Add R1,(R2)-	R2(R2-d R1(R1+M[R2]	Аналогична предыдущей Обе могут использоваться для реализации стека
Базовая индексная со смещением и масштабированием	Add R1,100(R2)[R3]	R1( R1+M[100]+R2+R3*d	Для индексации массивов

Методы адресации

Рисунок 4.1. Методы адресации

MFLOPS

MFLOPS

Измерение производительности компьютеров при решении научно-технических задач, в которых существенно используется арифметика с плавающей точкой, всегда вызывало особый интерес. Именно для таких вычислений впервые встал вопрос об измерении производительности, а по достигнутым показателям часто делались выводы об общем уровне разработок компьютеров. Обычно для научно-технических задач производительность процессора оценивается в MFLOPS (миллионах чисел-результатов вычислений с плавающей точкой в секунду, или миллионах элементарных арифметических операций над числами с плавающей точкой, выполненных в секунду).
Как единица измерения, MFLOPS, предназначена для оценки производительности только операций с плавающей точкой, и поэтому не применима вне этой ограниченной области. Например, программы компиляторов имеют рейтинг MFLOPS близкий к нулю вне зависимости от того, насколько быстра машина, поскольку компиляторы редко используют арифметику с плавающей точкой.
Ясно, что рейтинг MFLOPS зависит от машины и от программы. Этот термин менее безобидный, чем MIPS. Он базируется на количестве выполняемых операций, а не на количестве выполняемых команд. По мнению многих программистов, одна и та же программа, работающая на различных компьютерах, будет выполнять различное количество команд, но одно и то же количество операций с плавающей точкой. Именно поэтому рейтинг MFLOPS предназначался для справедливого сравнения различных машин между собой.
Однако и с MFLOPS не все обстоит так безоблачно. Прежде всего, это связано с тем, что наборы операций с плавающей точкой не совместимы на различных компьютерах. Например, в суперкомпьютерах фирмы Cray Research отсутствует команда деления (имеется, правда, операция вычисления обратной величины числа с плавающей точкой, а операция деления может быть реализована с помощью умножения делимого на обратную величину делителя). В то же время многие современные микропроцессоры имеют команды деления, вычисления квадратного корня, синуса и косинуса.
Другая, осознаваемая всеми, проблема заключается в том, что рейтинг MFLOPS меняется не только на смеси целочисленных операций и операций с плавающей точкой, но и на смеси быстрых и медленных операций с плавающей точкой. Например, программа со 100% операций сложения будет иметь более высокий рейтинг, чем программа со 100% операций деления.
Решение обеих проблем заключается в том, чтобы взять "каноническое" или "нормализованное" число операций с плавающей точкой из исходного текста программы и затем поделить его на время выполнения. На Рисунок 3.1 показано, каким образом авторы тестового пакета "Ливерморские циклы", о котором речь пойдет ниже, вычисляют для программы количество нормализованных операций с плавающей точкой в соответствии с операциями, действительно находящимися в ее исходном тексте. Таким образом, рейтинг реальных MFLOPS отличается от рейтинга нормализованных MFLOPS, который часто приводится в литературе по суперкомпьютерам.

Реальные операции с ПТ	Нормализованные операции с ПТ
Сложение, вычитание, сравнение, умножение	1
Деление, квадратный корень	4
Экспонента, синус, ...	8

Microsoft Excel

MicroSPARCII

MicroSPARC-II

Эффективная с точки зрения стоимости конструкция не может полагаться только на увеличение тактовой частоты. Экономические соображения заставляют принимать решения, основой которых является массовая технология. Системы microSPARC обеспечивают высокую производительность при умеренной тактовой частоте путем оптимизации среднего количества команд, выполняемых за один такт. Это ставит вопросы эффективного управления конвейером и иерархией памяти. Среднее время обращения к памяти должно сокращаться, либо должно возрастать среднее количество команд, выдаваемых для выполнения в каждом такте, увеличивая производительность на основе компромиссов в конструкции процессора.

Миникомпьютеры

Миникомпьютеры

стали прародителями и другого направления развития современных систем - 32-разрядных машин. Создание RISC-процессоров и микросхем памяти емкостью более 1 Мбит привело к окончательному оформлению настольных систем высокой производительности, которые сегодня известны как рабочие станции. Первоначальная ориентация рабочих станций на профессиональных пользователей (в отличие от ПК, которые в начале ориентировались на самого широкого потребителя непрофессионала) привела к тому, что рабочие станции - это хорошо сбалансированные системы, в которых высокое быстродействие сочетается с большим объемом оперативной и внешней памяти, высокопроизводительными внутренними магистралями, высококачественной и быстродействующей графической подсистемой и разнообразными устройствами ввода/вывода. Это свойство выгодно отличает рабочие станции среднего и высокого класса от ПК и сегодня. Даже наиболее мощные IBM PC совместимые ПК не в состоянии удовлетворить возрастающие потребности систем обработки из-за наличия в их архитектуре ряда "узких мест". Тем не менее быстрый рост производительности ПК на базе новейших микропроцессоров Intel в сочетании с резким снижением цен на эти изделия и развитием технологии локальных шин (VESA и PCI), позволяющей устранить многие "узкие места" в архитектуре ПК, делают современные персональные компьютеры весьма привлекательной альтернативой рабочим станциям. В свою очередь производители рабочих станций создали изделия так называемого "начального уровня", которые по стоимостным характеристикам близки к высокопроизводительным ПК, но все еще сохраняют лидерство по производительности и возможностям наращивания. Насколько успешно удаться ПК на базе процессоров 486 и Pentium бороться против рабочих станций UNIX, покажет будущее, но уже в настоящее время появилось понятие "персональной рабочей станции", которое объединяет оба направления.
Современный рынок "персональных рабочих станций" не просто определить. По сути он представляет собой совокупность архитектурных платформ персональных компьютеров и рабочих станций, которые появились в настоящее время, поскольку поставщики компьютерного оборудования уделяют все большее внимание рынку продуктов для коммерции и бизнеса. Этот рынок традиционно считался вотчиной миникомпьютеров и мейнфреймов, которые поддерживали работу настольных терминалов с ограниченным интеллектом. В прошлом персональные компьютеры не были достаточно мощными и не располагали достаточными функциональными возможностями, чтобы служить адекватной заменой подключенных к главной машине терминалов. С другой стороны, рабочие станции на платформе UNIX были очень сильны в научном, техническом и инженерном секторах и были почти также неудобны, как и ПК для того чтобы выполнять серьезные офисные приложения. С тех пор ситуация изменилась коренным образом. Персональные компьютеры в настоящее время имеют достаточную производительность, а рабочие станции на базе UNIX имеют программное обеспечение, способное выполнять большинство функций, которые стали ассоциироваться с понятием "персональной рабочей станции". Вероятно оба этих направления могут серьезно рассматриваться в качестве сетевого ресурса для систем масштаба предприятия. В результате этих изменений практически ушли со сцены старомодные миникомпьютеры с их патентованной архитектурой и использованием присоединяемых к главной машине терминалов. По мере продолжения процесса разукрупнения (downsizing) и увеличения производительности платформы Intel наиболее мощные ПК (но все же чаще открытые системы на базе UNIX) стали использоваться в качестве серверов, постепенно заменяя миникомпьютеры.
Среди других факторов, способствующих этому процессу, следует выделить:

Применение ПК стало более разнообразным. Помимо обычных для этого класса систем текстовых процессоров, даже средний пользователь ПК может теперь работать сразу с несколькими прикладными пакетами, включая электронные таблицы, базы данных и высококачественную графику.

Адаптация графических пользовательских интерфейсов существенно увеличила требования пользователей ПК к соотношению производительность/стоимость. И хотя оболочка MS Windows может работать на моделях ПК 386SX с 2 Мбайтами оперативной памяти, реальные пользователи хотели бы использовать все преимущества подобных систем, включая возможность комбинирования и эффективного использования различных пакетов.

Широкое распространение систем мультимедиа прямо зависит от возможности использования высокопроизводительных ПК и рабочих станций с адеквантными аудио- и графическими средствами, и объемами оперативной и внешней памяти.

Слишком высокая стоимость мейнфреймов и даже систем среднего класса помогла сместить многие разработки в область распределенных систем и систем клиент-сервер, которые многим представляются вполне оправданной по экономическим соображениям альтернативой. Эти системы прямо базируются на высоконадежных и мощных рабочих станциях и серверах.

В начале представлялось, что необходимость сосредоточения высокой мощности на каждом рабочем месте приведет к переходу многих потребителей ПК на UNIX-станции. Это определялось частично тем, что RISC-процессоры, использовавшиеся в рабочих станциях на базе UNIX, были намного более производительными по сравнению с CISC-процессорами, применявшимися в ПК, а частично мощностью системы UNIX по сравнению с MS-DOS и даже OS/2.
Производители рабочих станций быстро отреагировали на потребность в низкостоимостных моделях для рынка коммерческих приложений. Потребность в высокой мощности на рабочем столе, объединенная с желанием поставщиков UNIX-систем продавать как можно больше своих изделий, привела такие компании как Sun Microsystems и Hewlett Packard на рынок рабочих станций для коммерческих приложений. И хотя значительная часть систем этих фирм все еще ориентирована на технические приложения, наблюдается беспрецедентный рост продаж продукции этих компаний для работы с коммерческими приложениями, требующими все большей и большей мощности для реализации сложных, сетевых прикладных систем, включая системы мультимедиа.
Это привело к временному отступлению производителей ПК на базе микропроцессоров Intel. Острая конкуренция со стороны производителей UNIX-систем и потребности в повышении производительности огромной уже инсталлированной базы ПК, заставили компанию Intel форсировать разработку высокопроизводительных процессоров семейства 486 и Pentium. Процессоры 486 и Pentium, при разработке которого были использованы многие подходы, применявшиеся ранее только в RISC-процессорах, а также использование других технологических усовершенствований, таких как архитектура локальной шины, позволили снабдить ПК достаточной мощностью, чтобы составить конкуренцию рабочим станциям во многих направлениях рынка коммерческих приложений. Правда для многих других приложений, в частности, в области сложного графического моделирования, ПК все еще сильно отстают.

MIPS

MIPS

Одной из альтернативных единиц измерения производительности процессора (по отношению к времени выполнения) является MIPS - (миллион команд в секунду). Имеется несколько различных вариантов интерпретации определения MIPS.
В общем случае MIPS есть скорость операций в единицу времени, т.е. для любой данной программы MIPS есть просто отношение количества команд в программе к времени ее выполнения. Таким образом, производительность может быть определена как обратная к времени выполнения величина, причем более быстрые машины при этом будут иметь более высокий рейтинг MIPS.
Положительными сторонами MIPS является то, что эту характеристику легко понять, особенно покупателю, и что более быстрая машина характеризуется большим числом MIPS, что соответствует нашим интуитивным представлениям. Однако использование MIPS в качестве метрики для сравнения наталкивается на три проблемы. Во-первых, MIPS зависит от набора команд процессора, что затрудняет сравнение по MIPS компьютеров, имеющих разные системы команд. Во-вторых, MIPS даже на одном и том же компьютере меняется от программы к программе. В-третьих, MIPS может меняться по отношению к производительности в противоположенную сторону.
Классическим примером для последнего случая является рейтинг MIPS для машины, в состав которой входит сопроцессор плавающей точки. Поскольку в общем случае на каждую команду с плавающей точкой требуется большее количество тактов синхронизации, чем на целочисленную команду, то программы, используя сопроцессор плавающей точки вместо соответствующих подпрограмм из состава программного обеспечения, выполняются за меньшее время, но имеют меньший рейтинг MIPS. При отсутствии сопроцессора операции над числами с плавающей точкой реализуются с помощью подпрограмм, использующих более простые команды целочисленной арифметики и, как следствие, такие машины имеют более высокий рейтинг MIPS, но выполняют настолько большее количество команд, что общее время выполнения значительно увеличивается. Подобные аномалии наблюдаются и при использовании оптимизирующих компиляторов, когда в результате оптимизации сокращается количество выполняемых в программе команд, рейтинг MIPS уменьшается, а производительность увеличивается.
Другое определение MIPS связано с очень популярным когда-то компьютером VAX 11/780 компании DEC. Именно этот компьютер был принят в качестве эталона для сравнения производительности различных машин. Считалось, что производительность VAX 11/780 равна 1MIPS (одному миллиону команд в секунду).
В то время широкое распространение получил синтетический тест Dhrystone, который позволял оценивать эффективность процессоров и компиляторов с языка C для программ нечисловой обработки. Он представлял собой тестовую смесь, 53% которой составляли операторы присваивания, 32% - операторы управления и 15% - вызовы функций. Это был очень короткий тест: общее число команд равнялось 100. Скорость выполнения программы из этих 100 команд измерялась в Dhrystone в секунду. Быстродействие VAX 11/780 на этом синтетическом тесте составляло 1757Dhrystone в секунду. Таким образом 1MIPS равен 1757 Dhrystone в секунду.
Следует отметить, что в настоящее время тест Dhrystone практически не применяется. Малый объем позволяет разместить все команды теста в кэш-памяти первого уровня современного микропроцессора и он не позволяет даже оценить эффект наличия кэш-памяти второго уровня, хотя может хорошо отражать эффект увеличения тактовой частоты.
Третье определение MIPS связано с IBM RS/6000 MIPS. Дело в том, что ряд производителей и пользователей (последователей фирмы IBM) предпочитают сравнивать производительность своих компьютеров с производительностью современных компьютеров IBM, а не со старой машиной компании DEC. Соотношение между VAX MIPS и RS/6000 MIPS никогда широко не публиковались, но 1 RS/6000 MIPS примерно равен 1.6 VAX 11/780 MIPS.

Многопроцессорные системы с локальной памятью и многомашинные системы

Многопроцессорные системы с локальной памятью и многомашинные системы

Существуют два различных способа построения крупномасштабных систем с распределенной памятью. Простейший способ заключается в том, чтобы исключить аппаратные механизмы, обеспечивающие когерентность кэш-памяти, и сосредоточить внимание на создании масштабируемой системы памяти. Несколько компаний разработали такого типа машины. Наиболее известным примером такой системы является компьютер T3D компании Cray Research. В этих машинах память распределяется между узлами (процессорными элементами) и все узлы соединяются между собой посредством того или иного типа сети. Доступ к памяти может быть локальным или удаленным. Специальные контроллеры, размещаемые в узлах сети, могут на основе анализа адреса обращения принять решение о том, находятся ли требуемые данные в локальной памяти данного узла, или размещаются в памяти удаленного узла. В последнем случае контроллеру удаленной памяти посылается сообщение для обращения к требуемым данным.
Чтобы обойти проблемы когерентности, разделяемые (общие) данные не кэшируются. Конечно, с помощью программного обеспечения можно реализовать некоторую схему кэширования разделяемых данных путем их копирования из общего адресного пространства в локальную память конкретного узла. В этом случае когерентностью памяти также будет управлять программное обеспечение. Преимуществом такого подхода является практически минимальная необходимая поддержка со стороны аппаратуры, хотя наличие, например, таких возможностей как блочное (групповое) копирование данных было бы весьма полезным. Недостатком такой организации является то, что механизмы программной поддержки когерентности подобного рода кэш-памяти компилятором весьма ограничены. Существующая в настоящее время методика в основном подходит для программ с хорошо структурированным параллелизмом на уровне программного цикла.
Машины с архитектурой, подобной Cray T3D, называют процессорами (машинами) с массовым параллелизмом (MPP Massively Parallel Processor). К машинам с массовым параллелизмом предъявляются взаимно исключающие требования. Чем больше объем устройства, тем большее число процессоров можно расположить в нем, тем длиннее каналы передачи управления и данных, а значит и меньше тактовая частота. Происшедшее возрастание нормы массивности для больших машин до 512 и даже 64К процессоров обусловлено не ростом размеров машины, а повышением степени интеграции схем, позволившей за последние годы резко повысить плотность размещения элементов в устройствах. Топология сети обмена между процессорами в такого рода системах может быть различной. На Рисунок 10.5 приведены характеристики сети обмена для некоторых коммерческих MPP.
Для построения крупномасштабных систем альтернативой рассмотренному в предыдущем разделе протоколу наблюдения может служить протокол на основе справочника, который отслеживает состояние кэшей. Такой подход предполагает, что логически единый справочник хранит состояние каждого блока памяти, который может кэшироваться. В справочнике обычно содержится информация о том, в каких кэшах имеются копии данного блока, модифицировался ли данный блок и т.д. В существующих реализациях этого направления справочник размещается рядом с памятью. Имеются также протоколы, в которых часть информации размещается в кэш-памяти. Положительной стороной хранения всей информации в едином справочнике является простота протокола, связанная с тем, что вся необходимая информация сосредоточена в одном месте. Недостатком такого рода справочников является его размер, который пропорционален общему объему памяти, а не размеру кэш-памяти. Это не составляет проблемы для машин, состоящих, например, из нескольких сотен процессоров, поскольку связанные с реализацией такого справочника накладные расходы можно преодолеть. Но для машин большего размера необходима методика, позволяющая эффективно масштабировать структуру справочника.

Microsoft Excel

Здесь наибольший интерес представляет возможность экспорта информации в электронные таблицы Microsoft Excel. В этом случае таблицы оказываются динамически связанными с окнами Telerate Charting, т.е изменяются в режиме реального времени. Telerate Charting чрезвычайно удобен для восприятия информационного потока Dow Jones Telerate. Терминалы именно этого продукта установлены у большинства российских пользователей.
Telerate Workstation Telerate Workstation в настоящее время наиболее совершенен. С точки зрения пользователя, непосредственно работающего за терминалом, возможности всех его версий практически совпадают. Кроме того, абоненты некоторых версий имеют возможность принимать на свои рабочие станции информацию агентства Рейтер и обрабатывать его с помощью тех де средств, что и информацию от Dow Jones Telerate.
Продукт Telerate Workstation выгодно отличается от всех остальных информационных продуктов прежде всего чрезвычайно удобным, истинно дружественным пользовательским интерфейсом. По сравнению со своим непосредственным предшественником — Telerate Charting — существенно упрощен доступ к большинству сервисных функций.
Очень важна возможность преобразования информации, представляемой на страницах, в форму данных, организованных в записи. Такое преобразование позволяет пользователю строить графики изменения валютных котировок конкретного банка.
Арсенал методов технического анализа, доступных пользователю Telerate Workstation, относительно небогат в сравнении с Teletrac и Teletrac Charting.
Пользователь имеет возможность построить линии тренда, несколько скользящих средних (разных типов и периодов), а также ряд наиболее распространенных осцилляторов (RSI, Stochastics, MACD). Однако непременно следует отметить, что 90% пользователей никогда другими техническими индикаторами и не пользуются.
Именно поэтому для подавляющего большинства трейдеров арсенал технических средств, содержащихся в базовой версии Telerate Workstation, оказывается вполне достаточным. Аналитикам-профессионалам Dow Jones Telerate предлагает новый специализированный продукт для технического анализа Teletrac Tradestation.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Фирма	Название	Коли-чество узлов	Базовая тополо-гия	Разряд-ность связи (бит)	Частота синхро-низации (Мгц)	Пиковая полоса пропус-кания связи (Мбайт/с)	Общая полоса пропус-кания (Мбайт/с)	Год выпуска
Thinking Machines	CM-2	1024-4096	12-мер-ный куб	1	7	1	1024	1987
nCube	nCube/ten	1-1024	10-мер-ный куб	1	10	1.2	640	1987
Intel	iPSC/2	16-128	7-мерный куб	1	16	2	345	1988
Maspar	MP-1216	32-512	2-мерная сеть+сту-пенчатая Omega	1	25	3	1300	1989
Intel	Delta	540	2-мерная сеть	16	40	40	640	1991
Thinking Machines	CM-5	32-2048	многосту-пенчатое толстое дерево	4	40	20	10240	1991
Meiko	CS-2	2-1024	многосту-пенчатое толстое дерево	8	70	50	50000	1992
Intel	Paragon	4-1024	2-мерная сеть	16	100	200	6400	1992
Cray Research	T3D	16-1024	3-мерный тор	16	150	300	19200	1993

Многопроцессорные системы с общей памятью

Многопроцессорные системы с общей памятью

Требования, предъявляемые современными процессорами к полосе пропускания памяти можно существенно сократить путем применения больших многоуровневых кэшей. Тогда, если эти требования снижаются, то несколько процессоров смогут разделять доступ к одной и той же памяти. Начиная с 1980 года эта идея, подкрепленная широким распространением микропроцессоров, стимулировала многих разработчиков на создание небольших мультипроцессоров, в которых несколько процессоров разделяют одну физическую память, соединенную с ними с помощью разделяемой шины. Из-за малого размера процессоров и заметного сокращения требуемой полосы пропускания шины, достигнутого за счет возможности реализации достаточно большой кэш-памяти, такие машины стали исключительно эффективными по стоимости. В первых разработках подобного рода машин удавалось разместить весь процессор и кэш на одной плате, которая затем вставлялась в заднюю панель, с помощью которой реализовывалась шинная архитектура. Современные конструкции позволяют разместить до четырех процессоров на одной плате. На Рисунок 10.1 показана схема именно такой машины.
В такой машине кэши могут содержать как разделяемые, так и частные данные. Частные данные - это данные, которые используются одним процессором, в то время как разделяемые данные используются многими процессорами, по существу обеспечивая обмен между ними. Когда кэшируется элемент частных данных, их значение переносится в кэш для сокращения среднего времени доступа, а также требуемой полосы пропускания. Поскольку никакой другой процессор не использует эти данные, этот процесс идентичен процессу для однопроцессорной машины с кэш-памятью. Если кэшируются разделяемые данные, то разделяемое значение реплицируется и может содержаться в нескольких кэшах. Кроме сокращения задержки доступа и требуемой полосы пропускания такая репликация данных способствует также общему сокращению количества обменов. Однако кэширование разделяемых данных вызывает новую проблему: когерентность кэш-памяти.

Многопроцессорные системы

Классификация систем параллельной обработки данных

Многопроцессорные системы с общей памятью

Многопроцессорные системы с локальной памятью и многомашинные системы

Модели связи и архитектуры памяти

Модели связи и архитектуры памяти

Как уже было отмечено, любая крупномасштабная многопроцессорная система должна использовать множество устройств памяти, которые физически распределяются вместе с процессорами. Имеется две альтернативных организации адресации этих устройств памяти и связанных с этим два альтернативных метода для передачи данных между процессорами. Физически отдельные устройства памяти могут адресоваться как логически единое адресное пространство, что означает, что любой процессор может выполнять обращения к любым ячейкам памяти, предполагая, что он имеет соответствующие права доступа. Такие машины называются машинами с распределенной разделяемой (общей) памятью (DSM - distributed shared memory), масштабируемые архитектуры с разделяемой памятью, а иногда NUMA's - Non-Uniform Memory Access, поскольку время доступа зависит от расположения ячейки в памяти.
В альтернативном случае, адресное пространство состоит из отдельных адресных пространств, которые логически не связаны и доступ к которым не может быть осуществлен аппаратно другим процессором. В таком примере каждый модуль процессор-память представляет собой отдельный компьютер, поэтому такие системы называются многомашинными (multicomputers).
С каждой из этих организаций адресного пространства связан свой механизм обмена. Для машины с единым адресным пространством это адресное пространство может быть использовано для обмена данными посредством операций загрузки и записи. Поэтому эти машины и получили название машин с разделяемой (общей) памятью. Для машин с множеством адресных пространств обмен данными должен использовать другой механизм: передачу сообщений между процессорами; поэтому эти машины часто называют машинами с передачей сообщений.
Каждый из этих механизмов обмена имеет свои преимущества. Для обмена в общей памяти это включает:

Совместимость с хорошо понятными используемыми как в однопроцессорных, так и маломасштабных многопроцессорных системах, механизмами, которые используют для обмена общую память.

Простота программирования, когда модели обмена между процессорами сложные или динамически меняются во время выполнения. Подобные преимущества упрощают конструирование компилятора.

Более низкая задержка обмена и лучшее использование полосы пропускания при обмене малыми порциями данных.

Возможность использования аппаратно управляемого кэширования для снижения частоты удаленного обмена, допускающая кэширование всех данных как разделяемых, так и неразделяемых.

Основные преимущества обмена с помощью передачи сообщений являются:

Аппаратура может быть более простой, особенно по сравнению с моделью разделяемой памяти, которая поддерживает масштабируемую когерентность кэш-памяти.

Модели обмена понятны, принуждают программистов (или компиляторы) уделять внимание обмену, который обычно имеет высокую, связанную с ним стоимость.

Конечно, требуемая модель обмена может быть надстроена над аппаратной моделью, которая использует любой из этих механизмов. Поддержка передачи сообщений над разделяемой памятью, естественно, намного проще, если предположить, что машины имеют адекватные полосы пропускания. Основные трудности возникают при работе с сообщениями, которые могут быть неправильно выровнены и сообщениями произвольной длины в системе памяти, которая обычно ориентирована на передачу выровненных блоков данных, организованных как блоки кэш-памяти. Эти трудности можно преодолеть либо с небольшими потерями производительности программным способом, либо существенно без потерь при использовании небольшой аппаратной поддержки.
Построение механизмов реализации разделяемой памяти над механизмом передачи сообщений намного сложнее. Без предполагаемой поддержки со стороны аппаратуры все обращения к разделяемой памяти потребуют привлечения операционной системы как для обеспечения преобразования адресов и защиты памяти, так и для преобразования обращений к памяти в посылку и прием сообщений. Поскольку операции загрузки и записи обычно работают с небольшим объемом данных, то большие накладные расходы по поддержанию такого обмена делают невозможной чисто программную реализацию.
При оценке любого механизма обмена критичными являются три характеристики производительности:

Полоса пропускания: в идеале полоса пропускания механизма обмена будет ограничена полосами пропускания процессора, памяти и системы межсоединений, а не какими-либо аспектами механизма обмена. Связанные с механизмом обмена накладные расходы (например, длина межпроцессорной связи) прямо воздействуют на полосу пропускания.

Задержка: в идеале задержка должна быть настолько мала, насколько это возможно. Для ее определения критичны накладные расходы аппаратуры и программного обеспечения, связанные с инициированием и завершением обмена.

Упрятывание задержки: насколько хорошо механизм скрывает задержку путем перекрытия обмена с вычислениями или с другими обменами.

Каждый из этих параметров производительности воздействует на характеристики обмена. В частности, задержка и полоса пропускания могут меняться в зависимости от размера элемента данных. В общем случае, механизм, который одинаково хорошо работает как с небольшими, так и с большими объемами данных будет более гибким и эффективным.
Таким образом, отличия разных машин с распределенной памятью определяются моделью памяти и механизмом обмена. Исторически машины с распределенной памятью первоначально были построены с использованием механизма передачи сообщений, поскольку это было очевидно проще и многие разработчики и исследователи не верили, что единое адресное пространство можно построить и в машинах с распределенной памятью. С недавнего времени модели обмена с общей памятью действительно начали поддерживаться практически в каждой разработанной машине (характерным примером могут служить системы с симметричной мультипроцессорной обработкой). Хотя машины с централизованной общей памятью, построенные на базе общей шины все еще доминируют в терминах размера компьютерного рынка, долговременные технические тенденции направлены на использование преимуществ распределенной памяти даже в машинах умеренного размера. Как мы увидим, возможно наиболее важным вопросом, который встает при создании машин с распределенной памятью, является вопрос о кэшировании и когерентности кэш-памяти.

Можно через правую кнопку мыши отформатировать окна

Можно загрузить полностью историю котировок

Можно через правую кнопку мыши отформатировать окна
Можно организовать окна, чтобы они полностью заняли рабочее место:

Можно через правую кнопку мыши отформатировать окна:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Мониторы обработки транзакций

Мониторы обработки транзакций

Иногда для управления переключением на резерв используются мониторы транзакций, гарантирующие отсутствие потерь данных. При этом для незавершенных транзакций может быть произведен откат назад и базы данных возвращаются к известному согласованному состоянию. Для системы UNIX наиболее известными мониторами транзакций являются Tuxedo компании USL, Encina компании Transarc, CICS/6000 компании IBM и Top End компании NCR.

MOVING AVERAGE (ДВИЖУЩИЕСЯ СРЕДНИЕ)

Можно загрузить полностью историю котировок
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 41

Теперь для возможности видеть графики для большего периода, можно загрузить полностью историю котировок с диска, желательно за период не менее 2 лет. Этот процесс достаточно долгий и трудоемкий, наберитесь терпения:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Мультипроцессорная когерентность кэшпамяти

Мультипроцессорная когерентность кэш-памяти

Проблема, о которой идет речь, возникает из-за того, что значение элемента данных в памяти, хранящееся в двух разных процессорах, доступно этим процессорам только через их индивидуальные кэши. На Рисунок 10.3 показан простой пример, иллюстрирующий эту проблему.
Проблема когерентности памяти для мультипроцессоров и устройств ввода/вывода имеет много аспектов. Обычно в малых мультипроцессорах используется аппаратный механизм, называемый протоколом, позволяющий решить эту проблему. Такие протоколы называются протоколами когерентности кэш-памяти. Существуют два класса таких протоколов:

Протоколы на основе справочника (directory based). Информация о состоянии блока физической памяти содержится только в одном месте, называемом справочником (физически справочник может быть распределен по узлам системы). Этот подход будет рассмотрен в разд. 10.3.

Протоколы наблюдения (snooping). Каждый кэш, который содержит копию данных некоторого блока физической памяти, имеет также соответствующую копию служебной информации о его состоянии. Централизованная система записей отсутствует. Обычно кэши расположены на общей (разделяемой) шине и контроллеры всех кэшей наблюдают за шиной (просматривают ее) для определения того, не содержат ли они копию соответствующего блока.

Мы можем привести свой собственный рейтинг

MOVING AVERAGE (ДВИЖУЩИЕСЯ СРЕДНИЕ)
Один из старейших, простых, очень эффективных и поэтому наиболее часто используемых показателей. Является средним арифметическим цен закрытия фиксированного числа предыдущих периодов времени, включая текущий период:
МА = (Сn + Cn-1 + ...... + C1)/N,
где С - цены закрытия предыдущих периодов,
N - количество рассматриваемых периодов,
Рассматривают, например, МА1 = 9 и МА2 = 14, где 9 дней и 14 дней -
временные периоды.
Если 9 дневный МА пересекает 14 дневный МА снизу вверх - это сигнал bullish.
МА позволяет легко определить направление тренда (если текущая цена выше -
настроение рынка бычье, если ниже - медвежье).
При добавлении очередного данного последовательность которая берется для вычисления среднего сдвигается на одну позицию вправо, поэтому среднее как бы движется вслед за ценами. Обычно используют две линии средних для разных периодов - более быструю и более медленную, но можно использовать и более двух.
Пока палочки графика четко расположены выше или ниже линий средних, сила тренда подтверждается. Касание или пересечение ценами линий средних сигнализирует о возможном развороте тренда, особенно когда и цена закрытия пересекает средние. Нахождение цен между средними говорит о неопределенности движения. Пересечение ценами быстрой линии может свидетельствовать о кратковременном развороте, тогда как пересечение ценами все более медленных линий - о долговременном и сильном развороте.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Набор кристаллов процессора hyperSPARC

Рисунок 8.3. Набор кристаллов процессора hyperSPARC

Кэш-память второго уровня в процессоре hyperSPARC строится на базе RT625 CMTU, который представляет собой комбинированный кристалл, включающий контроллер кэш-памяти и устройство управления памятью, которое поддерживает разделяемую внешнюю память и симметричную многопроцессорную обработку. Контроллер кэш-памяти поддерживает кэш емкостью 256 Кбайт, состоящий из четырех RT627 CDU. Кэш-память имеет прямое отображение и 4К тегов. Теги в кэш-памяти содержат физические адреса, поэтому логические схемы для соблюдения когерентности кэш-памяти в многопроцессорной системе, имеющиеся в RT625, могут быстро определить попадания или промахи при просмотре со стороны внешней шины без приостановки обращений к кэш-памяти со стороны центрального процессора. Поддерживается как режим сквозной записи, так и режим обратного копирования.
Устройство управления памятью содержит в своем составе полностью ассоциативную кэш-память преобразования виртуальных адресов в физические (TLB), состоящую из 64 строк, которая поддерживает 4096 контекстов. RT625 содержит буфер чтения емкостью 32 байта, используемый для загрузки, и буфер записи емкостью 64 байта, используемый для разгрузки кэш-памяти второго уровня. Размер строки кэш-памяти составляет 32 байта. Кроме того, в RT625 имеются логические схемы синхронизации, которые обеспечивают интерфейс между внутренней шиной процессора и SPARC MBus при выполнении асинхронных операций.
RT627 представляет собой статическую память 16К ( 32, специально разработанную для удовлетворения требований hyperSPARC. Она организована как четырехканальная статическая память в виде четырех массивов с логикой побайтной записи и входными и выходными регистрами-защелками. RT627 для ЦП является кэш-памятью с нулевым состоянием ожидания без потерь (т.е. приостановок) на конвейеризацию для всех операций загрузки и записи, которые попадают в кэш-память. RT627 был разработан специально для процессора hyperSPARC, таким образом для соединения с RT620 и RT625 не нужны никакие дополнительные схемы.
Набор кристаллов позволяет использовать преимущества тесной связи процессора с кэш-памятью. Конструкция RT620 допускает потерю одного такта в случае промаха в кэш-памяти первого уровня. Для доступа к кэш-памяти второго уровня в RT620 отведена специальная ступень конвейера. Если происходит промах в кэш-памяти первого уровня, а в кэш-памяти второго уровня имеет место попадание, то центральный процессор не останавливается.

Начало работы

Мы можем привести свой собственный рейтинг

Мы можем привести свой собственный рейтинг зарубежных брокерских компаний, но решать, с кем работать, Вам придется самостоятельно. И помните одно из основных правил для начинающего трейдера: не кормите брокера комиссионными !

Мы можем привести свой собственный рейтинг

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Надежность и отказоустойчивость

Надежность и отказоустойчивость

Важнейшей характеристикой вычислительных систем является надежность. Повышение надежности основано на принципе предотвращения неисправностей путем снижения интенсивности отказов и сбоев за счет применения электронных схем и компонентов с высокой и сверхвысокой степенью интеграции, снижения уровня помех, облегченных режимов работы схем, обеспечение тепловых режимов их работы, а также за счет совершенствования методов сборки аппаратуры.

Находим котировки

Начало работы

Работа с программой OMEGA TRADE STATION
Начало работы
Прежде чем Вы начнете работать с программой Omega Research ее нужно запустить.
Одновременно автоматически загружается Global Server. В дальнейшем необходимо,
что бы Global Server был постоянно включен.
После запуска Omega Research на экране отобразится окно программы, содержащее все необходимые средства для работы .

Строка заголовка строка меню панель инструментов

Прокрутка Загруженные Полоса Рабочая Файлов файлы прокрутки область

Экран Omega Research содержит следующие основные компоненты

Начало работы

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НАИБОЛЕЕ ПОПУЛЯРНЫЕ КНИГИ - ЛИДЕРЫ ПРОДАЖ

Находим котировки

Находим котировки там, где мы их сохранили:

Выделяем:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НАИБОЛЕЕ ПОПУЛЯРНЫЕ КНИГИ - ЛИДЕРЫ ПРОДАЖ 2

НАИБОЛЕЕ ПОПУЛЯРНЫЕ КНИГИ - ЛИДЕРЫ ПРОДАЖ

Элдер А. Как играть и выигрывать на бирже. 2-е изд. Диаграмма. 2001 г. 352с 490.00
руб Автор этого международного бестселлера, д - р Александр Элдер, -
профессиональный биржевик и эксперт по техническому анализу. Он учит, что успешная биржевая игра зависит от трех факторов: психологии, методов и контроля над риском.В первой части этой книги д - р Элдер показывает, что ключи к победе - в вашей психологии. Он учит, как стать дисциплинированным игроком и избежать эмоциональных ловушек на бирже. Затем объясняет, как найти выгодные сделки,
пользуясь графиками, компьютерными индикаторами и другими инструментами анализа биржи. Вы увидите, как скомбинировать различные методы анализа в эффективную систему биржевой игры. И наконец, вам станет ясно, как управлять деньгами на своем биржевом счете. Правила для ограничения риска важны для биржевика, какзапас воздуха для аквалангиста. раскрыв эту книгу, вы сделали первый шаг к познанию новых методов игры на валютных, фондовых, фьючерских и других рынках. Вам предстоит узнать `Как играть и выигрывать на бирже`.
Технический анализ от А до Я. С.Акелис. + CD (FOREX). Диаграмма. 1999 г. 754.00
руб Внутридневная торговля на рынке Форекс. Жваколюк Ю.В. Питер. 2001 г. 192 с. 54.00
руб Технический анализ фьючерсных рынков: теория и практика. Дж.Мэрфи. 2000 г.
1160.00 руб Японские свечи: графический анализ финансовых рынков. С. Нисон. 1998. 324с 1160.00 руб Внутридневной трейдинг: секреты мастерства. Ван К. Тарп. 2002 г. 399 с. 490.00

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Найдем символы валют

НАИБОЛЕЕ ПОПУЛЯРНЫЕ КНИГИ - ЛИДЕРЫ ПРОДАЖ 2

Технический анализ фьючерсных рынков: теория и практика. Дж.Мэрфи. 2000 г.
1160.00 руб.
Технический анализ. Полный курс. Дж.Швагер. Альпина. 2001 г. 768 с. 938.00 руб.
Практический Интернет-трейдинг. И.Закарян. Акмос-Медиа ЗАО. 2001 г. 396 с. 490.00
Энциклопедия торговых стратегий. Кац Дж. Альпина. 2002 г. 400 с. 749.00
Долгосрочные секреты краткосрочной торговли. Вильямс Л. 2001 г. 312 с. 945.00
Мастерство анализа волн Эллиота. Нили Глен. ИК Аналитика. 2002г. 348 с.
Билл Вильямс "Торговый Хаос"
Эта книга для любого трейдера - от новичка до опытного профессионала - она обучает практическому применению теории Хаоса. Методика включает в себя пять уровней сложности: от формирования общего представления о концепции Хаоса(уровень первый - Неопытный новичок) до полного освоения графического анализа, фракталов, волн Эллиота и нелинейной динамики рынков (уровень пятый -
Эксперт). "Торговый Хаос" исследует глубины человеческого поведения, специфично проявляющееся на финансовых рынках, о чем в других источниках даже не упоминается, включая: - Подробное исследование основной структуры рынка -
Воздействие индивидуальных наборов убеждений на нашу манеру торговли -
Определение "настроений рынка" - Синхронизации с рынком: "как захотеть того, чего желает рынок" Многочисленные графики, торговые модели, аналитические таблицы и обзорные вопросы, закрепляют ключевые концепции, облегчают восприятие материала и обеспечивают полное его понимание СКАЧАТЬ БЕСПЛАТНО МОЖНО ЗДЕСЬ и ЗДЕСЬ и ЗДЕСЬ Билл Вильямс "Новые Измерения в Биржевой Торговле"
Рыночная среда резко изменяеться, все больше трейдеров обнаруживает, что традиционные методы прогнозирования - технический и фундаментальный анализ -
не работают. Давая противоречивые прогнозы относительно будущего направления движения рынка, противостоящие друг другу школы фундаментального и технического анализа ставят инвесторов в тупик и не позволяют им адаптировать

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Налоговая база по операциям с финансовыми инструментами

Найдем символы валют

Найдем символы валют:

В окне Add Symbols:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Налоговая ставка устанавливается в размере 35 процентов

Налоговая база по операциям с финансовыми инструментами
5. Налоговая база по операциям с финансовыми инструментами срочных сделок (за исключением операций, предусмотренных пунктом 6 настоящей статьи)
определяется как разница между положительными и отрицательными результатами,
полученными от переоценки обязательств и прав требований по заключенным сделкам и исполнения финансовых инструментов срочных сделок, с учетом оплаты услуг биржевых посредников и биржи по открытию позиций и ведению счета физического лица. Налоговая база по операциям с финансовыми инструментами срочных сделок увеличивается на сумму премий, полученных по сделкам с опционами, и уменьшается на сумму премий, уплаченных по указанным сделкам.

6. По операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, заключаемых в целях снижения рисков изменения цены ценной бумаги, доходы от операций с финансовыми инструментами срочных сделок (включая полученные премии по сделкам с опционами) увеличивают, а убытки уменьшают налоговую базу по операциям с базисным активом.
Порядок отнесения сделок с финансовыми инструментами срочных сделок к сделкам, заключаемым в целях снижения рисков изменения цены базисного актива,
определяется федеральными органами исполнительной власти, уполномоченными на то Правительством Российской Федерации.
7. Налоговая база по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, осуществляемым доверительным управляющим,
определяется в порядке, установленном пунктами 4-6 настоящей статьи, с учетом требований настоящего пункта.
В расходы налогоплательщика включаются также суммы, уплаченные учредителем доверительного управления (выгодоприобретателем) доверительному управляющему в виде вознаграждения и компенсации произведенных им расходов по осуществленным операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок.
При определении налоговой базы по доходам по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), для выгодоприобретателя, не являющегося учредителем доверительного управления, указанный доход определяется с учетомu1091 условий договора доверительного управления.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Наши «за бугром»

Налоговая ставка устанавливается в размере 35 процентов

Налоговая ставка устанавливается в размере 35 процентов в отношении следующих доходов:
с выигрышей, выплачиваемых организаторами лотерей, тотализаторов и других основанных на риске игр (в том числе с использованием игровыхu1072 автоматов);
o стоимости любых выигрышей и призов, получаемых в проводимых конкурсах, играх и других мероприятиях в целях рекламы товаров, работ и услуг, в части превышения размеров, указанных в пункте 28 статьи 217 настоящего Кодекса;
o страховых выплат по договорам добровольного страхования в части превышения размеров, указанных в пункте 2 статьи 213 настоящего Кодекса;
o процентных доходов по вкладам в банках в части превышения суммы,
рассчитанной исходя из трех четвертых действующей ставки рефинансирования Центрального банка Российской Федерации, в течение периода, за который начислены проценты, по рублевым вкладам и 9 процентов годовых по вкладам в иностранной валюте;
o суммы экономии на процентах при получении налогоплательщиками заемных средств в части превышения размеров, указанных в пункте 2 статьи 212 настоящего Кодекса.
3. Налоговая ставка устанавливается в размере 30 процентов в отношении следующих доходов:
o дивидендов;
o доходов, получаемых физическими лицами, не являющимися налоговыми резидентами Российской Федерации.
Примечание: старая редакция статьи. Цветом выделены положения, утратившие силу с 3.07.2001г., изменяющие налоговый статус налогоплательщиков.
Статья 226. Особенности исчисления налога налоговыми агентами. Порядок и сроки уплаты налога налоговыми агентами 1. Российские организации, индивидуальные предприниматели и постоянные представительства иностранных организаций в Российской Федерации, от которых или в результате отношений с которыми налогоплательщик получил доходы,
указанные в пункте 2 настоящей статьи, обязаны исчислить, удержать у налогоплательщика и уплатить сумму налога, исчисленную в соответствии со статьей 224 настоящего Кодекса с учетом особенностей, предусмотренных настоящей статьей. Налог с доходов адвокатов исчисляется, удерживается и уплачивается коллегиями адвокатов (их учреждениями).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройка панели инструментов

Наши «за бугром»

Наши "за бугром"
За рубежом тоже немало мошенников, и часто – наших соотечественников,
обосновавшихся там и делающих бизнес на "обдирании" тех, кто остался на Родине, благо, что Интернет-трейдинг позволяет это делать.
Значительное число брокерских компаний за рубежом, если они ориентируются на инвестиции из России, имеют русскоговорящий персонал, и предоставляют сервис на русском языке. Это еще не означает, что такие компании состоят из наших соотечтественников-жуликов. Например, одна из лучших на рынке брокерских компаний из Дании – SAXOBANK – имеет русских жен-сотрудниц основателей компании, и предоставляет возможность общения на русском языке.
Есть же компании, основанные русскими-эмигрантами. Само по себе это еще ничего не значит, "за бугор" уехало немало наших талантливых и предприимчивых соотечественников, ведущих часто очень серьезный бизнес.
Но все же, нужно быть предельно внимательными и осторожными, если зарубежная компания "говорит по-русски".

Наши «за бугром»

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройка Run Setup Wizard

Настройка панели инструментов

Настройка панели инструментов

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройка шкалы

Настройка Run Setup Wizard
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 53
C. Настройка Run Setup Wizard Настройкe Run Setup Wizard вы должны были сделать во время первого запуска OMEGA Trade Station, Если вы этого не сделали, еще не поздно.
Из GlobalServer войдите в настройку Tools 􀃄 Run Setup Wizard

Чтобы уже загруженные данные не пропали, нужно нажать «Да» в следующем окне:

Настройка Run Setup Wizard

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройка символа для получения графика в PRO SUIT

Настройка шкалы

Настройка шкалы:

Настройка «Properties»:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройка Symbol List

Настройка символа для получения графика в PRO SUIT
E. Настройка символа для получения графика в PRO SUIT 2000I:
Прежде всего, нужно открыть окно (Open Workspace) на рабочем столе OMEGA RECEARCH TRADE STATION. Это может быть новоe окно (New Workspace) или окно из папки My Work.

В окне «Create Chart Window» выберите валюту, по которой будет строиться график:

Настройка символа для получения графика в PRO SUIT

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройки History to save

Настройка Symbol List
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 7

А. Настройка Symbol List При первом запуске ОМЕГИ вам нужно выбрать следующую опцию:

Выбираем TradeStation Sample Workspace.
Если вы открыли Омегу без открытия рабочего места (Workspace), то увидите пустую панель Омеги с всего несколькими командами, которых недостаточно для дальнейшей настройки.
Для того, чтобы получить доступ ко всем командам в панели управления, прежде всего, откройте хотя бы одно рабочее место Workspace:
File 􀃄 Open Workspace 􀃄 TradeStation Sample Workspace

Настройка Symbol List

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройки символов валют (Edit Symbol)

Настройки History to save
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 45
Настройки History to save могут выглядеть по-разному, в зависимости от типа загружаемых данных и типа выбранного показателя – валюта, индекс или биржевые котировки, например, так:

Настройки History to save

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройки в Exchange Trade Time

Настройки символов валют (Edit Symbol)
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 43
B. Настройки символов валют (Edit Symbol) в GlobalServer Symbol Portfolio В результате загрузки истории у вас в GlobalServer Symbol Portfolio должны появиться символы всех валют и кроссы, доступные для загрузки из http://www.forextrader.ru/news.html или http://www.forexite.com.
Вы в любой момент можете их дополнить по своему выбору вручную, или в результате загрузки исторических данных, отражающих иные валюты или индексы.
Настройки символов валют можно производить как по отдельности для каждой валюты, так и для всех одновременно. Если вы уже загрузили историю валют, то основные настройки у вас автоматически уже загрузились. Вам нужно просто еще раз все проверить и знать, как это делается.
Для того, чтобы начать настройку, нужно выделить строку в GlobalServer Symbol Portfolio:

Настройки символов валют (Edit Symbol)

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройте History to Save

Настройки в Exchange Trade Time
Не имеет значения, в каком времени будут настроены сессии, главное – правильно.
Настройки в Exchange Trade Time выглядят следующим образом:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Настройте символ

Настройте History to Save

Настройте History to Save в зависимости от того, какие данные вы будете подгружать в GlobalServer:

Для облегчения настройки (если для всех валют у вас будет одинаковая настройка), вы можете выделить все валюты сразу:

Настройте History to Save

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

На этом настройка программы завершена

Настройте символ
Настройте символ:

Настройка стиля графика:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

На основании полученных данных

На этом настройка программы завершена

На этом настройка программы завершена. Если вам требуется загрузка индексов, вы можете добавить их в список активных символов программы через окно «Добавление символов в портфель»:

Для того, чтобы отразить их в OMEGA PRO SUIT, вы должны использовать те же символы, что и в Forexite Quote Room, например:

На этом настройка программы завершена

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

На стандартном экране всего две панели инструментов

На основании полученных данных

На основании полученных данных компания подготовит все необходимые документы. По указанному номеру телефона с клиентом свяжется диспетчер для уточнения, куда следует доставить подготовленные договоры. До прибытия курьера нужно перевести в безналичном порядке на счет компании "ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент" денежные средства в размере $40, так как для начала реальной работы на ММВБ необходима дискета со специальным электронным ключом, - именно она и стоит 40 долларов. Все документы и ключевую дискету,
необходимую для начала работы с системой Z-TRADE, курьер доставит по указанному адресу. Клиенту остается только поставить на них свою подпись.
Описанная выше процедура относится к клиентам, проживающим в Москве. В другие регионы документы клиенту отправляются заказным письмом, а от клиента к компании - службой DHL. Поэтому клиенту на счет компании нужно будет перевести 90 долларов, а не 40.
Pro Finance Service, Inc (www.pro-fin.com)
Компания PFS является американской компанией, предоставляющей российским инвесторам возможность иметь доступ к рынку FOREX в режиме реального времени через Интернет. Головной офис PFS находится в Нью-Йорке.
Компания оказывает услуги как частным, так и корпоративным инвесторам в США и во всём мире. Основное направление деятельности - брокерское обслуживание на мировых финансовых рынках.
В рамках информационно-торговой системы все необходимые транзакции для трейдинга на FOREX совершаются через Web-сайт компании. Естественно вся информация передается в защищенном режиме, который предусмотрен современными браузерами. Для входа в систему торгов клиенту нужно ввести свой логин и пароль. После чего он может совершать все необходимые операции простым заполнением web-форм. Соответственно, в системе можно наблюдать за котировками, отдавать приказы на открытие позиции, просматривать свой баланс и отчет по совершенным сделкам. Также торговая система позволяет импортировать текущие котировки в программы технического анализа в режиме on-line.
При работе в системе предоставляется кредитное плечо, 100-кратно превышающее размер текущего лимита. Максимальный спрэд составляет 5 пунктов.
Никаких удержаний, за исключением стандартных банковских комиссий, не взимается.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ

На стандартном экране всего две панели инструментов
На стандартном экране всего две панели инструментов. Настройка панелей инструментов предоставляет следующие возможности:
1. Отображение на экране пиктографических меню .

2. Добавление отдельных пиктограмм .
3. Создание пользовательского пиктографического меню .
4. Отображать или убирать с экрана панели .

Все операции по форматированию пиктографических меню выполняются в окне Customize :

View =>Toolbars=>Customize

Для того, чтобы отобразить на экране горизонтальную панель необходимо установить флажок Chart. Для отображения вертикальной панели (панель Drawing) надо установить флажок Drawing. При отсутсвии флажка соответствующая панель не будет отображаться на экране .
При переходе на вкладку Commands на экран выдается полный список пиктограмм,
разбитый на категории .

На стандартном экране всего две панели инструментов

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ 2

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ :

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ 3

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ 2

НЕКОТОРЫЕ РЕЖИМЫ

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НЕ ПЛАТИТЬ НЕЛЬЗЯ... А ПЛАТИТЬ?

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ 3

Проблемы и FAQ Наиболее популярный форум в российском Интернете, который почти полностью посвящен проблемам настройки и использования программ технического анализа, в частности, OMEGA TRADE STATION –
http://www.gelium.net/
Здесь Вы можете найти большинство ответов на все возникающие вопросы. На нашем сайте также есть подобный раздел:
http://www.forextrader.ru/TRAKTIR/faq.html

НЕКОТОРЫЕ ПИКТОГРАММЫ 3

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

НЕ ПЛАТИТЬ НЕЛЬЗЯ... А ПЛАТИТЬ? (2)

НЕ ПЛАТИТЬ НЕЛЬЗЯ... А ПЛАТИТЬ?

Во-первых, положения закона о совершении валютных банковских операций,
во-вторых - положения закона о предпринимательской деятельности, ибо прежде чем инвестировать в зарубежные финансовые инструменты, как минимум, нужно зарегистрироваться в качестве ИЧП или ПБЮЛ;

и в-третьих, гражданин нарушает ИНСТРУКЦИЮ ЦБ от 29 августа 2001 г. N 100-И,
которая вроде бы разрешает нам открывать счета в иностранных банках, но - стоит почитать этот замечательный документ повнимательней - в то же время вроде как бы и нет...
Поскольку ст. 2.2. ИНСТРУКЦИИ гласит: Счета открываются резидентами для целей,
не связанных с осуществлением предпринимательской деятельности.
Т.е. забудь дорогу всяк сюда входящий.
Ибо что, как не открытие счета в иностранном банке означает открытие счета трейдером в зарубежной брокерской компании?
И что, как не предпринимательская деятельность - деятельность по зарабатыванию денег на по-прежнему чуждом нам иноземном фондовом и валютном рынке?
И что, как не нарушение Закона "О валютном регулировании и валютном контроле"
является невинный перевод кровных денежек забугорному брокеру?
Продолжать? Еще не передумали зарабатывать на FOREX? Спешу успокоить особо нервных: как всегда, строгость законов в России компенсируется их поголовным неисполнением.
Продолжаю. Допустим, на все эти невинные (с какой заинтересованностью на это посмотреть...) нарушения Закона никого не взволновали, и трейдера, пришедшего в налоговую инспекцию, встретили, как родного. Что его ждет там?
Увы, увы... По закону он должен представить детальные выписки со своего счета,
заверенные иностранным банком (т.е. никак не копии истории операций трейдера,
распечатанные из Интернета). Как метко отметил наш Президент, имея ввиду,
правда, совсем иное: "Замучаетесь пыль глотать", собирая документы, чтобы с вас получили причитающиеся налоги. И назад дороги уже нет.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Обеспечение соблюдения положений

НЕ ПЛАТИТЬ НЕЛЬЗЯ... А ПЛАТИТЬ? (2)
Таких, как вы, в налоговых немного. Вас будут знать в лицо.

Причем, очень вероятно, не только в налоговой инспекции. Конфиценциальнейшие базы данных, свободно продающиеся на CD на многочисленных рынках и по объявлениям, содержат сведения, которые никак не предназначались для коммерческой продажи. Как вы думаете, сведения о налогоплательщиках - хороший товар для реализации заинтересованным криминальным структурам? A вы слышали,
что кто-нибудь в нашей стране понес ответственность за утечку информации?
И наконец, самое интересное. Допустим, вы проявили настойчивость (а куда вам теперь деваться, делать-то все равно уже нечего, кроме как собирать документы) и принесли в налоговую выписку со счета, щаверенную иностранным банком. Теперь налоговики начинают считать. Учитывая уровень подготовки рядовых налоговых инспекторов, не удивляйтесь, что слова "кредитное плечо" и "маржа" вызовут у него желание тут же вызвать ОМОН. Но и в лучшем случае вас может ожидать очень неприяный результат, вовсе не тот, на который Вы рассчитывали:
- Вам запросто могут посчитать все суммы валюты, которые Вы КУПИЛИ на FOREX (а затем, естественно, ПРОДАЛИ), как суммы БАНКОВСКИХ КРЕДИТОВ, каковыми они, собственно, и являются. Поскольку законодательства о FOREX у нас нет, то следуя букве закона, вы получили ВЫГОДУ, пользуясь беспроцентным КРЕДИТОМ. А поскольку суммы, проходящие через счет активного трейдера, запросто могут достигать десятков и сотен миллионов долларов в суммарном выражении, то ваша мнимая выгода от пользования этими кредитами в сравнении со ставками ЦБ, может достигать сумм, совершенно несопоставимых с реально полученными вами прибылями. И это вовсе не дурная шутка, чтобы вас попугать, а реальные факты, с которыми столкнулись первые добросовестные налогоплательщики, пожелавшие соблюсти закон. И убеждать налоговую в том, что она неправа, Вам придется в суде,
с привлечениемu1074 всех возможных экспертов...
- Вам легко могут посчитать в налогооблагаемую базу ВСЮ ПРИБЫЛЬ, полученную от операция на FOREX, а убытки - оставить "за бортом". И это тоже не пустая болтовня. Мой собственный печальный опыт общения говорит именно об этом. Хотя,
что говорить о своем опыте, почитайте ст. 214 Главы 23 НK - и попробуте найти там где-нибудь упоминание, что доход от операций с ценными бумагами определяется как разница между суммарно полученными доходами и убытками, полученными за тот же период... А про валютообменные операции на рынке FOREX - там вообще ни

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Обнаружение и устранение зависимостей компилятором и разворачивание циклов

Обнаружение и устранение зависимостей компилятором и разворачивание циклов

В этом разделе мы обсудим методы компиляции, которые позволяют увеличить степень параллелизма, который можно использовать при выполнении программы. Мы начнем с изучения методов обнаружения зависимостей и устранения зависимостей по именам.

Обнаружение и устранение зависимостей

Обнаружение и устранение зависимостей

Нахождение зависимостей по данным в программе является важной частью трех задач: (1) хорошее планирование программного кода, (2) определение циклов, которые могут содержать параллелизм, и (3) устранение зависимостей по именам. Сложность анализа зависимостей связана с наличием массивов (и указателей в языках, подобных языку Си). Поскольку обращения к скалярным переменным осуществляется явно по имени, они обычно могут анализироваться достаточно просто. При этом наличие указателей-алиасов и обращений к параметрам вызывает усложнения, поскольку они могут быть неизвестны в процессе анализа.
При анализе необходимо найти все зависимости и определить, имеется ли цикл в этих зависимостях, поскольку это то, что не позволяет нам выполнять цикл параллельно. Рассмотрим следующий пример:
for (i=1;i<=100;i=i+1) {
A[i] = B[i] + C[i];
D[i] = A[i] + E[i];
}
Поскольку в данном случае зависимость, связанная с А, не приводит к зависимости между итерациями цикла, можно развернуть цикл для выявления большей степени параллелизма. Мы не можем прямо поменять местами два обращения к А. Если цикл имеет зависимости между итерациями, которые не являются циклическими, можно сначала преобразовать цикл для устранения этих зависимостей, а затем развернуть цикл для выявления большей степени параллелизма. Во многих параллельных циклах степень параллелизма ограничена только количеством разворотов цикла, которое в свою очередь ограничивается только количеством итераций цикла. Конечно на практике, чтобы получить выигрыш от этой большей степени параллелизма, потребуется много функциональных устройств и огромное количество регистров. Отсутствие зависимости между итерациями цикла просто сообщает нам, что нам доступна большая степень параллелизма.
Фрагмент вышеприведенного кода иллюстрирует также другую возможность для улучшения машинного кода. Второе обращение к А не нужно транслировать в команду загрузки из памяти, поскольку мы знаем, что значение вычислено и записано предыдущим оператором. Поэтому второе обращение к А может выполняться с помощью обращения к регистру, в котором значение А было вычислено. Выполнение этой оптимизации требует знания того, что два обращения всегда относятся к одному и тому же адресу памяти, и что к той же самой ячейке между этими двумя обращениями другие обращения (по записи) отсутствуют. Обычно анализ зависимостей по данным дает информацию только о том, что одно обращение может зависеть от другого. Для определения того, что два обращения должны выполняться точно по одному и тому же адресу, требуется более сложный анализ. В вышеприведенном примере достаточно простейшей версии такого анализа, поскольку оба обращения находятся в одном и том же базовом блоке.
Часто зависимости между итерациями цикла появляются в форме рекуррентного отношения:
for (i=2;i<=100;i=i+1) {
Y[i] = Y[i-1] + Y[i];
}
Определение наличия рекуррентных отношений может оказаться важным по двум причинам. Некоторые архитектуры (особенно векторные машины) имеют специальную поддержку для выполнения рекуррентных отношений и некоторые рекуррентные отношения могут быть источником значительной степени параллелизма. Например, рассмотрим цикл:
for (i=6;i<=100;i=i+1) {
Y[i] = Y[i-5] + Y[i];
}
На итерации j цикл обращается к элементу j-5. Говорят, что цикл имеет зависимость с расстоянием 5. Предыдущий цикл имел зависимость с расстоянием 1. Чем больше расстояние, тем больше степень потенциального параллелизма, которую можно получить при помощи разворачивания цикла. Например, если мы разворачиваем первый цикл, имеющий зависимость с расстоянием 1, последовательные операторы зависят друг от друга; имеется некоторая степень параллелизма между отдельными командами, но не очень большая. Если мы разворачиваем цикл, который имеет зависимость с расстоянием 5, то имеется последовательность пяти команд, которые не имеют зависимостей, и тем самым обладают значительно большей степенью параллелизма уровня команд. Хотя многие циклы с зависимостями между итерациями имеют расстояние зависимостей 1, случаи с большими расстояниями в действительности возникают, и большее расстояние между зависимостями может обеспечивать достаточную степень параллелизма для поддержания машины занятой.
Как вообще компилятор обнаруживает зависимости? Почти все алгоритмы анализа зависимостей работают с предположением, что обращения к массивам являются аффинными. В простейшем случае индекс одномерного массива является аффинным, если он может быть записан в форме: a ( i + b, где a и b константы, а i - переменная индекса цикла. Индекс многомерного массива является аффинным, если индекс по каждой размерности является аффинным.
Таким образом, определение факта наличия зависимостей между двумя обращениями к одному и тому же массиву в цикле сводится к определению того, что две аффинные функции могут иметь одно и то же значение для различных индексов между границами цикла. Например, предположим, что мы выполнили запись в элемент массива со значением индекса a ( i + b, и выполняем загрузку из того же массива со значением индекса c ( i + d, где i - переменная индекса цикла for, которая меняется в пределах от m до n. Зависимость существует, если имеют место два условия:

Имеются индексы двух итераций, j и k, оба внутри пределов цикла for. А именно, m ( j, k ( n.

Цикл выполняет запись в элемент массива, индексируемого при помощи a ( j + b, и затем выбирает значение из того же самого элемента массива, когда он индексируется с помощью c ( k + d. А именно, a ( j + b = c ( k + d.

В общем случае во время компиляции мы не можем определить, имеет ли место зависимость. Например, значения a, b, c и d могут быть неизвестными (они могут быть значениями другого массива), а, следовательно, невозможно сказать, что зависимость существует. В других случаях проверка зависимостей может оказаться очень дорогой, но в принципе возможной во время компиляции. Например, обращения могут зависеть от индексов итераций множества вложенных циклов. Однако многие программы содержат в основном простые индексы, где a, b, c и d все являются константами. Для этих случаев возможно придумать недорогие тесты для обнаружения зависимостей.
Например, простым и достаточным тестом отсутствия зависимостей является наибольший общий делитель, или тест НОД. Он основан на том, что если существует зависимость между итерациями цикла, то НОД(c,a) должен делить (d-b). (Вспомним, что целое x делит другое целое y, если отсутствует остаток от деления y/x). Тест НОД является достаточным, чтобы гарантировать, что зависимости отсутствуют. Однако имеются случаи, когда тест НОД достигает цели, но в реальной программе зависимость отсутствует. Это может возникнуть, например, поскольку тест НОД не рассматривает границы цикла.
В общем случае задача определения действительного наличия зависимостей является NP-полной. Однако на практике многие частые случаи могут быть точно проанализированы при вполне умеренных затратах. (Тест является точным, если он точно определяет наличие зависимости. Хотя общий случай является NP-полным (т.е. точное решение возможно найти путем полного перебора всех вариантов), имеются точные тесты для ограниченного числа ситуаций, которые являются намного более дешевыми).
Кроме определения наличия зависимостей, компилятор старается также классифицировать тип зависимости. Это позволяет компилятору распознать зависимости по именам и устранить их путем переименования и копирования.
Например, следующий цикл имеет несколько типов зависимостей. Попробуем найти все истинные зависимости, зависимости по выходу и антизависимости и устранить зависимости по выходу и антизависимости с помощью переименования.
for (i=1;i<=100;i=i+1) {
Y[i] = X[i] / c; /*S1*/
X[i] = X[i] + c; /*S2*/
Z[i] = Y[i] + c; /*S3*/
Y[i] = c - Y[i]; /*S4*/
}
В этих четырех операторах имеются следующие зависимости:

Имеются истинные зависимости от S1 к S3 и от S1 к S4 из-за Y[i]. Отсутствует зависимость между итерациями цикла, что позволяет рассматривать цикл как параллельный. Эти зависимости приведут к ожиданию операторами S3 и S4 завершения оператора S1.

Имеется антизависимость от S1 к S2.

Имеется зависимость по выходу от S1 к S4.

Следующая версия цикла устраняет эти ложные (или псевдо-) зависимости.
for (i=1;i<=100;i=i+1) {
/* Y переименовывается в T для устранения
зависимости по выходу */
T[i] = X[i] / c;
/* X переименовывается в X1 для устранения
антизависимости */
X1[i] = X[i] + c;
Z[i] = T[i] + c;
Y[i] = c - T[i];
}
После цикла переменная X оказалась переименованной в X1. В коде программы, следующем за циклом, компилятор просто может заменить имя X на имя X1. В данном случае переименование не требует действительной операции копирования, а может быть выполнено с помощью заменяющего имени или соответствующего распределения регистров. Однако в других случаях переименование может потребовать копирования.
Анализ зависимостей является важнейшей технологией для улучшения использования параллелизма. На уровне команд она дает информацию, необходимую для изменения в процессе планирования порядка обращений к памяти, а также для определения полезности разворачивания цикла. Для обнаружения параллелизма уровня цикла анализ зависимостей является базовым инструментом. Эффективная компиляция программ для векторных машин, а также для мультипроцессоров существенно зависит от этого анализа. Кроме того, при планировании потока команд полезно определить, являются ли потенциально зависимыми обращения к памяти. Главный недостаток анализа зависимостей заключается в том, что он применим при ограниченном наборе обстоятельств, а именно к обращениям внутри одного гнезда циклов и использует аффинные функции индексов. Таким образом, имеется огромное многообразие ситуаций, при которых анализ зависимостей не может сообщить нам то, что мы хотели бы знать, а именно:

когда обращения к объектам выполняются с помощью указателей, а не индексов массива,

когда индексация массива осуществляется косвенно через другой массив, что имеет место при работе с разреженными массивами,

зависимость может существовать для некоторого значения входов, но отсутствовать в действительности при выполнении программы, поскольку входы никогда не принимают определенных значений,

когда оптимизация зависит не просто от знания возможности наличия зависимости, но требует точного определения того, от какой операции записи зависит чтение переменной.

Обобщение методов оптимизации кэшпамяти

Рисунок 7.3. Обобщение методов оптимизации кэш-памяти

Обработка многотактных операций и механизмы обходов в длинных конвейерах

Обработка многотактных операций и механизмы обходов в длинных конвейерах

В рассмотренном нами конвейере стадия выполнения команды (EX) составляла всего один такт, что вполне приемлемо для целочисленных операций. Однако для большинства операций плавающей точки было бы непрактично требовать, чтобы все они выполнялись за один или даже за два такта. Это привело бы к существенному увеличению такта синхронизации конвейера, либо к сверхмерному увеличению количества оборудования (объема логических схем) для реализации устройств плавающей точки. Проще всего представить, что команды плавающей точки используют тот же самый конвейер, что и целочисленные команды, но с двумя важными изменениями. Во-первых, такт EX может повторяться многократно столько раз, сколько необходимо для выполнения операции. Во-вторых, в процессоре может быть несколько функциональных устройств, реализующих операции плавающей точки. При этом могут возникать приостановки конвейера, если выданная для выполнения команда либо вызывает структурный конфликт по функциональному устройству, которое она использует, либо существует конфликт по данным.
Допустим, что в нашей реализации процессора имеются четыре отдельных функциональных устройства:

Основное целочисленное устройство.

Устройство умножения целочисленных операндов и операндов с плавающей точкой.

Устройство сложения с плавающей точкой.

Устройство деления целочисленных операндов и операндов с плавающей точкой.

Общие положения

Общие положения

Основная память представляет собой следующий уровень иерархии памяти. Основная память удовлетворяет запросы кэш-памяти и служит в качестве интерфейса ввода/вывода, поскольку является местом назначения для ввода и источником для вывода. Для оценки производительности основной памяти используются два основных параметра: задержка и полоса пропускания. Традиционно задержка основной памяти имеет отношение к кэш-памяти, а полоса пропускания или пропускная способность относится к вводу/выводу. В связи с ростом популярности кэш-памяти второго уровня и увеличением размеров блоков у такой кэш-памяти, полоса пропускания основной памяти становится важной также и для кэш-памяти.
Задержка памяти традиционно оценивается двумя параметрами: временем доступа (access time) и длительностью цикла памяти (cycle time). Время доступа представляет собой промежуток времени между выдачей запроса на чтение и моментом поступления запрошенного слова из памяти. Длительность цикла памяти определяется минимальным временем между двумя последовательными обращениями к памяти.
Основная память современных компьютеров реализуется на микросхемах статических и динамических ЗУПВ (Запоминающее Устройство с Произвольной Выборкой). Микросхемы статических ЗУВП (СЗУПВ) имеют меньшее время доступа и не требуют циклов регенерации. Микросхемы динамических ЗУПВ (ДЗУПВ) характеризуются большей емкостью и меньшей стоимостью, но требуют схем регенерации и имеют значительно большее время доступа.
В процессе развития ДЗУВП с ростом их емкости основным вопросом стоимости таких микросхем был вопрос о количестве адресных линий и стоимости соответствующего корпуса. В те годы было принято решение о необходимости мультиплексирования адресных линий, позволившее сократить наполовину количество контактов корпуса, необходимых для передачи адреса. Поэтому обращение к ДЗУВП обычно происходит в два этапа: первый этап начинается с выдачи сигнала RAS - row-access strobe (строб адреса строки), который фиксирует в микросхеме поступивший адрес строки, второй этап включает переключение адреса для указания адреса столбца и подачу сигнала CAS - column-access stobe (строб адреса столбца), который фиксирует этот адрес и разрешает работу выходных буферов микросхемы. Названия этих сигналов связаны с внутренней организацией микросхемы, которая как правило представляет собой прямоугольную матрицу, к элементам которой можно адресоваться с помощью указания адреса строки и адреса столбца.
Дополнительным требованием организации ДЗУВП является необходимость периодической регенерации ее состояния. При этом все биты в строке могут регенерироваться одновременно, например, путем чтения этой строки. Поэтому ко всем строкам всех микросхем ДЗУПВ основной памяти компьютера должны производиться периодические обращения в пределах определенного временного интервала порядка 8 миллисекунд.
Это требование кроме всего прочего означает, что система основной памяти компьютера оказывается иногда недоступной процессору, так как она вынуждена рассылать сигналы регенерации каждой микросхеме. Разработчики ДЗУПВ стараются поддерживать время, затрачиваемое на регенерацию, на уровне менее 5% общего времени. Обычно контроллеры памяти включают в свой состав аппаратуру для периодической регенерации ДЗУПВ.
В отличие от динамических, статические ЗУПВ не требуют регенерации и время доступа к ним совпадает с длительностью цикла. Для микросхем, использующих примерно одну и ту же технологию, емкость ДЗУВП по грубым оценкам в 4 - 8 раз превышает емкость СЗУПВ, но последние имеют в 8 - 16 раз меньшую длительность цикла и большую стоимость. По этим причинам в основной памяти практически любого компьютера, проданного после 1975 года, использовались полупроводниковые микросхемы ДЗУПВ (для построения кэш-памяти при этом применялись СЗУПВ). Естественно были и исключения, например, в оперативной памяти суперкомпьютеров компании Cray Research использовались микросхемы СЗУПВ.
Для обеспечения сбалансированности системы с ростом скорости процессоров должна линейно расти и емкость основной памяти. В последние годы емкость микросхем динамической памяти учетверялась каждые три года, увеличиваясь примерно на 60% в год. К сожалению скорость этих схем за этот же период росла гораздо меньшими темпами (примерно на 7% в год). В то же время производительность процессоров начиная с 1987 года практически увеличивалась на 50% в год. На Рисунок 7.4 представлены основные временные параметры различных поколений ДЗУПВ.

Обеспечение соблюдения положений

Статья 230. Обеспечение соблюдения положений настоящей главы 1. Налоговые агенты ведут учет доходов, полученных от них физическими лицами в налоговом периоде, по форме, которая установлена Министерством Российской Федерации по налогам и сборам.
2. Налоговые агенты представляют в налоговый орган по месту своего учета сведения о доходах физических лиц этого налогового периода и суммах начисленных и удержанных в этом налоговом периоде налогов ежегодно не позднее 1 апреля года,
следующего за истекшим налоговым периодом, по форме, утвержденной Министерством Российской Федерации по налогам и сборам.
Указанные сведения представляются на магнитных носителях или с использованием средств телекоммуникаций в порядке, определяемом Министерством Российской Федерации по налогам и сборам.
Налоговые органы направляют эти сведения налоговым органам по месту жительства физических лиц.
При этом не представляются сведения о выплаченных доходах индивидуальным предпринимателям за приобретенные у них товары, продукцию или выполненные работы (оказанные услуги) в том случае, если эти индивидуальные предприниматели предъявили налоговому агенту документы, подтверждающие их государственную регистрацию в качестве предпринимателей без образования юридического лица и постановку на учет в налоговых органах. При численности физических лиц,
получивших доходы в налоговом периоде, до 10 человек налоговые агенты могут представлять такие сведения на бумажных носителях.
Налоговые органы в исключительных случаях с учетом специфики деятельности либо особенностей места нахождения организаций могут предоставлять отдельным организациям право представлять сведения о доходах физических лиц на бумажных носителях.
Налоговые агенты выдают физическим лицам по их заявлениям справки о полученных физическими лицами доходах и удержанных суммах налога по форме,
утвержденной Министерством Российской Федерации по налогам и сборам Статья 231. Порядок взыскания и возврата налога Излишне удержанные налоговым агентом из дохода налогоплательщика суммы налога подлежат возврату налоговым агентом по представлении налогоплательщиком соответствующего заявления.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Год появления	Емкость кристалла	Длительность RAS	Длительность CAS	Время цикла	Оптими-зированный режим
		max	min
1980 1983 1986 1989 1992 1995?	64 Кбит 256 Кбит 1 Мбит 4 Мбит 16 Мбит 64 Мбит	180 нс 150 нс 120 нс 100 нс 80 нс 65 нс	150 нс 120 нс 100 нс 80 нс 60 нс 45 нс	75 нс 50 нс 25 нс 20 нс 15 нс 10 нс	250 нс 220 нс 190 нс 165 нс 120 нс 100 нс	150 нс 100 нс 50 нс 40 нс 30 нс 20 нс

Общие требования предъявляемые к современным компьютерам

Общие требования, предъявляемые к современным компьютерам

Отношение стоимость/производительность

Надежность и отказоустойчивость

Масштабируемость

Совместимость и мобильность программного обеспечения

Общие замечания

Общие замечания

Основу для сравнения различных типов компьютеров между собой дают стандартные методики измерения производительности. В процессе развития вычислительной техники появилось несколько таких стандартных методик. Они позволяют разработчикам и пользователям осуществлять выбор между альтернативами на основе количественных показателей, что дает возможность постоянного прогресса в данной области.
Единицей измерения производительности компьютера является время: компьютер, выполняющий тот же объем работы за меньшее время является более быстрым. Время выполнения любой программы измеряется в секундах. Часто производительность измеряется как скорость появления некоторого числа событий в секунду, так что меньшее время подразумевает большую производительность.
Однако в зависимости от того, что мы считаем, время может быть определено различными способами. Наиболее простой способ определения времени называется астрономическим временем, временем ответа (response time), временем выполнения(execution time) или прошедшим временем (elapsed time). Это задержка выполнения задания, включающая буквально все: работу процессора, обращения к диску, обращения к памяти, ввод/вывод и накладные расходы операционной системы. Однако при работе в мультипрограммном режиме во время ожидания ввода/вывода для одной программы, процессор может выполнять другую программу, и система не обязательно будет минимизировать время выполнения данной конкретной программы.
Для измерения времени работы процессора на данной программе используется специальный параметр - время ЦП (CPU time), которое не включает время ожидания ввода/вывода или время выполнения другой программы. Очевидно, что время ответа, видимое пользователем, является полным временем выполнения программы, а не временем ЦП. Время ЦП может далее делиться на время, потраченное ЦП непосредственно на выполнение программы пользователя и называемое пользовательским временем ЦП, и время ЦП, затраченное операционной системой на выполнение заданий, затребованных программой, и называемое системным временем ЦП.
В ряде случаев системное время ЦП игнорируется из-за возможной неточности измерений, выполняемых самой операционной системой, а также из-за проблем, связанных со сравнением производительности машин с разными операционными системами. С другой стороны, системный код на некоторых машинах является пользовательским кодом на других и, кроме того, практически никакая программа не может работать без некоторой операционной системы. Поэтому при измерениях производительности процессора часто используется сумма пользовательского и системного времени ЦП.
В большинстве современных процессоров скорость протекания процессов взаимодействия внутренних функциональных устройств определяется не естественными задержками в этих устройствах, а задается единой системой синхросигналов, вырабатываемых некоторым генератором тактовых импульсов, как правило, работающим с постоянной скоростью. Дискретные временные события называются тактами синхронизации (clock ticks), просто тактами (ticks), периодами синхронизации (clock periods), циклами (cycles) или циклами синхронизации (clock cycles).Разработчики компьютеров обычно говорят о периоде синхронизации, который определяется либо своей длительностью (например, 10 наносекунд), либо частотой (например, 100 МГц). Длительность периода синхронизации есть величина, обратная к частоте синхронизации.
Таким образом, время ЦП для некоторой программы может быть выражено двумя способами: количеством тактов синхронизации для данной программы, умноженным на длительность такта синхронизации, либо количеством тактов синхронизации для данной программы, деленным на частоту синхронизации.
Важной характеристикой, часто публикуемой в отчетах по процессорам, является среднее количество тактов синхронизации на одну команду - CPI (clock cycles per instruction). При известном количестве выполняемых команд в программе этот параметр позволяет быстро оценить время ЦП для данной программы.
Таким образом, производительность ЦП зависит от трех параметров: такта (или частоты) синхронизации, среднего количества тактов на команду и количества выполняемых команд. Невозможно изменить ни один из указанных параметров изолированно от другого, поскольку базовые технологии, используемые для изменения каждого из этих параметров, взаимосвязаны: частота синхронизации определяется технологией аппаратных средств и функциональной организацией процессора; среднее количество тактов на команду зависит от функциональной организации и архитектуры системы команд; а количество выполняемых в программе команд определяется архитектурой системы команд и технологией компиляторов. Когда сравниваются две машины, необходимо рассматривать все три компоненты, чтобы понять относительную производительность.
В процессе поиска стандартной единицы измерения производительности компьютеров было принято несколько популярных единиц измерения, вследствие чего несколько безвредных терминов были искусственно вырваны из их хорошо определенного контекста и использованы там, для чего они никогда не предназначались. В действительности единственной подходящей и надежной единицей измерения производительности является время выполнения реальных программ, и все предлагаемые замены этого времени в качестве единицы измерения или замены реальных программ в качестве объектов измерения на синтетические программы только вводят в заблуждение.
Опасности некоторых популярных альтернативных единиц измерения (MIPS и MFLOPS) будут рассмотрены в соответствующих подразделах.

Обзор новостных сайтов в Интернете

Оценка производительности вычислительных систем

SPECrate_int92, SPECrate_fp92

TPC-A, TPC-B, TPC-C

AIM

Однажды заявив в налоговой

Обзор новостных сайтов в Интернете

Обзор новостных сайтов в Интернете Безусловно, нужно быть в курсе не только последних новостей - финансовых,
экономических, политических- но и заранее знать, КАКИЕ НОВОСТИ И КОГДА можно ожидать.
Однако, не следует преувеличивать значение новостей, и, особенно, возводить их в абсолют.
Наше мнение, которое мы никому не навязываем заключается, в том, что количество новостей, которые вы будете обрушивать на свой мозг ежедневно, должно быть ограничено информацией ведущих информационных агенств, которые достаточно оперативно в течение дня сообщают о всех важнейших событиях.
Это - зарекомендовавшие себя с самой лучшей стороны Bloomberg, Reuters, CNN.
Без знания английского здесь не обойтись, поэтому, если у вас с этим пока имеются проблемы, то опираться на отечественные информагентства - значит отставать от мирового рынка как минимум на полчаса, а как правило, и больше. Как вы сами понимаете, этого времени вполне достаточно, чтобы безнадежно опоздать отреагировать на быстро меняющуюся обстановку.
Как мы уже говорили, для того чтобы грамотно торговать на FOREX, желательно быть в курсе мировых финансовых новостей, но реально эта возможность в полном объеме ести лишь у тех, кто может позволить себе установку серьезных продуктов от REUTERS и подобных. И все равно, это не гарантирует ничего. Движение рынков начинается, как правило, за 30-35 минут до выхода новостей на ленты информационных агентств.
Что же делать? Ничего особенного. Относитесь спокойно к новостям, постарайтесь быть в их курсе, оставьте для себя 2-3 агентства, и опирайтесь на анализ рынка по методу Bill Williams, который лучше всего отражает не только текушее состояние рынка, но и его БУДУЩЕЕ. Вы еше не раз в этом убедитесь, когда полностью освоите этот метод и сможете прогнозировать предстояшие изменения когда еще никакое новости не предвещают ничего.
Ведущие информационные финансовые агентства и онлайновые издания предоставляют широкий спектр материалов, необходимых профессиональному инвестору, включая оперативные новости, аналитические обзоры по мировой экономике и финансовым рынкам, котировки и графики.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Одновременная выдача нескольких команд для выполнения и динамическое планирование

Одновременная выдача нескольких команд для выполнения и динамическое планирование

Методы минимизации приостановок работы конвейера из-за наличия в программах логических зависимостей по данным и по управлению, рассмотренные в предыдущих разделах, были нацелены на достижение идеального CPI (среднего количества тактов на выполнение команды в конвейере), равного 1. Чтобы еще больше повысить производительность процессора необходимо сделать CPI меньшим, чем 1. Однако этого нельзя добиться, если в одном такте выдается на выполнение только одна команда. Следовательно необходима параллельная выдача нескольких команд в каждом такте. Существуют два типа подобного рода машин: суперскалярные машины и VLIW-машины (машины с очень длинным командным словом). Суперскалярные машины могут выдавать на выполнение в каждом такте переменное число команд, и работа их конвейеров может планироваться как статически с помощью компилятора, так и с помощью аппаратных средств динамической оптимизации. В отличие от суперскалярных машин, VLIW-машины выдают на выполнение фиксированное количество команд, которые сформатированы либо как одна большая команда, либо как пакет команд фиксированного формата. Планирование работы VLIW-машины всегда осуществляется компилятором.
Суперскалярные машины используют параллелизм на уровне команд путем посылки нескольких команд из обычного потока команд в несколько функциональных устройств. Дополнительно, чтобы снять ограничения последовательного выполнения команд, эти машины используют механизмы внеочередной выдачи и внеочередного завершения команд, прогнозирование переходов, кэши целевых адресов переходов и условное (по предположению) выполнение команд. Возросшая сложность, реализуемая этими механизмами, создает также проблемы реализации точного прерывания.
В типичной суперскалярной машине аппаратура может осуществлять выдачу от одной до восьми команд в одном такте. Обычно эти команды должны быть независимыми и удовлетворять некоторым ограничениям, например таким, что в каждом такте не может выдаваться более одной команды обращения к памяти. Если какая-либо команда в потоке команд является логически зависимой или не удовлетворяет критериям выдачи, на выполнение будут выданы только команды, предшествующие данной. Поэтому скорость выдачи команд в суперскалярных машинах является переменной. Это отличает их от VLIW-машин, в которых полную ответственность за формирование пакета команд, которые могут выдаваться одновременно, несет компилятор, а аппаратура в динамике не принимает никаких решений относительно выдачи нескольких команд.
Предположим, что машина может выдавать на выполнение две команды в одном такте. Одной из таких команд может быть команда загрузки регистров из памяти, записи регистров в память, команда переходов, операции целочисленного АЛУ, а другой может быть любая операция плавающей точки. Параллельная выдача целочисленной операции и операции с плавающей точкой намного проще, чем выдача двух произвольных команд. В реальных системах (например, в микропроцессорах PA7100, hyperSPARC, Pentium и др.) применяется именно такой подход. В более мощных микропроцессорах (например, MIPS R10000, UltraSPARC, PowerPC 620 и др.) реализована выдача до четырех команд в одном такте.
Выдача двух команд в каждом такте требует одновременной выборки и декодирования по крайней мере 64 бит. Чтобы упростить декодирование можно потребовать, чтобы команды располагались в памяти парами и были выровнены по 64-битовым границам. В противном случае необходимо анализировать команды в процессе выборки и, возможно, менять их местами в момент пересылки в целочисленное устройство и в устройство ПТ. При этом возникают дополнительные требования к схемам обнаружения конфликтов. В любом случае вторая команда может выдаваться, только если может быть выдана на выполнение первая команда. Аппаратура принимает такие решения в динамике, обеспечивая выдачу только первой команды, если условия для одновременной выдачи двух команд не соблюдаются. На Рисунок 6.13 представлена диаграмма работы подобного конвейера в идеальном случае, когда в каждом такте на выполнение выдается пара команд.

Однажды заявив в налоговой

Однажды заявив в налоговой о том, что вы зарабатываете за рубежом, вы навсегда попадаете в поле ее
слова, как будно его нет. Отсюда - возможность трактовать понятие дохода в довольно широких пределах. И будьте уверены - трактовать НК в Вашу пользу просто так не будет никто. Даже при наличии договоров, банковских документов, счетов и прочей бухгалтерской документации, налоговая ПРЕДПОЧИТАЕТ СЧИТАТЬ ТОЛЬКО ДОХОДЫ, а расходы и убытки - вам предоставят право оспаривать в суде. Уж если налоговый инспектор не в состоянии отличить договор комиссии от договора купли-
продажи, о которых в Гражданском кодексе написано по главе (как было в моем случае практического "общения" с налоговиками), то вы думаете, что ваши убытки на FOREX кого-нибудь заставят вам посочувствовать? И не надейтесь. Сценарий прост и незатейлив. Доходы - вот они, на бумаге. А убытки? Погасите от доходов следующих лет... Могут быть еще самые разнообразные веселые варианты, всего не спрогнозируешь... И анекдот, который мы далее приводим, окажется вовсе не анекдотом. Смею вас уверить, лично у меня была очень похожая ситуация...
Директор индивидуального частного предприятия, самостоятельно составляющий бухгалтерскую отчетность, сдает квартальный баланс налоговому инспектору.
— О! — удивляется налоговый инспектор, просматривая баланс. — Какая сумма к вам поступила на расчетный счет!
— Какая сумма?! — еще более инспектора удивляется директор. — Это же номер расчетного счета!
Вот и получается, что не платить налоги нельзя. А платить, что-то не хочется.
Не примите эти мысли за призыв не платить налоги. Вовсе нет. Но задуматься о последствиях обращения в налоговую все же нужно... И лучше с налоговым консультантом или квалифицированным в области налогов адвокатом. Иначе ситуация с уплатой налогов будет напоминать Буратино на рисунке.
5.3. Выбор Интернет-брокера: как избежать ошибок БРОКЕРЫ ИЛИ МАРКЕТ-МЕЙКЕРЫ? FOREX ГЛАЗАМИ АМЕРИКАНЦЕВ Дейтрейдинг на рынке forex требует наличия счета в брокерской фирме,
которая призвана облегчить исполнение ваших сделок. Факт, что рынок forex в США не регулируется, несмотря на множество запутанных проблем и рисков в дополнение к риску, связанному с движениями цены рынка.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тип команды	Ступень конвейера
Целочисленная команда	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ	IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда		IF	ID	EX	MEM	WB
КомандаПТ		IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда			IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ			IF	ID	EX	MEM	WB
Целочисленная команда				IF	ID	EX	MEM	WB
Команда ПТ				IF	ID	EX	MEM	WB

Одновременно с подтверждением сделки

Описание услуг и систем российских интернет-брокеров 2

Одновременно с подтверждением сделки

Одновременно с подтверждением сделки обновляется состояние торгового счета инвестора. Функциональные возможности торговой системы позволяют в любой момент времени распечатать отчет о выполненных операциях, о состоянии торгового счета за интересующий период. Также в рамках использования системы предоставляются финансовые новости.
Для входа в систему клиент может зарегистрироваться. По желанию можно открыть как тренировочный, так и реальный торговый счет. Открытие тренировочного счёта дает возможность изучить торговую процедуру, процесс размещения заказов, а также испробовать силы инвестора с "виртуальными" деньгами. Этот счёт ничем не отличается от реального по своим функциональным возможностям. Для работы с тренировочным торговым счетом достаточно заполнит анкету на сайте.
Чтобы открыть реальный торговый счет необходимо выполнить ряд условий:
заключить с компанией договор, условия которого определяют технологию работы и ответственность сторон; перевести по реквизитам, указанным в договоре,
гарантийный депозит, необходимый для начала работы. Открытие счета может проходить двумя способами. Клиент сам распечатывает заявку и документы,
подписывает их и отправляет их компании по почте. Либо клиент заполняет анкету на сайте, где указывает личную информацию, прочитывает "Договор о брокерских услугах в режиме Онлайн", "Клиентское соглашение", подтверждает, что он согласен с обязательствами в этих договорах простым нажатием на web-кнопку. После чего клиент должен перевести денежные средства на брокерский счет и может приступать к работе. Минимальный депозит - 2000 долларов.
Дилинговый центр "Акмос Трейд" (www.aktrade.ru)
Дилинговый центр "Акмос Трейд" c 1995 года предоставляет возможность круглосуточно совершать операции купли-продажи по четырем основным валютам на рынке Forex. Изначально клиенты компании могли торговать на Forex из дилингового зала, расположенного в центре Москвы. В конце 1999 года компанией была разработана система AFMDealer, позволяющая трейдерам участвовать в торгах из дома или офиса по сети Интернет. В среднем за один месяц к системе подключается около 50 пользователей.
На данный момент полная информационно-торговая система AFM состоит из нескольких подсистем:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Описание услуг и систем российских интернет-брокеров Гута-Банк

Описание услуг и систем российских интернет-брокеров 2
Описание услуг и систем российских интернет-брокеров 2

Просматривать котировки всех инструментов, включенных в листинг ММВБ и МФБ (акции, облигации), в режиме реального времени (просмотр котировок только при совмещении с "Эфиром").
Направлять заявки на ММВБ и МФБ, FOREX по Интернет.
Осуществлять операции с частичным покрытием при бесплатном кредитовании деньгами или ценными бумагами в течение торговой сессии.
Контролировать состояние инвестиционного портфеля в реальном времени.
Предоставлять возможность открытия короткой позиции при совершении операций. Клиенты могут открывать короткую позицию при совершении операций, как по денежным средствам, так и по ценным бумагам при работе с инструментами,
обращающимися на ММВБ и МФБ, через Интернет в режиме реального времени. При этом начальный уровень маржи составляет 50%. Данная услуга предоставляется всем категориям клиентов.
Клиенты могут совершать операции одновременно на нескольких торговых площадках.
АКБ "РОСБАНК"
Система онлайновой торговли российскими ценными бумагами РосТрейд является совместным проектом АКБ "РОСБАНК" и компании "ГЛАНС". Система ориентирована на средних и мелких инвесторов. Система дает возможность инвестору торговать только на одной бирже ММВБ. Первоочередной задачей участников проекта на данный момент является создание внутренней торговой системы РОСБАНКа, где клиентам будет предложен широкий набор таких инструментов, как иностранная валюта, российские валютные облигации,
драгоценные металлы, акции, входящие в расчетные индексы РТС, ММВБ, Dow-
Jones, NASDAQ. К сожалению, сегодня клиентам "РосТрейда" не оказывается никакой кредитной поддержки для проведения торговых операций на рынке ценных бумаг.
Полная система РосТрейд состоит из трех отдельных компонентов:
Программные средства криптографической защиты информации (СКЗИ) Crypton Emulator и Crypton ArcMail (совместно с Crypton API).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Описывает станции резервирования

Рисунок 6.6 описывает станции резервирования, буфера загрузки и записи и регистровые теги. К именам add, mult и load добавлены номера, стоящие за тегами для этой станции резервирования - Add1 является тегом для результата из первого устройства сложения. Состояние каждой операции, которая выдана для выполнения, хранится в станции резервирования.

Описание услуг и систем российских интернет-брокеров Гута-Банк

Описание услуг и систем российских интернет-брокеров Гута-Банк (www.guta.ru)
Гута-банк - это первый российский онлайновый брокер, который стал предлагать свои услуги по Интернет-трейдингу уже в 1996 году. Гута-банк предлагает своим клиентам брокерское обслуживание в Интернет в режиме реального времени с помощью системы "Remote Trader"(RT). "Remote trader" позволяет клиентам обмениваться зашифрованными протоколированными сообщениями с банком,
запрашивать и получать котировки по любым финансовым инструментам,
обращающимся на ММВБ, МФБ, FOREX, и направлять заявки на покупку и продажу ценных бумаг в режиме реального времени по сети Интернет.
Программа RT дает возможность совершать транзакции и предоставляет минимальную рыночную информацию. Для получения более общей и подробной информации "Гута-банк" предлагает установить программу "Информационный терминал ЭФиР". Кроме новостей агентства "Интерфакс", информации о ходе торгов на ММВБ, МФБ и в РТС в режиме реального времени, через информационный терминал пользователь получает бесплатный доступ к базам данных Банка России,
Министерства финансов РФ, ФКЦБ, МРО ФКЦБ по компаниям эмитентам и зарегистрированным проспектам эмиссий. Терминал обеспечивает также доступ к котировальной информации ведущих брокеров на рынке акций и облигаций.
Инсталляция.
Для инсталляции программы клиенту нужно списать дистрибутив программы (1,3 Мб, не включающий систему "ЭФиР") на свой компьютер. Для работы с программой необходимо заполнить регистрационную форму и воспользоваться полученными по почте именем и паролем, которые высылаются после заключения письменного договора с "Гута-банком".
Для установки системы "ЭфиР" клиент должен списать дистрибутив программы (4 Мб), произвести инсталляцию. Для получения личного пароля пользователю нужно позвонить в офис компании.
Функции Remote trader:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Состояние команд
Команда	Выдача	Выполнение	Запись результата
LD	F6,34(R2)	(	(	(+
LD	F2,45(R3)	(	(
MULTD	F0,F2,F4	(
SUBD	F8,F6,F2	(
DIVD	F10,F0,F6	(
ADDD	F6,F8,F2	(

Станции резервирования
Имя	Занятость	Op	Vj	Vk	Qj	Qk
Add1	Да	SUB	Mem[34+Regs[R2]]			Load2
Add2	Да	ADD			Add1	Load2
Add3	Нет
Mult1	Да	MULT		Regs[F4]	Load2
Mult2	Да	DIV		Mem[34+Regs[R2]]	Mult1

Состояние регистров
Поле	F0	F2	F4	F6	F8	F10	F12	. . .	F30
Qi	Mult1	Load2		Add2	Add1	Mult2

Определение понятия "архитектура"

Определение понятия "архитектура"

Термин "архитектура системы" часто употребляется как в узком, так и в широком смысле этого слова. В узком смысле под архитектурой понимается архитектура набора команд. Архитектура набора команд служит границей между аппаратурой и программным обеспечением и представляет ту часть системы, которая видна программисту или разработчику компиляторов. Следует отметить, что это наиболее частое употребление этого термина. В широком смысле архитектура охватывает понятие организации системы, включающее такие высокоуровневые аспекты разработки компьютера как систему памяти, структуру системной шины, организацию ввода/вывода и т.п.
Применительно к вычислительным системам термин "архитектура" может быть определен как распределение функций, реализуемых системой, между ее уровнями, точнее как определение границ между этими уровнями. Таким образом, архитектура вычислительной системы предполагает многоуровневую организацию. Архитектура первого уровня определяет, какие функции по обработке данных выполняются системой в целом, а какие возлагаются на внешний мир (пользователей, операторов, администраторов баз данных и т.д.). Система взаимодействует с внешним миром через набор интерфейсов: языки (язык оператора, языки программирования, языки описания и манипулирования базой данных, язык управления заданиями) и системные программы (программы-утилиты, программы редактирования, сортировки, сохранения и восстановления информации).
Интерфейсы следующих уровней могут разграничивать определенные уровни внутри программного обеспечения. Например, уровень управления логическими ресурсами может включать реализацию таких функций, как управление базой данных, файлами, виртуальной памятью, сетевой телеобработкой. К уровню управления физическими ресурсами относятся функции управления внешней и оперативной памятью, управления процессами, выполняющимися в системе.
Следующий уровень отражает основную линию разграничения системы, а именно границу между системным программным обеспечением и аппаратурой. Эту идею можно развить и дальше и говорить о распределении функций между отдельными частями физической системы. Например, некоторый интерфейс определяет, какие функции реализуют центральные процессоры, а какие - процессоры ввода/вывода. Архитектура следующего уровня определяет разграничение функций между процессорами ввода/вывода и контроллерами внешних устройств. В свою очередь можно разграничить функции, реализуемые контроллерами и самими устройствами ввода/вывода (терминалами, модемами, накопителями на магнитных дисках и лентах). Архитектура таких уровней часто называется архитектурой физического ввода/вывода.

Опять жмите ОК

Организация кэшпамяти

Организация кэш-памяти

Концепция кэш-памяти возникла раньше чем архитектура IBM/360, и сегодня кэш-память имеется практически в любом классе компьютеров, а в некоторых компьютерах - во множественном числе.
Все термины, которые были определены раньше могут быть использованы и для кэш-памяти, хотя слово "строка" (line) часто употребляется вместо слова "блок" (block).
На Рисунок 7.1 представлен типичный набор параметров, который используется для описания кэш-памяти.

Опять жмите ОК
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 35

Опять жмите ОК:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Размер блока (строки)	4-128 байт
Время попадания (hit time)	1-4 такта синхронизации (обычно 1 такт)
Потери при промахе (miss penalty) (Время доступа - access time) (Время пересылки - transfer time)	8-32 такта синхронизации (6-10 тактов синхронизации) (2-22 такта синхронизации)
Доля промахов (miss rate)	1%-20%
Размер кэш-памяти	4 Кбайт - 16 Мбайт

Организация ввода/вывода

Введение

Системные и локальные шины

Устройства ввода/вывода

Основные типы устройств ввода/вывода

Магнитные и магнитооптические диски

Дисковые массивы и уровни RAID

Устройства архивирования информации

Осцилляторы (oscillators)

Основная идея динамической оптимизации

Основная идея динамической оптимизации

Главным ограничением методов конвейерной обработки, которые мы рассматривали ранее, является выдача для выполнения команд строго в порядке, предписанном программой: если выполнение какой-либо команды в конвейере приостанавливалось, следующие за ней команды также приостанавливались. Таким образом, при наличии зависимости между двумя близко расположенными в конвейере командами возникала приостановка обработки многих команд. Но если имеется несколько функциональных устройств, многие из них могут оказаться незагруженными. Если команда j зависит от длинной команды i, выполняющейся в конвейере, то все команды, следующие за командой j должны приостановиться до тех пор, пока команда i не завершится и не начнет выполняться команда j. Например, рассмотрим следующую последовательность команд:
DIVD F0,F2,F4
ADDD F10,F0,F8
SUBD F8,F8,F14
Команда SUBD не может выполняться из-за того, что зависимость между командами DIVD и ADDD привела к приостановке конвейера. Однако команда SUBD не имеет никаких зависимостей от команд в конвейере. Это ограничение производительности, которое может быть устранено снятием требования о выполнении команд в строгом порядке.
В рассмотренном нами конвейере структурные конфликты и конфликты по данным проверялись во время стадии декодирования команды (ID). Если команда могла нормально выполняться, она выдавалась с этой ступени конвейера в следующие. Чтобы позволить начать выполнение команды SUBD из предыдущего примера, необходимо разделить процесс выдачи на две части: проверку наличия структурных конфликтов и ожидание отсутствия конфликта по данным. Когда мы выдаем команду для выполнения, мы можем осуществлять проверку наличия структурных конфликтов; таким образом, мы все еще используем упорядоченную выдачу команд. Однако мы хотим начать выполнение команды как только станут доступными ее операнды. Таким образом, конвейер будет осуществлять неупорядоченное выполнение команд, которое означает и неупорядоченное завершение команд.
Неупорядоченное завершение команд создает основные трудности при обработке исключительных ситуаций. В рассматриваемых в данном разделе машинах с динамическим планированием потока команд прерывания будут неточными, поскольку команды могут завершиться до того, как выполнение более ранней выданной команды вызовет исключительную ситуацию. Таким образом, очень трудно повторить запуск после прерывания. Вместо того, чтобы рассматривать эти проблемы в данном разделе, мы обсудим возможные решения для реализации точных прерываний позже в контексте машин, использующих планирование по предположению.
Чтобы реализовать неупорядоченное выполнение команд, мы расщепляем ступень ID на две ступени:

Выдача - декодирование команд, проверка структурных конфликтов.

Чтение операндов - ожидание отсутствия конфликтов по данным и последующее чтение операндов.

Затем, как и в рассмотренном нами конвейере, следует ступень EX. Поскольку выполнение команд ПТ может потребовать нескольких тактов в зависимости от типа операции, мы должны знать, когда команда начинает выполняться и когда заканчивается. Это позволяет нескольким командам выполняться в один и тот же момент времени. В дополнение к этим изменениям структуры конвейера мы изменим и структуру функциональных устройств, варьируя количество устройств, задержку операций и степень конвейеризации функциональных устройств так, чтобы лучше использовать эти методы конвейеризации.

Основные архитектурные понятия

Определение понятия "архитектура"

Архитектура системы команд. Классификация процессоров (CISC и RISC)

Методы адресации и типы данных

Методы адресации

Типы команд

Команды управления потоком команд

Типы и размеры операндов

Основные компоненты процессора Alpha 21066

Рисунок 8.10. Основные компоненты процессора Alpha 21066

Кэш-память команд представляет собой кэш прямого отображения емкостью 8 Кбайт. Команды, выбираемые из этой кэш-памяти, могут выдаваться попарно для выполнения в одно из исполнительных устройств. Кэш-память данных емкостью 8 Кбайт также реализует кэш с прямым отображением. При выполнении операций записи в память данные одновременно записываются в этот кэш и в буфер записи. Контроллер памяти или контроллер ввода/вывода шины PCI обрабатывают все обращения, которые проходят через расположенные на кристалле кэш-памяти первого уровня.

Контроллер памяти прежде всего проверяет содержимое внешней кэш-памяти второго уровня, которая построена на принципе прямого отображения и реализует алгоритм отложенного обратного копирования при выполнении операций записи. При обнаружении промаха контроллер обращается к основной памяти для перезагрузки соответствующих строк кэш-памяти. Контроллер ввода/вывода шины PCI обрабатывает весь трафик, связанный с вводом/выводом. Под управлением центрального процессора он выполняет операции программируемого ввода/вывода. Трафик прямого доступа к памяти шины PCI обрабатывается контроллером PCI совместно с контроллером памяти. При выполнении операций прямого доступа к памяти в режиме чтения и записи данные не размещаются в кэш-памяти второго уровня. Интерфейсы памяти и PCI были разработаны специально в расчете на однопроцессорные конфигурации и не поддерживают реализацию мультипроцессорной архитектуры.

На Рисунок 8.11 показан пример системы, построенной на базе микропроцессора 21066. В представленной конфигурации контроллер памяти выполняет обращения как к статической памяти, с помощью которой реализована кэш-память второго уровня, так и к динамической памяти, на которой построена основная память. Для хранения тегов и данных в кэш-памяти второго уровня используются кристаллы статическая памяти с одинаковым временем доступа по чтению и записи.

Основные определения

Основные определения

Одной из основных проблем построения вычислительных систем во все времена остается задача обеспечения их продолжительного функционирования. Эта задача имеет три составляющих: надежность, готовность и удобство обслуживания. Все эти три составляющих предполагают, в первую очередь, борьбу с неисправностями системы, порождаемыми отказами и сбоями в ее работе. Эта борьба ведется по всем трем направлениям, которые взаимосвязаны и применяются совместно.
Повышение надежности основано на принципе предотвращения неисправностей путем снижения интенсивности отказов и сбоев за счет применения электронных схем и компонентов с высокой и сверхвысокой степенью интеграции, снижения уровня помех, облегченных режимов работы схем, обеспечения тепловых режимов их работы, а также за счет совершенствования методов сборки аппаратуры. Единицей измерения надежности является среднее время наработки на отказ (MTBF - Mean Time Between Failure).
Повышение готовности предполагает подавление в определенных пределах влияния отказов и сбоев на работу системы с помощью средств контроля и коррекции ошибок, а также средств автоматического восстановления вычислительного процесса после проявления неисправности, включая аппаратурную и программную избыточность, на основе которой реализуются различные варианты отказоустойчивых архитектур. Повышение готовности - есть способ борьбы за снижение времени простоя системы. Единицей измерения здесь является коэффициент готовности, который определяет вероятность пребывания системы в работоспособном состоянии в любой произвольный момент времени. Статистически коэффициент готовности определяется как MTBF/(MTBF+MTTR), где MTTR (Mean Time To Repair) - среднее время восстановления (ремонта), т.е. среднее время между моментом обнаружения неисправности и моментом возврата системы к полноценному функционированию.
Таким образом, основные эксплуатационные характеристики системы существенно зависят от удобства ее обслуживания, в частности от ремонтопригодности, контролепригодности и т.д.
В последние годы в литературе по вычислительной технике все чаще употребляется термин "системы высокой готовности", "системы высокой степени готовности", "системы с высоким коэффициентом готовности". Все эти термины по существу являются синонимами, однако как и многие термины в области вычислительной техники, термин "высокая готовность" понимается по-разному отдельными поставщиками и потребителями вычислительных систем. Совершенно аналогично, некоторые слова, связанные с термином "высокая готовность", такие, например, как "кластеризация", также употребляются в различных значениях. Важно иметь стандартный набор определений для того, чтобы предложения различных поставщиков можно было сравнивать между собой на основе одинаковых терминов.
Ниже приведены общепринятые в настоящее время определения, которые мы будем использовать для различных типов систем, свойством которых является та или иная форма снижения планового и непланового времени простоя:

Высокая Готовность (High Availability). Настоящие конструкции с высоким коэффициентом готовности для минимизации планового и непланового времени простоя используют обычную компьютерную технологию. При этом конфигурация системы обеспечивает ее быстрое восстановление после обнаружения неисправности, для чего в ряде мест используются избыточные аппаратные и программные средства. Длительность задержки, в течение которой программа, отдельный компонент или система простаивает, может находиться в диапазоне от нескольких секунд до нескольких часов, но более часто в диапазоне от 2 до 20 минут. Обычно системы высокой готовности хорошо масштабируются, предлагая пользователям большую гибкость, чем другие типы избыточности.

Эластичность к отказам (Fault Resiliency). Ряд поставщиков компьютерного оборудования делит весь диапазон систем высокой готовности на две части, при этом в верхней его части оказываются системы эластичные к отказам. Ключевым моментом в определении эластичности к отказам является более короткое время восстановления, которое позволяет системе быстро откатиться назад после обнаружения неисправности.

Устойчивость к отказам (Fault Tolerance). Отказоустойчивые системы имеют в своем составе избыточную аппаратуру для всех функциональных блоков, включая процессоры, источники питания, подсистемы ввода/вывода и подсистемы дисковой памяти. Если соответствующий функциональный блок неправильно функционирует, всегда имеется горячий резерв. В наиболее продвинутых отказоустойчивых системах избыточные аппаратные средства можно использовать для распараллеливания обычных работ. Время восстановления после обнаружения неисправности для переключения отказавших компонентов на избыточные для таких систем обычно меньше одной секунды.

Непрерывная готовность (Continuous Availability). Вершиной линии отказоустойчивых систем являются системы, обеспечивающие непрерывную готовность. Продукт с непрерывной готовностью, если он работает корректно, устраняет любое время простоя как плановое, так и неплановое. Разработка такой системы охватывает как аппаратные средства, так и программное обеспечение и позволяет проводить модернизацию (upgrade) и обслуживание в режиме on-line. Дополнительным требованием к таким системам является отсутствие деградации в случае отказа. Время восстановления после отказа не превышает одной секунды.

Устойчивость к стихийным бедствияи (Disaster Tolerance). Широкий ряд продуктов и услуг связан с обеспечением устойчивости к стихийным бедствиям. Иногда устойчивость к стихийным бедствиям рассматривается в контексте систем высокой готовности. Смысл этого термина в действительности означает возможность рестарта или продолжения операций на другой площадке, если основное месторасположение системы оказывается в нерабочем состоянии из-за наводнения, пожара или землетрясения. В простейшем случае, продукты, устойчивые к стихийным бедствиям, могут просто представлять собой резервные компьютеры, расположенные вне основного местоположения системы, сконфигурированные по спецификациям пользователя и доступные для использования в случае стихийного бедствия на основной площадке. В более сложных случаях устойчивость к стихийным бедствиям может означать полное (зеркальное) дублирование системы вне основного местоположения, позволяющее принять на себя работу немедленно после отказа системы на основной площадке.

Все упомянутые типы систем высокой готовности имеют общую цель - минимизацию времени простоя. Имеется два типа времени простоя компьютера: плановое и неплановое. Минимизация каждого из них требует различной стратегии и технологии. Плановое время простоя обычно включает время, принятое руководством, для проведения работ по модернизации системы и для ее обслуживания. Неплановое время простоя является результатом отказа системы или компонента. Хотя системы высокой готовности возможно больше ассоциируются с минимизацией неплановых простоев, они оказываются также полезными для уменьшения планового времени простоя.
Возможно наибольшим виновником планового времени простоя является резервное копирование данных. Некоторые конфигурации дисковых подсистем высокой готовности, особенно системы с зеркальными дисками, позволяют производить резервное копирование данных в режиме on-line. Следующим источником снижения планового времени простоя является организация работ по обновлению (модернизации) программного обеспечения. Сегодня некоторые отказоустойчивые системы и все системы с непрерывной готовностью позволяют производить модернизацию программного обеспечения в режиме on-line. Некоторые поставщики систем высокой готовности также обещают такие же возможности в течение ближайших нескольких лет.
В общем случае, неплановое время простоя прежде всего снижается за счет использования надежных частей, резервных магистралей или избыточного оборудования. Однако даже в этом случае система может требовать достаточно большого планового времени простоя.
Специальное программное обеспечение является существенной частью систем высокой готовности. При обнаружении неисправности системы оно обеспечивает управление конфигурацией аппаратных средств и программного обеспечения, а также в случае необходимости процедурами начальной установки, и перестраивает где надо структуры данных.
Высокая готовность не дается бесплатно. Общая стоимость подобных систем складывается из трех составляющих: начальной стоимости системы, издержек планирования и реализации, а также системных накладных расходов.
Для реализации системы высокой готовности пользователи должны в начале закупить собственно систему (или системы), включающую один или несколько процессоров в зависимости от требуемой вычислительной мощности и предполагаемой конфигурации, дополнительное программное обеспечение и дополнительное дисковое пространство.
Чтобы реализовать конфигурацию системы высокой готовности наиболее эффективным способом, особенно при использовании кластерных схем, требуется достаточно большое предварительное планирование. Например, чтобы иметь возможность переброски критичного приложения в случае отказа одного процессора на другой, пользователи должны определить, какие приложения являются наиболее критичными, проанализировать все возможные отказы и составить подробные планы восстановления на все случаи отказов.
Накладные расходы систем высокой готовности связаны с необходимостью поддержки довольно сложных программных продуктов, обеспечивающих высокую готовность. Для обеспечения дублирования записей на зеркальные диски в случае отсутствия специальных, предназначенных для этих целей процессоров, требуется поддержка дополнительной внешней памяти.
Стоимость системы высокой готовности в значительной степени зависит от выбранной конфигурации и ее возможностей. Ниже приведена некоторая информация, позволяющая грубо оценить различные типы избыточности.
Высокая Готовность. Дополнительная стоимость систем высокой готовности меняется в пределах от 10 до 100 процентов, обычно стремясь к середине этого диапазона. Дополнительная стоимость системы высокой готовности зависит от той степени, с которой пользователь способен использовать резервную систему для обработки своих приложений. Стоимость системы высокой готовности может реально превысить 100 процентов за счет программного обеспечения и необходимой начальной установки в случае применения резервной системы, которая не используется ни для чего другого. Однако обычно резервная система может быть использована для решения некритичных задач, значительно снижая стоимость.
Высокая эластичность. Дополнительная стоимость систем высокой эластичности к отказам, принадлежащих к верхнему уровню диапазона систем высокой готовности, лежит в пределах от 20 до 100 процентов, снова обычно стремясь к середине этого диапазона. Схемы высокой эластичности более сложны и предполагают более высокую стоимость планирования и большие накладные расходы, чем системы, принадлежащие нижнему уровню диапазона систем высокой готовности. В некоторых случаях однако, пользователь может в большей степени использовать общие процессорные ресурсы, тем самым уменьшая общую стоимость.
Непрерывная готовность. Надбавка к стоимости для систем с непрерывной готовностью находится в диапазоне от 20 до 100 или более процентов и обычно приближается к верхнему пределу этого диапазона. Программное обеспечение для обеспечения режима непрерывной готовности более сложное, чем для систем, обеспечивающих высокую эластичность к отказам. Большинство компонентов системы, такие как процессоры, источники питания, контроллеры и кабели, должны дублироваться, а иногда и троироваться. Пользователи систем непрерывной готовности, как и пользователи высоко эластичных к отказам систем, имеют возможность использовать весь набор ресурсов системы большую часть времени, по сравнению с пользователями более простых систем, принадлежащих нижнему уровню диапазона систем высокой готовности.
Устойчивость к стихийным бедствиям. Надбавка к стоимости для систем, устойчивым к стихийным бедствиям, может сильно варьироваться. С одной стороны, она может составлять, например, только несколько процентов стоимости системы при резервировании времени запасного компьютера, находящегося вне основной площадки. С другой стороны, стоимость системы может увеличиться в несколько раз, если необходимо обеспечить действительно быстрое переключение на другую систему, находящуюся на удаленной площадке с помощью высокоскоростных сетевых средств. Большинство предложений по системам, устойчивым к стихийным бедствиям, требуют существенного объема планирования.
Для того, чтобы снизить стоимость системы, следует тщательно оценивать действительно необходимый уровень готовности (т.е. осуществлять выбор между высокой готовностью, устойчивостью к отказам и/или устойчивостью к стихийным бедствиям) и вкладывать деньги только за обеспечение безопасности наиболее критичных для деятельности компании приложений и данных.

Основные типы команд

Рисунок 4.3. Основные типы команд

Основные типы устройств ввода/вывода

Основные типы устройств ввода/вывода

Как правило периферийные устройства компьютеров делятся на устройства ввода, устройства вывода и внешние запоминающие устройства (осуществляющие как ввод данных в машину, так и вывод данных из компьютера). Основной обобщающей характеристикой устройств ввода/вывода может служить скорость передачи данных (максимальная скорость, с которой данные могут передаваться между устройством ввода/вывода и основной памятью или процессором). На Рисунок 9.3. представлены основные устройства ввода/вывода, применяемые в современных компьютерах, а также указаны примерные скорости обмена данными, обеспечиваемые этими устройствами.

Осцилляторы (oscillators)
2. Осцилляторы (oscillators) - используются в боковом рынке, так как они дают надежные сигналы о предстоящем выходе в тренд, однако они же вводят в заблуждение своими преждевременными и опасно неверными сигналами, когда рынок уже в тренде.
Их численные значения претерпевают колебания (осциллируют), уходя то вверх, то вниз от срединного положения шкалы. Осцилляторы обычно нормированы и имеют максимальные и минимальные значения: 0 и 100%, -100 и +100%. Наиболее информационным является приближение к экстремальным значениям. Весьма важен и сигнал о пересечении осциллятором среднего уровня (обычно это ноль) снизу вверх - сигнал к BUY и свержу вниз - сигнал к SELL.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тип устройства	Направление передачи данных	Скорость передачи данных (Кбайт/с)
Клавиатура Мышь Голосовой ввод Сканер Голосовой вывод Строчный принтер Лазерный принтер Графический дисплей (ЦП (r) буфер кадра) Оптический диск Магнитная лента Магнитный диск	Ввод Ввод Ввод Ввод Вывод Вывод Вывод Вывод Вывод ЗУ ЗУ ЗУ	0.01 0.02 0.02 200.0 0.06 1.00 100.00 30000.00 200.0 500.00 2000.00 2000.00

Основные возможности шин

Рисунок 9.1. Основные возможности шин

Основные преимущества системы QUIK

Основы планирования загрузки конвейера и разворачивание циклов

Основы планирования загрузки конвейера и разворачивание циклов

Для поддержания максимальной загрузки конвейера должен использоваться параллелизм уровня команд, основанный на выявлении последовательностей несвязанных команд, которые могут выполняться в конвейере с совмещением. Чтобы избежать приостановки конвейера зависимая команда должна быть отделена от исходной команды на расстояние в тактах, равное задержке конвейера для этой исходной команды. Способность компилятора выполнять подобное планирование зависит как от степени параллелизма уровня команд, доступного в программе, так и от задержки функциональных устройств в конвейере. В рамках этой главы мы будем предполагать задержки, показанные на Рисунок 6.2, если только явно не установлены другие задержки. Мы предполагаем, что условные переходы имеют задержку в один такт, так что команда следующая за командой перехода не может быть определена в течение одного такта после команды условного перехода. Мы предполагаем, что функциональные устройства полностью конвейеризованы или дублированы (столько раз, какова глубина конвейера), так что операция любого типа может выдаваться для выполнения в каждом такте и структурные конфликты отсутствуют.

Основные преимущества системы QUIK

получать обезличенные данные по всем сделкам, заключенным в торговой системе;
вести текстовые переговоры между участниками рынка и маклером.
Основными преимуществами системы QUIK являются малая задержка (отставание) данных от реального времени, низкие требования к скорости доступа в Интернет, а также возможность наблюдения полного состояния спроса и предложения по любому инструменту.
Система позволяет сохранять данные в стандартных форматах или транслировать их в MS Excel для последующей обработки пользователем,
одновременно с их появлением в QUIK. Также в программе реализован динамический экспорт данных в MetaStock и SuperCharts. В качестве расширения системы QUIK может быть подключена экспертная система, автоматически принимающая решения о покупке/продаже ценных бумаг в зависимости от ситуации на рынке.
Все упомянутые торговые системы на базе QUIK поддерживают принцип субброкерства - особого статуса пользователя системы, обладающего правами регистрации собственных инвесторов, что позволяет охватить услугой большее количество пользователей, например, организовать работу банка с филиалами и их клиентами.
Интерфейс программы повторяет рабочую среду трейдера на бирже,
функционален и привычен для профессионального пользователя. Процедуры постановки и управления заявками оптимизированы так, что требуют минимум времени и позволяют вести активную торговлю. Проработан вопрос безопасности соединения через Интернет. Устанавливаемое соединение шифруется с помощью электронных ключей доступа, хранимых отдельно от самой программы и защищенных индивидуальным паролем. Кроме того, все поручения инвестора могут быть подписаны системой электронной подписи Верба-OW.
Информационно-торговые системы QUIK-ЕТС и QUIK-Акции подключаются к Техническому центру СМВБ в Новосибирске и обслуживают в основном региональных брокеров и инвесторов. Однако технология QUIK может использоваться любым профессиональным участником рынка самостоятельно, с помощью системы QUIK-Брокер.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Команда, вырабатывающая результат	Команда, использующая результат	Задержка в тактах
Операция АЛУ с ПТ	Другая операция АЛУ с ПТ	3
Операция АЛУ с ПТ	Запись двойного слова	2
Загрузка двойного слова	Другая операция АЛУ с ПТ	1
Загрузка двойного слова	Запись двойного слова	0

Основы реализации

Основы реализации

Ключевым моментом реализации в многопроцессорных системах с небольшим числом процессоров как схемы записи с аннулированием, так и схемы записи с обновлением данных, является использование для выполнения этих операций механизма шины. Для выполнения операции обновления или аннулирования процессор просто захватывает шину и транслирует по ней адрес, по которому должно производиться обновление или аннулирование данных. Все процессоры непрерывно наблюдают за шиной, контролируя появляющиеся на ней адреса. Процессоры проверяют не находится ли в их кэш-памяти адрес, появившийся на шине. Если это так, то соответствующие данные в кэше либо аннулируются, либо обновляются в зависимости от используемого протокола. Последовательный порядок обращений, присущий шине, обеспечивает также строго последовательное выполнение операций записи, поскольку когда два процессора конкурируют за выполнение записи в одну и ту же ячейку, один из них должен получить доступ к шине раньше другого. Один процессор, получив доступ к шине, вызовет необходимость обновления или аннулирования копий в других процессорах. В любом случае, все записи будут выполняться строго последовательно. Один из выводов, который следует сделать из анализа этой схемы заключается в том, что запись в разделяемый элемент данных не может закончиться до тех пор, пока она не захватит доступ к шине.
В дополнение к аннулированию или обновлению соответствующих копий блока кэш-памяти, в который производилась запись, мы должны также разместить элемент данных, если при записи происходит промах кэш-памяти. В кэш-памяти со сквозной записью последнее значение элемента данных найти легко, поскольку все записываемые данные всегда посылаются также и в память, из которой последнее записанное значение элемента данных может быть выбрано (наличие буферов записи может привести к некоторому усложнению).
Однако для кэш-памяти с обратным копированием задача нахождения последнего значения элемента данных сложнее, поскольку это значение скорее всего находится в кэше, а не в памяти. В этом случае используется та же самая схема наблюдения, что и при записи: каждый процессор наблюдает и контролирует адреса, помещаемые на шину. Если процессор обнаруживает, что он имеет модифицированную ("грязную") копию блока кэш-памяти, то именно он должен обеспечить пересылку этого блока в ответ на запрос чтения и вызвать отмену обращения к основной памяти. Поскольку кэши с обратным копированием предъявляют меньшие требования к полосе пропускания памяти, они намного предпочтительнее в мультипроцессорах, несмотря на некоторое увеличение сложности. Поэтому далее мы рассмотрим вопросы реализации кэш-памяти с обратным копированием.
Для реализации процесса наблюдения могут быть использованы обычные теги кэша. Более того, упоминавшийся ранее бит достоверности (valid bit), позволяет легко реализовать аннулирование. Промахи операций чтения, вызванные либо аннулированием, либо каким-нибудь другим событием, также не сложны для понимания, поскольку они просто основаны на возможности наблюдения. Для операций записи мы хотели бы также знать, имеются ли другие кэшированные копии блока, поскольку в случае отсутствия таких копий, запись можно не посылать на шину, что сокращает время на выполнение записи, а также требуемую полосу пропускания.
Чтобы отследить, является ли блок разделяемым, мы можем ввести дополнительный бит состояния (shared), связанный с каждым блоком, точно также как это делалось для битов достоверности (valid) и модификации (modified или dirty) блока. Добавив бит состояния, определяющий является ли блок разделяемым, мы можем решить вопрос о том, должна ли запись генерировать операцию аннулирования в протоколе с аннулированием, или операцию трансляции при использовании протокола с обновлением. Если происходит запись в блок, находящийся в состоянии "разделяемый" при использовании протокола записи с аннулированием, кэш формирует на шине операцию аннулирования и помечает блок как частный (private). Никаких последующих операций аннулирования этого блока данный процессор посылать больше не будет. Процессор с исключительной (exclusive) копией блока кэш-памяти обычно называется "владельцем" (owner) блока кэш-памяти.
При использовании протокола записи с обновлением, если блок находится в состоянии "разделяемый", то каждая запись в этот блок должна транслироваться. В случае протокола с аннулированием, когда посылается операция аннулирования, состояние блока меняется с "разделяемый" на "неразделяемый" (или "частный"). Позже, если другой процессор запросит этот блок, состояние снова должно измениться на "разделяемый". Поскольку наш наблюдающий кэш видит также все промахи, он знает, когда этот блок кэша запрашивается другим процессором, и его состояние должно стать "разделяемый".
Поскольку любая транзакция на шине контролирует адресные теги кэша, потенциально это может приводить к конфликтам с обращениями к кэшу со стороны процессора. Число таких потенциальных конфликтов можно снизить применением одного из двух методов: дублированием тегов, или использованием многоуровневых кэшей с "охватом" (inclusion), в которых уровни, находящиеся ближе к процессору являются поднабором уровней, находящихся дальше от него. Если теги дублируются, то обращения процессора и наблюдение за шиной могут выполняться параллельно. Конечно, если при обращении процессора происходит промах, он должен будет выполнять арбитраж с механизмом наблюдения для обновления обоих наборов тегов. Точно также, если механизм наблюдения за шиной находит совпадающий тег, ему будет нужно проводить арбитраж и обращаться к обоим наборам тегов кэша (для выполнения аннулирования или обновления бита "разделяемый"), возможно также и к массиву данных в кэше, для нахождения копии блока. Таким образом, при использовании схемы дублирования тегов процессор должен приостановиться только в том случае, если он выполняет обращение к кэшу в тот же самый момент времени, когда механизм наблюдения обнаружил копию в кэше. Более того, активность механизма наблюдения задерживается только когда кэш имеет дело с промахом.

Наимено-вание	Тип протокола	Стратегия записи в память	Уникальные свойства	Применение
Одиночная запись	Запись с аннулированием	Обратное копирование при первой записи	Первый описанный в литературе протокол наблюдения	-
Synapse N+1	Запись с аннулированием	Обратное копирование	Точное состояние, где "владельцем является память"	Машины Synapse Первые машины с когерентной кэш-памятью
Berkely	Запись с аннулированием	Обратное копирование	Состояние "разделяемый"	Машина SPUR университета Berkely
Illinois	Запись с аннулированием	Обратное копирование	Состояние "приватный"; может передавать данные из любого кэша	Серии Power и Challenge компании Silicon Graphics
"Firefly"	Запись с транс-ляцией	Обратное копирование для "приватных" блоков и сквозная запись для "разделяемых"	Обновление памяти во время трансляции	SPARCcenter 2000

Особенности архитектуры Alpha компании DEC

Особенности архитектуры Alpha компании DEC

В настоящее время семейство микропроцессоров с архитектурой Alpha представлено несколькими кристаллами, имеющими различные диапазоны производительности, работающие с разной тактовой частотой и рассеивающие разную мощность.
Первым на рынке появился 64-разрядный микропроцессор Alpha (DECchip 21064) . Он представляет собой RISC-процессор в однокристальном исполнении, в состав которого входят устройства целочисленной и плавающей арифметики, а также кэш-память емкостью 16 Кб. Кристалл проектировался с учетом реализации передовых методов увеличения производительности, включая конвейерную организацию всех функциональных устройств, одновременную выдачу нескольких команд для выполнения, а также средства организации симметричной многопроцессорной обработки.
В кристалле имеются два регистровых файла по 32 64-битовых регистра: один для целых чисел, второй - для чисел с плавающей точкой. Для обеспечения совместимости с архитектурами MIPS и VAX архитектура Alpha поддерживает арифметику с одинарной и двойной точностью как в соответствии со стандартом IEEE 754, так и в соответствии с внутренним для компании стандартом арифметики VAX.
Самая мощная модель процессора 21064 работает на частоте 200 МГц. В конце 1993 года появилась модернизированная версия кристалла - модель 21064А, имеющая на кристалле кэш-память удвоенного объема и работающая с тактовой частотой 275 МГц.
Затем были выпущены модели 21066 и 21068, оперирующие на частоте 166 и 66 МГц. Отличительной особенностью этой ветви процессоров Alpha является реализация на кристалле шины PCI. Это существенно упрощает и удешевляет как проектирование, так и производство компьютеров. Отличительная особенность модели 21068 - низкая потребляемая мощность (около 8 ватт). Основное предназначение этих двух новых моделей - персональные компьютеры и одноплатные ЭВМ.
На Рисунок 8.10 представлена блок-схема микропроцессора 21066. Основными компонентами этого процессора являются: кэш-память команд, целочисленное устройство, устройство плавающей точки, устройство выполнения команд загрузки/записи, кэш-память данных, а также контроллер памяти и контроллер ввода/вывода.

Особенности архитектуры MIPS компании MIPS Technology

Особенности архитектуры MIPS компании MIPS Technology

Архитектура MIPS была одной из первых RISC-архитектур, получившей признание со стороны промышленности. Она была анонсирована в 1986 году. Первоначально это была полностью 32-битовая архитектура, которая включала 32 регистра общего назначения длиною в 32 бит, 16 регистров плавающей точки и специальную пару регистров для хранения результатов выполнения операций целочисленного умножения и деления. Размер команд составлял 32 бит, в ней поддерживался всего один метод адресации, а адресное пространство также определялось 32 битами. Выполнение арифметических операций определялось стандартом IEEE 754. В компьютерной промышленности широкую популярность приобрели 32-битовые процессоры R2000 и R3000, которые в течение достаточно длительного времени служили основой для построения рабочих станций и серверов компаний Silicon Graphics, Digital, Siemens Nixdorf и др. Процессоры R3000/R3010 работали на тактовой частоте 33 или 40 МГц и обеспечивали производительность на уровне 20 SPECint92 и 23 SPECfp92.
На смену микропроцессорам семейства R3000 пришли новые 64-битовые микропроцессоры R4000 и R4400. (MIPS была первой в компьютерной промышленности компанией выпустившей процессоры с 64-битовой архитектурой). Набор команд этих процессоров (спецификация MIPS II) был расширен командами загрузки и записи 64-разрядных чисел с плавающей точкой, командами вычисления квадратного корня с одинарной и двойной точностью, командами условных прерываний, а также атомарными операциями, необходимыми для поддержки мультипроцессорных конфигураций. В процессорах R4000 и R4400 реализованы 64-битовые шины данных и 64-битовые регистры. В процессорах реализован метод удвоения внутренней тактовой частоты.
Процессоры R2000 и R3000 имели стандартные пятиступенчатые конвейеры команд. В процессорах R4000 и R4400 применяются более длинные конвейеры (иногда их называют суперконвейерами). Количество ступеней в процессорах R4000 и R4400 увеличилось до восьми, что объясняется прежде всего увеличением тактовой частоты и необходимостью распределения логики для обеспечения заданной пропускной способности конвейера. Процессор R4000 может работать с тактовой частотой 50/100 МГц и обеспечивает уровень производительности в 58 SPECint92 и 61 SPECfp92. Процессор R4400 может работать на частоте 50/100 МГц, или 75/150 МГц, показывая уровень производительности 94 SPECint92 и 105 SPECfp92.
Процессоры R4000 имели внутреннюю кэш-память емкостью 16 Кбайт, разделенную на 8-Кб кэш команд и 8-Кб кэш данных. С точки зрения реализации кэш-памяти процессор R4400 имеет более развитые возможности. Он выпускается в трех модификациях: PC (Primary Cash) - имеет внутренние кэши команд и данных емкостью по 16 Кбайт. Процессор в такой конфигурации предназначен главным образом для дешевых моделей рабочих станций. SC (Secondary Cash) содержит логику управления кэш-памятью второго уровня. MC (Multiprocessor Cash) - использует специальные алгоритмы обеспечения когерентности и согласованного состояния памяти для многопроцессорных конфигураций.
Компания MIPS объявила о создании своего нового суперскалярного процессора R10000, который в ближайшем будущем должен появиться на рынке. По заявлениям представителей MIPS Technology R10000 обеспечивает пиковую производительность в 800 MIPS при работе с внутренней тактовой частотой 200 МГц за счет обеспечения выдачи для выполнения четырех команд в одном такте синхронизации. При этом он обеспечивает обмен данными с кэш-памятью второго уровня со скоростью 3.2 Гбайт/с.
Чтобы обеспечить столь высокий уровень производительности в процессоре R10000 реализованы многие последние достижения в области технологии и архитектуры процессоров. На Рисунок 8.9 показана блок-схема этого микропроцессора.
Кэш-память данных первого уровня процессора R10000 имеет емкость 32 Кбайт и организована в виде двух одинаковых банков размером по 16 Кбайт, что обеспечивает двухкратное расслоение при выполнении обращений к этой кэш-памяти. Каждый банк представляет собой двухканальную множественно-ассоциативную кэш-память с размером строки (блока) в 32 байта. Кэш данных индексируется с помощью виртуального адреса и хранит теги физических адресов памяти. Такой метод индексации позволяет выбрать подмножество кэш-памяти в том же такте, в котором формируется виртуальный адрес. Однако для того, чтобы поддерживать когерентность с кэш-памятью второго уровня, в кэше первого уровня хранятся теги физических адресов памяти.
Интерфейс кэш-памяти второго уровня процессора R10000 поддерживает 128-битовую магистраль данных, которая может работать с тактовой частотой 200 МГц, обеспечивая скорость обмена 3.2 Гбайт/с. Все стандартные синхронные сигналы управления статической памятью вырабатываются внутри процессора. Минимальный объем кэш-памяти второго уровня составляет 512 Кбайт, максимальный размер - 16 Мбайт. Размер строки этой кэш-памяти программируется и может составлять 64 или 128 байт.
Объем внутренней двухканальной множественно-ассоциативной кэш-памяти команд составляет 32 Кбайт. Команды частично декодируются до их размещения в кэше команд. При этом к каждой команде добавляются 4 дополнительных бит, которые указывают исполнительное устройство, в котором она будет выполняться. Размер строки кэш-памяти команд составляет 64 байта.
Устройство переходов процессора может декодировать и выполнять одну команду перехода в каждом такте. Поскольку за каждой командой перехода следует слот задержки, максимально могут быть выбраны одновременно две команды перехода, но только одна более ранняя команда перехода может декодироваться в данный момент времени. Бит признака перехода добавляется к каждой команде во время декодирования команд. Эти биты используются для пометки команд перехода в конвейере выборки команд. Направление условного перехода прогнозируется с помощью специальной памяти, которая хранит историю выполнения переходов в прошлом. Двухбитовый код в этой памяти обновляется каждый раз, когда принято окончательное решение о направлении перехода. Все команды, выбранные вслед за командой условного перехода, считаются условными (спекулятивными). Это означает, что в момент их выборки заранее не известно, будет ли завершено их выполнение. Процессор допускает предварительное прогнозирование направления четырех команд условного перехода, которые могут разрешаться в произвольном порядке. Специальный стек переходов содержит строку на каждую выполняемую спекулятивно команду условного перехода. Каждая строка этого стека содержит информацию, необходимую для восстановления состояния процессора, если спекулятивные команды перехода были предсказаны неверно. Стек переходов позволяет быстро и эффективно восстановить конвейер, если прогноз направления перехода оказался неверным.

Особенности архитектуры POWER компании IBM и PowerPC компаний Motorola Apple и IBM

Особенности архитектуры POWER компании IBM и PowerPC компаний Motorola, Apple и IBM

Как уже было отмечено, одним из разработчиков фундаментальной концепции RISC-архитектуры был Джон Кук из Исследовательского центра IBM им. Уотсона, который в середине 70-х проводил исследования в этом направлении и построил миникомпьютер IBM 801, который так никогда и не появился на рынке. Дальнейшее развитие этих идей в компании IBM нашло отражение при разработке архитектуру POWER в конце 80-х. Архитектура POWER (и ее поднаправления POWER2 и PowerPC) в настоящее время являются основой семейства рабочих станций и серверов RISC System /6000 компании IBM.
Развитие архитектуры IBM 801 в направлении POWER шло в следующих направлениях: воплощение концепции суперскалярной обработки, улучшение архитектуры как целевого объекта компиляторов, сокращение длины конвейера и времени выполнения команд и, наконец, приоритетная ориентация на эффективное выполнение операций с плавающей точкой.

Особенности процессоров с архитектурой SPARC компании Sun Microsystems

Особенности процессоров с архитектурой SPARC компании Sun Microsystems

Масштабируемая процессорная архитектура компании Sun Microsystems (SPARC - Scalable Processor Architecture) является наиболее широко распространенной RISC-архитектурой, отражающей доминирующее положение компании на рынке UNIX-рабочих станций и серверов. Процессоры с архитектурой SPARC лицензированы и изготавливаются по спецификациям Sun несколькими производителями, среди которых следует отметить компании Texas Instruments, Fujitsu, LSI Logic, Bipolar International Technology, Philips и Cypress Semiconductor. Эти компании осуществляют поставки процессоров SPARC не только самой Sun Microsystems, но и другим известным производителям вычислительных систем, например, Solbourne, Toshiba, Matsushita, Tatung и Cray Research.
В 1990 году Sun передала все права на архитектуру SPARC организации SPARC International, которая в настоящее время включает более 250 членов. Основными задачами этой организации являются лицензирование технологии SPARC для реализации, руководства и проверки совместимости со стандартами SPARC. Именно такая стратегия лицензирования позволила процессорам с архитектурой SPARC занять лидирующие позиции на рынке RISC-кристаллов (по данным независимой компании IDC за 1992 год архитектура SPARC занимала 56% рынка, далее следовали MIPS - 15% и PA-RISC - 12.2%).
Первоначально архитектура SPARC была разработана с целью упрощения реализации 32-битового процессора. В последствии по мере улучшения технологии изготовления интегральных схем она постепенно развивалось и в настоящее время имеется 64-битовая версия этой архитектуры.
В отличие от большинства RISC архитектур SPARC использует регистровые окна, которые обеспечивают удобный механизм передачи параметров между программами и возврата результатов. Архитектура SPARC была первой коммерческой разработкой, реализующей механизмы отложенных переходов и аннулирования команд. Это давало компилятору большую свободу заполнения времени выполнения команд перехода командой, которая выполняется в случае выполнения условий перехода и игнорируется в случае, если условие перехода не выполняется.
Первый процессор SPARC был изготовлен компанией Fujitsu на основе вентильной матрицы, работающей на частоте 16.67 МГц. На основе этого процессора была разработана первая рабочая станция Sun-4 с производительностью 10 MIPS, объявленная осенью 1987 года (до этого времени компания Sun использовала в своих изделиях микропроцессоры Motorola 680X0). В марте 1988 года Fujitsu увеличила тактовую частоту до 25 МГц создав процессор с производительностью 15 MIPS.
Позднее компания Sun умело использовала конкуренцию среди компаний-поставщиков интегральных схем (LSI Logic, Cypress и Texas Instruments), выбирая наиболее удачные разработки для реализации своих изделий SPARCstation 1, SPARCstation 1+, SPARCstation IPC, SPARCstation ELC, SPARCstation IPX, SPARCstation 2 и серверов серий 4ХХ и 6ХХ. Тактовая частота процессоров SPARC была повышена до 40 МГц, а производительность - до 28 MIPS.

Отдает ордер брокеру - Брокер выполняет ордер

Отказоустойчивая архитектура Switchover/UX компании Hewlett Packard

Рисунок 11.5. Отказоустойчивая архитектура Switchover/UX компании Hewlett Packard

Хотя Oracle Parallel Server еще не поставлялся в составе кластерных систем HP, компания проводит активные работы в этом направлении. В частности, в последнее время появились новые программные продукты: MC/LockManager - менеджер блокировок, обеспечивающий связь между экземплярами Oracle, функционирующими в кластере, и MC/ServiceGuard - продукт, заменяющий ранее поставлявшийся Switchover.
Продукты HP известны своей высокой надежностью и хорошими показателями наработки на отказ. Дисковые массивы HP-FL поддерживают RAID уровней 0, 3 и 5, а также замену без выключения питания. В настоящее время в системах HP используются устройства Fast/Wide SCSI Disk Array, поддерживающие RAID уровней 0, 1, 3 и 5 с 50 Гбайт общего дискового пространства. В отличие от устройств HP-FL, подсоединение которых осуществлялось с помощью оптоволоконного кабеля, SCSI Disk Array подключается посредством обычных медных кабелей, длина которых может достигать 25 метров.
Новая версия ОС Version 10.0 HP-UX обеспечивает журнализацию файлов и распределенное управление блокировками, что позволяет HP активно конкурировать с продукцией высокой готовности других поставщиков.

Отказоустойчивость

Отказоустойчивость

- это такое свойство вычислительной системы, которое обеспечивает ей, как логической машине, возможность продолжения действий, заданных программой, после возникновения неисправностей. Введение отказоустойчивости требует избыточного аппаратного и программного обеспечения. Направления, связанные с предотвращением неисправностей и с отказоустойчивостью, - основные в проблеме надежности. Концепции параллельности и отказоустойчивости вычислительных систем естественным образом связаны между собой, поскольку в обоих случаях требуются дополнительные функциональные компоненты. Поэтому, собственно, на параллельных вычислительных системах достигается как наиболее высокая производительность, так и, во многих случаях, очень высокая надежность. Имеющиеся ресурсы избыточности в параллельных системах могут гибко использоваться как для повышения производительности, так и для повышения надежности. Структура многопроцессорных и многомашинных систем приспособлена к автоматической реконфигурации и обеспечивает возможность продолжения работы системы после возникновения неисправностей. Следует помнить, что понятие надежности включает не только аппаратные средства, но и программное обеспечение. Главной целью повышения надежности систем является целостность хранимых в них данных.

Отказоустойчивые решения Data General

Отказоустойчивые решения Data General

Линия продуктов высокой готовности компании Data General включает системы, основными свойствами которых являются: полностью автоматическое восстановление без потери данных, конфигурируемые дисковые и ленточные массивы и средства поддержания высокой готовности, встроенные в системное программное обеспечение.
Data General поставляет многопроцессорные SMP-серверы серий AV 5500, AV 8500 и AV 9500. Эти серверы поддерживают работу с отказоустойчивыми дисковыми и ленточными подсистемами CLARiiON, средства автоматической диагностики AV/Alert, инициируемые оператором или автоматически средства переключения на резервную систему, управление внешней памятью в режиме on-line, управление вводом/выводом и быстрое восстановление файлов.
При обнаружении отказа процессора, памяти или компоненты ввода/вывода система автоматически начинает процесс выключения и затем осуществляет собственную перезагрузку с исключением отказавших компонент. Стандартным средством указанных систем является наличие избыточных источников питания.
Максимальная степень готовности достигается при подключении двух серверов к высоконадежному дисковому массиву CLARiiON. Дисковые массивы CLARiiON Series C2000 Disk Array обеспечивают RAID уровней 0, 1, 3 и 5 в любых сочетаниях, до 20 накопителей в одном шасси общей емкостью до 80 Гбайт и возможность замены накопителя без выключения питания. В конструкции дискового массива используются избыточные интеллектуальные контроллеры с дублированными связями, обеспечивающие отказоустойчивость. Ленточный массив CLARiiON Series 4000 поддерживает отказоустойчивое резервное копирование и восстановление. В составе массива используется специальный процессор, реализующий схему расщепления данных, подобную RAID уровня 5. Ленточный массив обеспечивает не только высокую пропускную способность, но и реализует защиту от отказов носителя и накопителя. В действительности, даже при отказе накопителя или картриджа, операции по резервному копированию или восстановлению данных продолжаются без потери данных. В массив можно устанавливать 3, 5 или 7 накопителей. При двухкратной компрессии данных общая емкость ленточного массива может достигать 48 Гбайт.

Откроется следующее окно

Отдает ордер брокеру - Брокер выполняет ордер

Отдает ордер брокеру - Брокер выполняет ордер - Клиент получает подтверждение выполнения транзакции 2. Клиент-программа, представляющая собой аналитический модуль, который может трансформировать получаемые данные в графики, строит различные виды индикаторов и линии тренда. Зачастую данные программ подключаются к различным информационным агентствам, что позволяет пользователю получать различную финансовую, экономическую и политическую информацию.
3. Программные средства криптографической защиты информации - это модули,
которые просто повышают степень защиты передачи информации через Интернет, и не предоставляют никаких дополнительных услуг пользователю. Например, такие программные модули используют российские компании: «Гута-банк», "РосТрейд" и "Атон".
Не смотря на то, что все эти клиент-программ пользователь может получить через Интернет, обычно окончательную регистрацию приходиться проходить в офисе компании, что в свою очередь является еще одним минусом в данном способе брокерских услуг Преимущества Интернет-трейдинга Несмотря на потенциальные опасности, Интернет-трейдинг с каждым годом приобретает все большую популярность и набирает обороты с поистине космической скоростью. Это один из немногих видов бизнеса, развивающихся по экспоненте.
И это вполне объяснимо: всемирная сеть Интернет сделала торговлю на валютном рынке единственно возможной, позволяя мгновенно реагировать на любые изменения экономической, политической, военной и природной ситуации.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Отношение стоимость/производительность

Отношение стоимость/производительность

Появление любого нового направления в вычислительной технике определяется требованиями компьютерного рынка. Поэтому у разработчиков компьютеров нет одной единственной цели. Большая универсальная вычислительная машина (мейнфрейм) или суперкомпьютер стоят дорого. Для достижения поставленных целей при проектировании высокопроизводительных конструкций приходится игнорировать стоимостные характеристики. Суперкомпьютеры фирмы Cray Research и высокопроизводительные мейнфреймы компании IBM относятся именно к этой категории компьютеров. Другим крайним примером может служить низкостоимостная конструкция, где производительность принесена в жертву для достижения низкой стоимости. К этому направлению относятся персональные компьютеры различных клонов IBM PC. Между этими двумя крайними направлениями находятся конструкции, основанные на отношении стоимость/ производительность, в которых разработчики находят баланс между стоимостными параметрами и производительностью. Типичными примерами такого рода компьютеров являются миникомпьютеры и рабочие станции.
Для сравнения различных компьютеров между собой обычно используются стандартные методики измерения производительности. Эти методики позволяют разработчикам и пользователям использовать полученные в результате испытаний количественные показатели для оценки тех или иных технических решений, и в конце концов именно производительность и стоимость дают пользователю рациональную основу для решения вопроса, какой компьютер выбрать.

Отображать котировки в графическом виде в режиме он-лайн

Откроется следующее окно

Откроется следующее окно:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Отражал именно такой подход Привлекательность такого решения заключается в его простоте

Рисунок 5.12 отражал именно такой подход. Привлекательность такого решения заключается в его простоте.

RISC является внекристальная реализация кэша,

PA 7100

Особенностью архитектуры PA- RISC является внекристальная реализация кэша, что позволяет реализовать различные объемы кэш-памяти и оптимизировать конструкцию в зависимости от условий применения (Рисунок 8.6). Хранение команд и данных осуществляется в раздельных кэшах, причем процессор соединяется с ними с помощью высокоскоростных 64-битовых шин. Кэш-память реализуется на высокоскоростных кристаллах статической памяти (SRAM), синхронизация которых осуществляется непосредственно на тактовой частоте процессора. При тактовой частоте 100 МГц каждый кэш имеет полосу пропускания 800 Мбайт/с при выполнении операций считывания и 400 Мбайт/с при выполнении операций записи. Микропроцессор аппаратно поддерживает различный объем кэш-памяти: кэш команд может иметь объем от 4 Кбайт до 1 Мбайт, кэш данных - от 4 Кбайт до 2 Мбайт. Чтобы снизить коэффициент промахов применяется механизм хеширования адреса. В обоих кэшах для повышения надежности применяются дополнительные контрольные разряды, причем ошибки кэша команд корректируются аппаратными средствами.

Процессор PA 7200 имеет ряд

PA 7200

Процессор PA 7200 имеет ряд архитектурных усовершенствований по сравнению с PA 7100, главными из которых являются добавление второго целочисленного конвейера, построение внутрикристального вспомогательного кэша данных и реализация нового 64-битового интерфейса с шиной памяти.

Процессор PA 7200, как и его предшественник, обеспечивает суперскалярный режим работы с одновременной выдачей до двух команд в одном такте. Все команды процессора можно разделить на три группы: целочисленные операции, операции загрузки/записи и операции с плавающей точкой. PA 7200 осуществляет одновременную выдачу двух команд, принадлежащим разным группам, или двух целочисленных команд (благодаря наличию второго целочисленного конвейера с АЛУ и дополнительных портов чтения и записи в регистровом файле). Команды перехода выполняются в целочисленном конвейере, причем эти переходы могут составлять пару для одновременной выдачи на выполнение только с предшествующей командой.

Повышение тактовой частоты процессора требует упрощения декодирования команд на этапе выдачи. С этой целью предварительная дешифрация потока команд осуществляется еще на этапе загрузки кэш-памяти. Для каждого двойного слова кэш-память команд включает 6 дополнительных бит, которые содержат информацию о наличии зависимостей по данным и конфликтов ресурсов, что существенно упрощает выдачу команд в суперскалярном режиме.

В процессоре PA 7200 реализован эффективный алгоритм предварительной выборки команд, хорошо работающий и на линейных участках программ.

Как и в PA 7100 в процессоре реализован интерфейс с внешней кэш-памятью данных, работающей на тактовой частоте процессора с однотактным временем ожидания. Внешняя кэш-память данных построена по принципу прямого отображения. Кроме того, для повышения эффективности на кристалле процессора реализован небольшой вспомогательный кэш емкостью в 64 строки. Формирование, преобразование адреса и обращение к основной и вспомогательной кэш-памяти данных выполняется на двух ступенях конвейера. Максимальная задержка при обнаружении попадания равна одному такту.

Вспомогательный внутренний кэш содержит 64 32-байтовые строки. При обращении к кэш-памяти осуществляется проверка 65 тегов: 64-х тегов вспомогательного кэша и одного тега внешнего кэша данных. При обнаружении совпадения данные направляются в требуемое функциональное устройство.

При отсутствии необходимой строки в кэш-памяти производится ее загрузка из основной памяти. При этом строка поступает во вспомогательный кэш, что в ряде случаев позволяет сократить количество перезагрузок внешней кэш-памяти, организованной по принципу прямого отображения. Архитектурой нового процессора для команд загрузки/записи предусмотрено кодирование специального признака локального размещения данных ("spatial locality only"). При выполнении команд загрузки, помеченных этим признаком, происходит обычное заполнение строки вспомогательного кэша. Однако последующая запись строки осуществляется непосредственно в основную память минуя внешний кэш данных, что значительно повышает эффективность работы с большими массивами данных, для которых размера строки кэш-памяти с прямым отображением оказывается недостаточно.

Расширенный набор команд процессора позволяет реализовать средства автоиндексации для повышения эффективности работы с массивами, а также осуществлять предварительную выборку команд, которые помещаются во вспомогательный внутренний кэш. Этот вспомогательный кэш обеспечивает динамическое расширение степени ассоциативности основной кэш-памяти, построенной на принципе прямого отображения, и является более простым альтернативным решением по сравнению с множественно-ассоциативной организацией.

Процессор PA 7200 включает интерфейс новой 64-битовой мультиплексной системной шины Runway, реализующей расщепление транзакций и поддержку протокола когерентности памяти. Этот интерфейс включает буфера транзакций, схемы арбитража и схемы управления соотношениями внешних и внутренних тактовых частот.

Память с расслоением

Память с расслоением

Наличие в системе множества микросхем памяти позволяет использовать потенциальный параллелизм, заложенный в такой организации. Для этого микросхемы памяти часто объединяются в банки или модули, содержащие фиксированное число слов, причем только к одному из этих слов банка возможно обращение в каждый момент времени. Как уже отмечалось, в реальных системах имеющаяся скорость доступа к таким банкам памяти редко оказывается достаточной . Следовательно, чтобы получить большую скорость доступа, нужно осуществлять одновременный доступ ко многим банкам памяти. Одна из общих методик, используемых для этого, называется расслоением памяти. При расслоении банки памяти обычно упорядочиваются так, чтобы N последовательных адресов памяти i, i+1, i+2, ..., i+ N-1 приходились на N различных банков. В i-том банке памяти находятся только слова, адреса которых имеют вид kN + i (где 0 ( k ( M-1, а M число слов в одном банке). Можно достичь в N раз большей скорости доступа к памяти в целом, чем у отдельного ее банка, если обеспечить при каждом доступе обращение к данным в каждом из банков. Имеются разные способы реализации таких расслоенных структур. Большинство из них напоминают конвейеры, обеспечивающие рассылку адресов в различные банки и мультиплексирующие поступающие из банков данные. Таким образом, степень или коэффициент расслоения определяют распределение адресов по банкам памяти. Такие системы оптимизируют обращения по последовательным адресам памяти, что является характерным при подкачке информации в кэш-память при чтении, а также при записи, в случае использования кэш-памятью механизмов обратного копирования. Однако, если требуется доступ к непоследовательно расположенным словам памяти, производительность расслоенной памяти может значительно снижаться.
Обобщением идеи расслоения памяти является возможность реализации нескольких независимых обращений, когда несколько контроллеров памяти позволяют банкам памяти (или группам расслоенных банков памяти) работать независимо.
Если система памяти разработана для поддержки множества независимых запросов (как это имеет место при работе с кэш-памятью, при реализации многопроцессорной и векторной обработки), эффективность системы будет в значительной степени зависеть от частоты поступления независимых запросов к разным банкам. Обращения по последовательным адресам, или в более общем случае обращения по адресам, отличающимся на нечетное число, хорошо обрабатываются традиционными схемами расслоенной памяти. Проблемы возникают, если разница в адресах последовательных обращений четная. Одно из решений, используемое в больших компьютерах, заключается в том, чтобы статистически уменьшить вероятность подобных обращений путем значительного увеличения количества банков памяти. Например, в суперкомпьютере NEC SX/3 используются 128 банков памяти.
Подобные проблемы могут быть решены как программными, так и аппаратными средствами.

Параллелизм на уровне выполнения

Параллелизм на уровне выполнения команд, планирование загрузки конвейера и методика разворачивания циклов

В предыдущей главе мы рассмотрели средства конвейеризации, которые обеспечивают совмещенный режим выполнения команд, когда они являются независимыми друг от друга. Это потенциальное совмещение выполнения команд называется параллелизмом на уровне команд. В данной главе мы рассмотрим ряд методов развития идей конвейеризации, основанных на увеличении степени параллелизма, используемой при выполнении команд. Мы начнем с рассмотрения методов, позволяющих снизить влияние конфликтов по данным и по управлению, а затем вернемся к теме расширения возможностей процессора по использованию параллелизма, заложенного в программах. Затем мы обсудим современные технологии компиляторов, используемые для увеличения степени параллелизма уровня команд.
Для начала запишем выражение, определяющее среднее количество тактов для выполнения команды в конвейере:
CPI конвейера = CPI идеального конвейера +
+ Приостановки из-за структурных конфликтов +
+ Приостановки из-за конфликтов типа RAW +
+ Приостановки из-за конфликтов типа WAR +
+ Приостановки из-за конфликтов типа WAW +
+ Приостановки из-за конфликтов по управлению
CPI идеального конвейера есть не что иное, как максимальная пропускная способность, достижимая при реализации. Уменьшая каждое из слагаемых в правой части выражения, мы минимизируем общий CPI конвейера и таким образом увеличиваем пропускную способность команд. Это выражение позволяет также охарактеризовать различные методы, которые будут рассмотрены в этой главе, по тому компоненту общего CPI, который соответствующий метод уменьшает. На Рисунок 6.1 показаны некоторые методы, которые будут рассмотрены, и их воздействие на величину CPI.
Прежде, чем начать рассмотрение этих методов, необходимо определить концепции, на которых эти методы построены.

Параллелизм уровня цикла концепции и методы

Параллелизм уровня цикла: концепции и методы

Параллелизм уровня цикла обычно анализируется на уровне исходного текста программы или близкого к нему, в то время как анализ параллелизма уровня команд главным образом выполняется, когда команды уже сгенерированы компилятором. Анализ на уровне циклов включает определение того, какие зависимости существуют между операндами в цикле в пределах одной итерации цикла. Теперь мы будем рассматривать только зависимости по данным, которые возникают, когда операнд записывается в некоторой точке и считывается в некоторой более поздней точке. Мы обсудим коротко зависимости по именам. Анализ параллелизма уровня цикла фокусируется на определении того, зависят ли по данным обращения к данным в последующей итерации от значений данных, вырабатываемых в более ранней итерации.
Рассмотрим следующий цикл:
for (i=1; i<=100; i=i+1) {
A[i+1] = A[i] + C[i]; /* S1 */
B[i+1] = B[i] + A[i+1];} /*S2*/
}
Предположим, что A, B и C представляют собой отдельные, неперекрывающиеся массивы. (На практике иногда массивы могут быть теми же самыми или перекрываться. Поскольку массивы могут передаваться в качестве параметров некоторой процедуре, которая содержит этот цикл, определение того, перекрываются ли массивы или они совпадают, требует изощренного, межпроцедурного анализа программы). Какие зависимости по данным имеют место между операторами этого цикла?
Имеются две различных зависимости:

S1 использует значение, вычисляемое оператором S1 на более ранней итерации, поскольку итерация i вычисляет A[i+1], которое считывается в итерации i+1. То же самое справедливо для оператора S2 для B[i] и B[i+1].

S2 использует значение A[i+1], вычисляемое оператором S1 в той же самой итерации.

Эти две зависимости отличаются друг от друга и имеют различный эффект. Чтобы увидеть, чем они отличаются, предположим, что в каждый момент времени существует только одна из этих зависимостей. Рассмотрим зависимость оператора S1 от более ранней итерации S1. Эта зависимость (loop-carried dependence) означает, что между различными итерациями цикла существует зависимость по данным. Более того, поскольку оператор S1 зависит от самого себя, последовательные итерации оператора S1 должны выполняться упорядочено.
Вторая зависимость (S2 зависит от S1) не передается от итерации к итерации. Таким образом, если бы это была единственная зависимость, несколько итераций цикла могли бы выполняться параллельно, при условии, что каждая пара операторов в итерации поддерживается в заданном порядке.
Имеется третий тип зависимостей по данным, который возникает в циклах, как показано в следующем примере.
Рассмотрим цикл:
for (i=1; i<=100; i=i+1) {
A[i] = A[i] + B[i]; /* S1 */
B[i+1] = C[i] + D[i]; /* S2 */
}
Оператор S1 использует значение, которое присваивается оператором S2 в предыдущей итерации, так что имеет место зависимость между S2 и S1 между итерациями.
Несмотря на эту зависимость, этот цикл может быть сделан параллельным. Как и в более раннем цикле эта зависимость не циклическая: ни один из операторов не зависит сам от себя и хотя S1 зависит от S2, S2 не зависит от S1. Цикл является параллельным, если только отсутствует циклическая зависимость.
Хотя в вышеприведенном цикле отсутствуют циклические зависимости, чтобы выявить параллелизм, он должен быть преобразован в другую структуру. Здесь следует сделать два важных замечания:

Зависимость от S1 к S2 отсутствует. Если бы она была, то в зависимостях появился бы цикл и цикл не был бы параллельным. Вследствие отсутствия других зависимостей, перестановка двух операторов не будет влиять на выполнение оператора S2.

В первой итерации цикла оператор S1 зависит от значения B[1], вычисляемого перед началом цикла.

Эти два замечания позволяют нам заменить выше приведенный цикл следующей последовательностью:
A[1] = A[1] + B[1];
for (i=1; i<=99; i=i+1) {
B[i+1] = C[i] + D[i];
A[i+1] = A[i+1] + B[i+1];
}
B[101] = C[100] + D[100];
Теперь итерации цикла могут выполняться с перекрытием, при условии, что операторы в каждой итерации выполняются в заданном порядке. Имеется множество такого рода преобразований, которые реструктурируют цикл для выявления параллелизма.
Основное внимание в оставшейся части этой главы сосредоточено на методах выявления параллелизма уровня команд. Зависимости по данным в откомпилированных программах представляют собой ограничения, которые оказывают влияние на то, какая степень параллелизма может быть использована. Вопрос заключается в том, чтобы подойти к этому пределу путем минимизации действительных конфликтов и связанных с ними приостановок конвейера. Методы, которые мы изучаем становятся все более изощренными в стремлении использования всего доступного параллелизма при поддержании истинных зависимостей по данным в коде программы. Как компилятор, так и аппаратура здесь играют свою роль: компилятор старается устранить или минимизировать зависимости, в то время как аппаратура старается предотвратить превращение зависимостей в приостановки конвейера.

Параллелизм уровня команд зависимости и конфликты по данным

Параллелизм уровня команд: зависимости и конфликты по данным

Все рассматриваемые в этой главе методы используют параллелизм, заложенный в последовательности команд. Как мы установили выше этот тип параллелизма называется параллелизмом уровня команд или ILP. Степень параллелизма, доступная внутри базового блока (линейной последовательности команд, переходы из вне которой разрешены только на ее вход, а переходы внутри которой разрешены только на ее выход) достаточно мала. Например, средняя частота переходов в целочисленных программах составляет около 16%. Это означает, что в среднем между двумя переходами выполняются примерно пять команд. Поскольку эти пять команд возможно взаимозависимые, то степень перекрытия, которую мы можем использовать внутри базового блока, возможно будет меньше чем пять. Чтобы получить существенное улучшение производительности, мы должны использовать параллелизм уровня команд одновременно для нескольких базовых блоков.

Отображать котировки в графическом виде в режиме он-лайн

отображать котировки в графическом виде в режиме он-лайн;
получать консультации о текущем состоянии фондового рынка через интерфейс,
общаясь с администратором счета;
получать выписки, отчеты на бумажном носителе и в электронном виде;
экспортировать информацию в любую из ныне существующих систем технического анализа.
Кроме того, компания "ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент" предоставляет пользователю Z-Trade возможность маржинального кредитования. При этом кредитование как денежными средствами, так и ценными бумагами в течение торговой сессии является бесплатным. Размер плеча определяется администратором счета и обычно составляет: внутри дня - от 1:2 до 1:4; с переносом позиции на следующий день - 1:3. Кредитование производится путем изменения лимитов администратором счета перед началом торгового дня.
Для обеспечения безопасности системы компания "ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент" предприняла следующие меры. Первое - это использование программного средства криптографической защиты информации "Нотариус". В 1999
году оно было сертифицировано в системе государственной сертификации России ГОСТ РФ. Второе - система Z-trade застрахована российским страховым агентством Ингосстрах по таким позициям как: убытки, причиненные действиями третьих лиц,
заключающимися в несанкционированном доступе к техническим средствам; убытки,
связанные с повреждением/уничтожением электронных данных и их носителей;
убытки, причиненные действиями компьютерных вирусов.
Программа Z-Trade и месячное обслуживание бесплатные. Пользователь платит за открытие счета и комиссионные с суммы сделки, которые зависят от объема сделки за день. Минимум 0,03% при обороте больше 3 млн. рублей, максимум 0,2%
при обороте менее 50000 рублей.
Для того чтобы стать клиентом "ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент", нужно получить ПО Z-Trade с Web-сайта компании и установить его на компьютере. Затем нужно открыть счет в системе. Эта процедура включает в себя заключение договора обслуживания на фондовом рынке "Клиент - ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент" и подписание комплекта документов "Клиент - Депозитарий". Открытие счета возможно через Интернет. Будущий клиент заполняет простую форму и оставляет номер контактного телефона.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Метод	Снижает
Разворачивание циклов	Приостановки по управлению
Базовое планирование конвейера	Приостановки RAW
Динамической планирование с централизованной схемой управления	Приостановки RAW
Динамическое планирование с переименованием регистров	Приостановки WAR и WAW
Динамическое прогнозирование переходов	Приостановки по управлению
Выдача нескольких команд в одном такте	Идеальный CPI
Анализ зависимостей компилятором	Идеальный CPI и приостановки по данным
Программная конвейеризация и планирование трасс	Идеальный CPI и приостановки по данным
Выполнение по предположению	Все приостановки по данным и управлению
Динамическое устранение неоднозначности памяти	Приостановки RAW, связанные с памятью

Персональные компьютеры и рабочие станции

Персональные компьютеры (ПК)

Персональные компьютеры (ПК)

появились в результате эволюции миникомпьютеров при переходе элементной базы машин с малой и средней степенью интеграции на большие и сверхбольшие интегральные схемы. ПК, благодаря своей низкой стоимости, очень быстро завоевали хорошие позиции на компьютерном рынке и создали предпосылки для разработки новых программных средств, ориентированных на конечного пользователя. Это прежде всего - "дружественные пользовательские интерфейсы", а также проблемно-ориентированные среды и инструментальные средства для автоматизации разработки прикладных программ.

Первый этап пройден успешно

Платформа TRANSAQ

Первый этап пройден успешно

Первый этап пройден успешно!

Затем, для того, чтобы в Symbol Portfolio появились остальные валюты, самый простой способ добиться этого – загрузить в Global Server историю котировок с диска или с сайта http://www.forextrader.ru/news.html или http://www.forexite.com хотя бы за несколько дней.
После загрузки данных в формате для OMEGA TRADE STATION в выбранную вами директорию, импортируйте их в Global Server.
При этом при загрузке следует указать:
GlobalServer > File > Import data > GlobalServer format

Первый этап пройден успешно

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Подача маржинальной заявки не требует согласования

Платформа TRANSAQ

Платформа TRANSAQ представляет собой электронную систему для Интернет-
трейдинга, изначально подчиненную принципам интегрированных банковских систем - сквозному процессингу (STP), онлайновому анализу (OLAP) и динамической
интеграции подсистем за счет стандартизации финансовых сообщений (событий) в архитектуре "финансовой сети". Доступ клиентов к трейдингу рассматривается в качестве одной из функций единой ритейл-платформы транзакционного и информационно-аналитического содержания.
Система Transaq состоит из следующих модулей.
Клиентское приложение - Windows-приложение, содержащее уровни Сетевого соединения, Обмена финансовыми сообщениями и Графического интерфейса.
Сервер процессинга ордеров и управления рисками - OLTP (online transaction processing) приложение, содержащее уровни Сетевого соединения, Обмена финансовыми сообщениями, Процессинга ордеров и Динамического управления рисками.
Транзакционный Шлюз в Торговую Систему ММВБ - WindowsNT-приложение,
содержащее уровни Сетевого соединения, Обмена финансовыми сообщениями,
Коммуникации со шлюзом ММВБ.
Терминал Технического Администратора.
Клиентское приложение системы Transaq состоит из следующих частей.
Система шифрования ордеров и аутентификации пользователей с использованием паролей и электронных ключей.
Онлайновый табличный и графический интерфейс мониторинга рынка - книги заявок, цены сделок, агрегированная историческая информация (временные свечи).
Интерфейс графического и технического анализа - интервальные графики в различных системах символики, индикаторы, line studies, alerts, и т.п.
Интерфейс ввода, редактирования, отмены ордеров, аналитические журналы заявок и сделок.
Динамические экранные отчеты о структуре и обеспеченности позиционного и залогового портфеля с учетом переоценок по приведению к рынку по текущим рыночным котировкам.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Поддержка точных прерываний

Поддержка точных прерываний

Другая проблема, связанная с реализацией команд с большим временем выполнения, может быть проиллюстрирована с помощью следующей последовательности команд:
DIVF F0,F2,F4
ADDF F10,F10,F8
SUBF F12,F12,F14
Эта последовательность команд выглядит очень просто. В ней отсутствуют какие-либо зависимости. Однако она приводит к появлению новых проблем из-за того, что выданная раньше команда может завершиться после команды, выданной для выполнения позже. В данном примере можно ожидать, что команды ADDF и SUBF завершаться раньше, чем завершится команда DIVF. Этот эффект является типичным для конвейеров команд с большим временем выполнения и называется внеочередным завершением команд (out-of-order completion). Тогда, например, если команда DIVF вызовет арифметическое прерывание после завершения команды ADDF, мы не сможем реализовать точное прерывание на уровне аппаратуры. В действительности, поскольку команда ADDF меняет значение одного из своих операндов, невозможно даже с помощью программных средств восстановить состояние, которое было перед выполнением команды DIVF.
Имеются четыре возможных подхода для работы в условиях внеочередного завершения команд. Первый из них просто игнорирует проблему и предлагает механизмы неточного прерывания. Этот подход использовался в 60-х и 70-х годах и все еще применяется в некоторых суперкомпьютерах, в которых некоторые классы прерываний запрещены или обрабатываются аппаратурой без остановки конвейера. Такой подход трудно использовать в современных машинах при наличии концепции виртуальной памяти и стандарта на операции с плавающей точкой IEEE, которые требуют реализации точного прерывания путем комбинации аппаратных и программных средств. В некоторых машинах эта проблема решается путем введения двух режимов выполнения команд: быстрого, но с возможно не точными прерываниями, и медленного, гарантирующего реализацию точных прерываний.
Второй подход заключается в буферизации результатов операции до момента завершения выполнения всех команд, предшествовавших данной. В некоторых машинах используется этот подход, но он становится все более дорогостоящим, если отличия во времени выполнения разных команд велики, поскольку становится большим количество результатов, которые необходимо буферизовать. Более того, результаты из этой буферизованной очереди необходимо пересылать для обеспечения продолжения выдачи новых команд. Это требует большого количества схем сравнения и многовходовых мультиплексоров. Имеются две вариации этого основного подхода. Первая называется буфером истории (history file), использовавшемся в машине CYBER 180/990. Буфер истории отслеживает первоначальные значения регистров. Если возникает прерывание и состояние машины необходимо откатить назад до точки, предшествовавшей некоторым завершившимся вне очереди командам, то первоначальное значение регистров может быть восстановлено из этого буфера истории. Подобная методика использовалась также при реализации автоинкрементной и автодекрементной адресации в машинах типа VAX. Другой подход называется буфером будущего (future file). Этот буфер хранит новые значения регистров. Когда все предшествующие команды завершены, основной регистровый файл обновляется значениями из этого буфера. При прерывании основной регистровый файл хранит точные значения регистров, что упрощает организацию прерывания. В следующей главе будут рассмотрены некоторые расширения этой идеи.
Третий используемый метод заключается в том, чтобы разрешить в ряде случаев неточные прерывания, но при этом сохранить достаточно информации, чтобы подпрограмма обработки прерывания могла выполнить точную последовательность прерывания. Это предполагает наличие информации о находившихся в конвейере командах и их адресов. Тогда после обработки прерывания, программное обеспечение завершает выполнение всех команд, предшествовавших последней завершившейся команде, а затем последовательность может быть запущена заново. Рассмотрим следующий наихудший случай:

Подсистемы внешней памяти высокой готовности

Подсистемы внешней памяти высокой готовности

Первым шагом на пути обеспечения высокой готовности является защита наиболее важной части системы, а именно - данных. Разные типы конфигураций избыточной внешней памяти обеспечивают разную степень защиты данных и имеют разную стоимость.
Имеются три основных типа подсистем внешней памяти с высокой готовностью. Для своей реализации они используют технологию Избыточных Массивов Дешевых Дисков (RAID - Redundant Arrays of Inexpensive Disks). Наиболее часто используются следующий решения (более подробно об уровнях RAID см. разд. 9.3.2): RAID уровня 1 или зеркальные диски, RAID уровня 3 с четностью и RAID уровня 5 с распределенной четностью. Эти три типа внешней памяти в общем случае имеют практически почти мгновенное время восстановления в случае отказа. Кроме того, подобные устройства иногда позволяют пользователям смешивать и подбирать типы RAID в пределах одного дискового массива. В общем случае дисковые массивы представляются прикладной задаче как один диск.
Технология RAID уровня 1 (или зеркалирования дисков) основана на применении двух дисков так, что в случае отказа одного из них, для работы может быть использована копия, находящаяся на дополнительном диске. Программные средства поддержки зеркальных дисков обеспечивают запись всех данных на оба диска. Недостатком организации зеркальных дисков является удвоение стоимости аппаратных средств и незначительное увеличение времени записи, поскольку данные должны быть записаны на оба диска. Положительные стороны этого подхода включают возможность обеспечения резервного копирования в режиме on-line, а также замену дисков в режиме on-line, что существенно снижает плановое время простоя. Как правило, структура устройств с зеркальными дисками устраняет также единственность точки отказа, поскольку для подключения обоих дисков обычно предусматриваются два отдельных кабеля, а также два отдельных контроллера ввода/вывода.
В массивах RAID уровня 3 предусматривается использование одного дополнительного дискового накопителя, обеспечивающего хранение информации о четности (контрольной суммы) данных, записываемых на каждые два или четыре диска. Если один из дисков в массиве отказывает, информация о четности вместе с данными, находящимися на других оставшихся дисках, позволяет реконструировать данные, находившиеся на отказавшем накопителе.
Массив RAID уровня 5 является комбинацией RAID уровня 0, в котором данные расщепляются для записи на несколько дисков, и RAID уровня 3, в которых имеется один дополнительный диск. В RAID уровня 5 полезная информация четырех дисков и контрольная информация распределяется по всем пяти дискам так, что при отказе одного из них, оставшиеся четыре обеспечивают считывание необходимых данных. Методика расщепления данных позволяет также существенно увеличить скорость ввода/вывода при передаче больших объемов данных.
Диапазон возможных конструкций современных дисковых массивов достаточно широк. Он простираются от простых подсистем без многих дополнительных возможностей до весьма изощренных дисковых подсистем, которые позволяют пользователям смешивать и подбирать уровни RAID внутри одного устройства. Наиболее мощные дисковые подсистемы могут также содержать в своем составе процессоры, которые разгружают основную систему от выполнения рутинных операций ввода/вывода, форматирования дисков, защиты от ошибок и выполнения алгоритмов RAID. Большинство дисковых массивов снабжаются двумя портами, что позволяет пользователям подключать их к двум различным системам.
Добавка к стоимости дисковой подсистемы для организации зеркальных дисков стремится к 100%, поскольку требуемые диски должны дублироваться в избыточной конфигурации 1:1. Дополнительная стоимость дисков для RAID уровней 3 и 5 составляет либо 33% при наличии диска четности для каждых двух дисков, либо более часто 20% при наличии диска четности для каждых четырех накопителей. Кроме того, следует учитывать стоимость специального программного обеспечения, а также стоимость организации самого массива. Некоторые компании предлагают программные средства для организации зеркальных дисков при использовании обычных дисковых подсистем. Другие предлагают возможности зеркальной организации в подсистемах RAID, специально изготовленных для этих целей. Подсистемы, использующие RAID уровней 3 и 5, отличаются по стоимости в зависимости от своих возможностей.
Реализация внешней памяти высокой готовности может приводить также к увеличению системных накладных расходов. Например, основной процессор системы вынужден обрабатывать две операции при каждой записи информации на зеркальные диски, если эти диски не являются частью зеркального дискового массива, который имеет свои собственные средства обработки. Однако наиболее сложные дисковые массивы позволяют снизить накладные расходы за счет использования процессоров ввода/вывода, являющихся частью аппаратуры дискового массива.
В настоящее время для устройств внешней памяти характерна тенденция уменьшения соотношения стоимости на единицу емкости памяти (1, 0.5 и менее долларов за мегабайт). Эта тенденция делает сегодняшние избыточные решения по внешней памяти даже менее дорогими, по сравнению со стоимостью подсистем с обычными дисками, выпускавшимися только год назад. Поэтому использование подсистемы RAID очень быстро становится одним из базовых требований обычных систем, а не специальным свойством систем высокой готовности.

Поиск нужной информации в Интернете

Подача маржинальной заявки не требует согласования

Подача маржинальной заявки не требует согласования, лимиты автоматически отслеживаются системой.
Просмотр реестра сделок, состояния портфелей.
В рамках системы "Альфа-Директ" возможно осуществление внутренних денежных и депозитарных переводов по любым портфелям пользователя, вывод денежных средств и ценных бумаг, пополнение пластиковой карты Альфа-Банка денежными средствами с инвестиционного счета.
В рамках системы "Альфа-Директ" пользователь может самостоятельно назначить различные права доступа к системе доверенным лицам.
Система сообщений "Сигнал" - программирование автоматических сообщений на GSM мобильный телефон, электронную почту, пейджер.
Система позволяет пользователям обмениваться сообщениями друг с другом, а также с трейдерами и аналитиками Альфа-Банка.
Для обеспечения безопасности системы используется средство криптозащиты "Крипто-Про CSP", разработанное ООО "КРИПТО-ПРО" и ГУП НТЦ "Атлас".
Стать клиентом системы "Альфа-Директ" можно двумя способами:
открыть собственный инвестиционный счет в Альфа-Банке и управлять этим счетом, направляя поручения по Интернет;
стать доверенным лицом другого юридического или физического лица, на имя которого открыт инвестиционный счет в Альфа-Банке, и управлять этим счетом в качестве Управляющего - уполномоченного лица владельца счета.
Для начала работы в системе необходимо списать дистрибутив ПО с Web-сайта,
зарегистрироваться в системе в качестве Пользователя (с помощью специального Мастера на сайте), изготовить и зарегистрировать собственные ключи электронной подписи. С помощью другого Мастера Web-сайта клиент может открыть инвестиционный счет в Альфа-Банке. Если клиент является доверенным лицом, ему следует подготовить (опять же с помощью Мастера) и представить в Альфа-Банк специальную доверенность Управляющего от имени владельца счета.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Поиск нужной информации в Интернете 2

Поиск нужной информации в Интернете

Поиск нужной информации в Интернете и полезные советы 1. Начинать с обучения. На FOREX бесполезно рассчитывать на везение и интуицию. Это не рулетка. Выиграть на FOREX можно только опираясь на знания,
разработанную и проверенную на учебном счету методику, и имея трезвую голову.
Вы можете пройти обучение сами, с помошью друзей, на курсах. Неважно какой путь Вы выберете - главное научиться и желательно не успеть потерять слишком много денег, чтобы не опустились руки.
2. НИКОГДА НЕ РАБОТАЙТЕ НА FOREX НА ПОСЛЕДНИЕ ДЕНЬГИ. Проверено -
бесполезно. Волнение в этом случае затмевает трезвый расчет, и потери неизбежны.
3. Постарайтесь избежать работы с Российскими брокерами. Если они не являются Introducing broker - т.е. брокер, представляющий на российском рынке какую-нибцдь солидную известную компанию, то постоянное искушение русских заработать побольше и побыстрее, как правило, приводит к печальным последствиям для трейдеров, отдавших им свои деньги. В России существует всего несколько нормальных чисто русских компаний, и все эти компании созданы серьезными банками.
4. Выбирая брокера для работы, прежде всего обратите внимание на условия.
Прежде всего - отсутствие комиссии, и нормальный (не более 5 пунктов) спрэд.
5. Ни в коем случае не открывайте реальный счет сразу. Откройте учебный и попробуйте его хотя бы несколько месяцев, лучше не менее года. Если есть мини-
счет, откройте и его. Если котировки на мини и обычном счету отличаются, есть повод лишний раз задуматься.
6. ПОМНИТЕ: если Вы столкнетесь с какими-то проблемами (проскальзывание,
ошибочное исполнение ордеров, зависание программного обеспечения и т.д.) -
значит, на реальном счету можно ожидать еще больших проблем, но они уже привецут к реальной потере Ваших средств.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Получение котировок и подкачка истории от FOREXITE

Поиск нужной информации в Интернете 2
Поиск нужной информации в Интернете и полезные советы 2

7. Программное обеспечение должно быть удобным в работе, обеспечивать мгновенный доступ к ордерам (а не требовать открытия отдельных страниц как,
например, у FOREXITE), изменение ордеров должно быть доступно в самом орде
а не путем выставления нового - любая потенциальная задержка во времени будет играть только в пользу брокера, и в Вам минус.
8. Постарайтесь не работать с реальным счетом до того, как вы не отработатете свою стратегию, которая начнет РЕГУЛЯРНО ПРИНОСИТЬ ДОХОД НА УЧЕБНОМ СЧЕТУ, и вы не начнете относиться к своему выигрышу спокойно, как к работе,
которая приносит ожидаемые и стабильные результаты.
Для того, чтобы найти в Интернете среди огромного океана информации то, что действительно может понадобиться трейдеру, нужно потратить массу времени и средств, чтобы оплатить по крайней мере доступ в И-нет.
Как мы и обещали, выкладывая на этих страницах ссылки на полезную и проверенную информацию, мы уже начинаем экономить ваши деньги и время...
Будем признательны за замечания, ведь что-то устаревает, а постоянно проверять все ссылки просто невозможно. Быть может, Вы поделитесь с нами своими открытиями и порекомендуете нам и Вашим коллегам что-нибудь новое и полезное.
Заранее благодарим Вас за это !
Что касается самих советов, то даже наши советы нужно воспринимать с известной долей скептицизма. Абсолютных истин не существует, и не нужно рассматривать их в качестве 100%-й гарантии. Даже страховой полис иногда не гарантирует на 100%...
ССЫЛКИ • Форумы •
Форум тредеров GELIUM Банковский форум Форум деньги Форум трейдеров Форумы РТС • Информационные агенства, сервера, он-лайн газеты... •
РосБизнесКонсалтинг База данных Московского РО ФКЦБ AK&M Интерфакс

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Получение Real-time котировок

Получение котировок и подкачка истории от FOREXITE

Получение котировок и подкачка истории от FOREXITE Для получения котировок в On-line режиме, Вам нужно предварительно настроить OMEGA TRADE STATION 2000i, как это было описано в разделе 4.3. и установить и настроить Forexite Quote Room, как это описано в разделе 4.4.3.
Теперь, предварительно подключившись к Интернету, вы сможете получать котировки в режимер реального времени прямо на ваш компьютер в программу OMEGA TRADE STATION. Учтите, однако, что Вы должны вначале запускать программу Forexite Quote Room, а лишь потом OMEGA TRADE STATION 2000i , а не наоборот (иначе котировки импортироваться не будут)!
Чтобы в Вашей истории котировок не было пробелов, Вам нужно загрузить историю котировок с диска или скачать (и в дальнейшем каждый раз подчкачивать историю по пропущенным дням и часам) с сайта FOREXITE или же с нашего сайта со страницы новостей: http://www.forextrader.ru/news.html

Получение котировок и подкачка истории от FOREXITE

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Получится такой вид

Получение Real-time котировок
Получение Real-time котировок

Загрузка и настройка Forexite Quote Room для получения Real-time котировок Загрузите с сайта http://www.forexite.com последнюю версию Forexite Quote Room,
бесплатно зарегистрируйтесь на сайте, получите ID номер и инсталлируйте программу на свой компьютер. После запуска программы вы должны увидеть следующие окна:

Получение Real-time котировок

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Последовательность команд с приостановкой конвейера

Рисунок 5.9. Последовательность команд с приостановкой конвейера

Этот случай отличается от последовательности подряд идущих команд АЛУ. Команда загрузки (LW) регистра R1 из памяти имеет задержку, которая не может быть устранена обычной "пересылкой". Вместо этого нам нужна дополнительная аппаратура, называемая аппаратурой внутренних блокировок конвейера (pipeline interlook), чтобы обеспечить корректное выполнение примера. Вообще такого рода аппаратура обнаруживает конфликты и приостанавливает конвейер до тех пор, пока существует конфликт. В этом случае эта аппаратура приостанавливает конвейер начиная с команды, которая хочет использовать данные в то время, когда предыдущая команда, результат которой является операндом для нашей, вырабатывает этот результат. Эта аппаратура вызывает приостановку конвейера или появление "пузыря" точно также, как и в случае структурных конфликтов.

После исполнения сделки система

Получится такой вид

Получится такой вид:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

После нажатия Edit Edit symbol

После исполнения сделки система

После исполнения сделки система корректирует первоначальный текущий портфель на основе информации, полученной с биржи, и формирует отчет по совершенным
операциям. Инвестор может вести в системе журналы поданных поручений и совершенных сделок. Кроме того, система позволяет переоценивать позиции клиента по рынку, формировать балансовую стоимость активов по не зачтенным сделкам,
рассчитывать прибыли/убытки и доходность вложений, а для клиентов, работающих в секции срочных сделок, - депозитную и вариационную маржу по фьючерсным контрактам в режиме реального времени. Для обеспечения безопасности все данные, передаваемые в систему, подписываются электронно-цифровой подписью (длина ключа - 1024 бита), для этого используется специальная программа "Inter-
Pro".
Для дополнительного информационного сопровождения "Уником Партнер"
предлагает своим клиентам использовать систему "ЭФИР". Данный продукт -
разработка информационного агентства Прайм-ТАСС, позволяет клиенту получать финансово-экономическую, политическую и ценовую информацию. Эта программа предоставляется клиентам "Уником Партнер" со значительной скидкой - 18 долларов в месяц (стандартная стоимость системы - 50 долларов).
Для того чтобы начать работать в системе RusBroker, будущему клиенту необходимо заполнить специальную регистрационную форму на Web-сайте компании. Существуют три типа регистрационной формы в зависимости от того,
является клиент юридическим лицом, физическим лицом или предпринимателем без образования юридического лица. Сведения, вносимые в регистрационную форму,
необходимы для последующего формирования полного пакета документов для клиента. Следующим шагом является подписание пакета документов обеими сторонами. Все необходимые документы клиент может получить с Web-сайта компании и, подписав их, либо принести лично в офис, либо отправить по почте.
Программу и соответствующие криптографические ключи, необходимые для работы с электронно-цифровой подписью, клиент также может получить, либо в офисе, либо по электронной почте. Стоимость подключения к системе составляет 35 долларов.
Абонентская плата - $15/месяц. С клиентов, уплативших брокерской комиссии от 1000 руб. в месяц, абонентская плата не взимается. Комиссионные - от 0,1% в зависимости от биржи. Минимальный остаток на брокерском счету не устанавливается.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

После окончания настроек, нажмите Start Online

После нажатия Edit Edit symbol
После нажатия Edit Edit symbol откроется окно:

Настройки Settings должны быть сделаны следующим образом:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Первый микропроцессор PowerPC, PowerPC 601,

PowerPC 601

Первый микропроцессор PowerPC, PowerPC 601, в настоящее время выпускается как компанией IBM, так и компанией Motorola. Он представляет собой процессор среднего класса и предназначен для использования в настольных вычислительных системах малой и средней стоимости. Он был разработан в качестве переходной модели от архитектуры POWER к архитектуре PowerPC и реализует возможности обеих архитектур. При этом двоичные коды RS/6000 выполняются на нем без изменений, что дало дополнительное время разработчикам компиляторов для освоения архитектуры PowerPC, а также разработчикам прикладных систем, которые должны перекомпилировать свои программы, чтобы полностью использовать возможности архитектуры PowerPC.

Процессор 601 базировался на однокристальном процессоре IBM, который был разработан к моменту создания альянса трех ведущих фирм. Но по сравнению со своим предшественником, PowerPC 601 претерпел серьезные изменения в сторону повышения производительности и снижения стоимости. Например, в его состав было включено более сложное устройство переходов, расширенные возможностями мультипроцессорной работы, включая интерфейс шины высокопроизводительного процессора 88110 компании Motorola. В Power 601 реализована суперскалярная обработка, позволяющая выдавать на выполнение в каждом такте 3 команды, возможно не в порядке их расположения в программном коде.

Суперскалярный процессор PowerPC 604 обеспечивает

PowerPC 604

Суперскалярный процессор PowerPC 604 обеспечивает одновременную выдачу до четырех команд. При этом параллельно в каждом такте может завершаться выполнение до шести команд. На Рисунок 8.14 представлена блок-схема процессора 604. Процессор включает шесть исполнительных устройств, которые могут работать параллельно:

устройство плавающей точки (FPU);

устройство выполнения переходов (BPU);

устройство загрузки/записи (LSU);

три целочисленных устройства (IU):

два однотактных целочисленных устройства (SCIU);

одно многотактное целочисленное устройство (MCIU).

К концу 1995 года ожидается

PowerPC 620

К концу 1995 года ожидается появление нового процессора PowerPC 620. В отличие от своих предшественников это будет полностью 64-битовый процессор. При работе на тактовой частоте 133 МГц его производительность оценивается в 225 единиц SPECint92 и 300 единиц SPECfp92, что соответственно на 40 и 100% больше показателей процессора PowerPC 604.

Подобно другим 64-битовым процессорам, PowerPC 620 содержит 64-битовые регистры общего назначения и плавающей точки и обеспечивает формирование 64-битовых виртуальных адресов. При этом сохраняется совместимость с 32-битовым режимом работы, реализованным в других моделях семейства PowerPC.

В процессоре имеется кэш-память данных и команд общей емкостью 64 Кбайт, интерфейсные схемы управления кэш-памятью второго уровня, 128-битовая шина данных между процессором и основной памятью, а также логические схемы поддержания когерентного состояния памяти при организации многопроцессорной системы.

Процессор PowerPC 620 нацелен на рынок высокопроизводительных рабочих станций и серверов.

Появляется окно Format Symbol

После окончания настроек, нажмите Start Online

После окончания настроек, нажмите Start Online (И НЕ ЗАБУДЬТЕ СНЯТЬ ГАЛОЧКУ В ГЛОБАЛ СЕРВЕРЕ в панели управления НА WorkOffline !!!)

После этого OMEGA RECEARCH готова принимать данные On-line. Но для этого ей нужен источник данных. Таким источником (причем, бесплатным), может быть http://www.forexite.com
Вам также следует проверить установку Symbol Collection Template в GlobalServer.
Эти установки выглядят следующим образом:

После окончания настроек, нажмите Start Online

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Предоставление брокерских услуг через сайт компании

Появляется окно Format Symbol

Появляется окно Format Symbol с нажатой вкладкой Settings :

В строке Days back задаем количество дней , используемых для создания графика .
В строке Last Date задаем месяц/день/год того дня , история изменения котировок которого будет выдаваться на экран .( по умолчанию – текущий день) .
Для задания периода формирования свечей ( баров) используются параметры объединенные в категорию Compression . Для того , что бы определить период надо соответствующий параметр пометить точкой. При использовании Intra-day и Tick Bar необходимо задать соответственно количество минут и число тиков для формирования графиков .

В режиме Intra-day необходимо установить флажок Use Natural Hour Bars .
Параметры Timezone: Exchange – европейское время, Local – московское время.

Задание параметра Timezone :

• для периодов Weekly и Monthly всегда выбирать параметр Exchange;
• для остальных периодов: по выбору - Exchange или Local.

Появляется окно Format Symbol

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Представление о работе конвейера

Рисунок 5.3. Представление о работе конвейера

Предоставление брокерских услуг через сайт компании
ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 8

Предоставление брокерских услуг через сайт компании подразумевает:
- Каждый инвестор имеет свой логин и пароль для входа в систему управления своим портфелем.
- Существование интерфейса, веб-формы, с помощью которого инвестор управляет своим портфелем, отдает ордера по купле/продаже финансовых инструментов и пр.
- Существование раздела сайта связанного с новостями о финансах и рынках.
- Предоставление часто обновляющихся котировок ценных бумаг и курсов валют (обычно 1 раз в минуту).
- Предоставление простых графиков, аналитических статей и др. для инвестора.
- Поиск ценных бумаг по критериям (dept-to-equity, growth rate, PE и др.)
- Другие платные и бесплатные услуги.
Основные компоненты стандартной веб-формы (на примере Merita Bank, отделение Solo Bank):
- веб-форма отражает полный баланс клиента и сумму доступную для инвестиций.
- номер текущего портфеля (у одного инвестора их может быть несколько).
- Ценные бумаги, которые содержаться в портфеле (рассортированы по типам ценных бумаг: акции, облигации, опционы и т.д.), их количество в портфеле,
рыночное количество, рыночные цены на данные активы.
- Информационное поле, где отражается та информация, которую инвестор может получить по ценным бумагам: Prices and indexes, Rates to be monitored, Stock exchange notifications, Actuarial calculations, Reviews.
- Поле "покупка/продажа".

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Номер команды	Номер такта
	1	2	3	4	5	6	7	8	9
Команда i	IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+1		IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+2			IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+3				IF	ID	EX	MEM	WB
Команда i+4					IF	ID	EX	MEM	WB

Причины прерываний в простейшем конвейере

Рисунок 5.17. Причины прерываний в простейшем конвейере

Прием заявок (ордеров) и вывод их на рынок

Пример конфликта по записи в регистровый файл

Рисунок 5.20. Пример конфликта по записи в регистровый файл

Имеется два способа для обхода этого конфликта. Первый заключается в отслеживании использования порта записи на ступени ID конвейера и приостановке выдачи команды как при структурном конфликте. Схема обнаружения такого конфликта обычно реализуется с помощью сдвигового регистра. Альтернативная схема предполагает приостановку конфликтующей команды, когда она пытается попасть на ступень MEM конвейера. Преимуществом такой схемы является то, что она не требует обнаружения конфликта до входа на ступень MEM, где это легче сделать. Однако подобная реализация усложняет управление конвейером, поскольку приостановки в этом случае могут возникать в двух разных местах конвейера.
Другой проблемой является возможность конфликтов типа WAW. Можно рассмотреть тот же пример, что и на Рисунок 5.20. Если бы команда LD была выдана на один такт раньше и имела в качестве месторасположения результата регистр F2, то возник бы конфликт типа WAW, поскольку эта команда выполняла бы запись в регистр F2 на один такт раньше команды ADDD. Имеются два способа обработки этого конфликта типа WAW. Первый подход заключается в задержке выдачи команды загрузки до момента передачи команды ADDD на ступень MEM. Второй подход заключается в подавлении результата операции сложения при обнаружении конфликта и изменении управления таким образом, чтобы команда сложения не записывала свой результат. Тогда команда LD может выдаваться для выполнения сразу же. Поскольку такой конфликт является редким, обе схемы будут работать достаточно хорошо. В любом случае конфликт может быть обнаружен на ранней стадии ID, когда команда LD выдается для выполнения. Тогда приостановка команды LD или установка блокировки записи результата командой ADDD реализуются достаточно просто.
Таким образом, для обнаружения возможных конфликтов необходимо рассматривать конфликты между командами ПТ, а также конфликты между командами ПТ и целочисленными командами. За исключением команд загрузки/записи с ПТ и команд пересылки данных между регистрами ПТ и целочисленными регистрами, команды ПТ и целочисленные команды достаточно хорошо разделены, и все целочисленные команды работают с целочисленными регистрами, а команды ПТ - с регистрами ПТ. Таким образом, для обнаружения конфликтов между целочисленными командами и командами ПТ необходимо рассматривать только команды загрузки/записи с ПТ и команды пересылки регистров ПТ. Это упрощение управления конвейером является дополнительным преимуществом поддержания отдельных регистровых файлов для хранения целочисленных данных и данных с ПТ. (Главное преимущество заключается в удвоении общего количества регистров и увеличении пропускной способности без увеличения числа портов в каждом наборе). Если предположить, что конвейер выполняет обнаружение всех конфликтов на стадии ID, перед выдачей команды для выполнения в функциональные устройства должны быть выполнены три проверки:

Проверка наличия структурных конфликтов. Ожидание освобождения функционального устройства и порта записи в регистры, если он потребуется.

Проверка наличия конфликтов по данным типа RAW. Ожидание до тех пор, пока регистры-источники операндов указаны в качестве регистров результата на конвейерных станциях ID/EX (которая соответствует команде, выданной в предыдущем такте), EX1/EX2 или EX/MEM.

Проверка наличия конфликтов типа WAW. Проверка того, что команды, находящиеся на конвейерных станциях EX1 и EX2, не имеют в качестве месторасположения результата регистр результата выдаваемой для выполнения команды. В противном случае выдача команды, находящейся на ступени ID, приостанавливается.

Хотя логика обнаружения конфликтов для многотактных операций ПТ несколько более сложная, концептуально она не отличается от такой же логики для целочисленного конвейера. То же самое касается логики для ускоренной пересылки данных. Логика ускоренной пересылки данных может быть реализована с помощью проверки того, что указанный на конвейерных станциях EX/MEM и MEM/WB регистр результата является регистром операнда команды ПТ. Если происходит такое совпадение, для пересылки данных разрешается прием по соответствующему входу мультиплексора. Многотактные операции ПТ создают также новые проблемы для механизма прерывания.

Пример построения системы на базе

Рисунок 8.11. Пример построения системы на базе микропроцессора Alpha 21066

Конструкция поддерживает до четырех банков динамической памяти, каждый из которых может управляться независимо, что дает определенную гибкость при организации памяти и ее модернизации. Один из банков может заполняться микросхемами видеопамяти (VRAM) для реализации дешевой графики. Контроллер памяти прямо работает с видеопамятью и поддерживает несколько простых графических операций.

Высокоскоростная шина PCI имеет ряд привлекательных свойств. Помимо возможности работы с прямым доступом к памяти и программируемым вводом/выводом она допускает специальные конфигурационные циклы, расширяемость до 64 бит, компоненты, работающие с питающими напряжениями 3.3 и 5 В, а также более быстрое тактирование. Базовая реализация шины PCI поддерживает мультиплексирование адреса и данных и работает на частоте 33 МГц, обеспечивая максимальную скорость передачи данных 132 Мбайт/с. Шина PCI непосредственно управляется микропроцессором. На Рисунок 8.11 показаны некоторые высокоскоростные периферийные устройства: графические адаптеры, контроллеры SCSI и сетевые адаптеры, подключенные непосредственно к шине PCI. Мостовая микросхема интерфейса ISA позволяет подключить к системе низкоскоростные устройства типа модема, флоппи-дисковода и т.д.

В настоящее время выпущена модернизированная версия этого микропроцессора. Как и его предшественник, новый кристалл Alpha 21066A помимо интерфейса PCI содержит на кристалле интегрированный контроллер памяти и графический акселератор. Эти характеристики позволяют значительно снизить стоимость реализации систем, базирующихся на Alpha 21066A, и обеспечивают простой и дешевый доступ к внешней памяти и периферийным устройствам. Alpha 21066A имеет две модификации в соответствии с частотой: 100 МГц и 233 МГц. Модель с 233 МГц обеспечивает производительность 94 и 100 единиц, соответственно, по тестам SPECint92 и SPECfp92.

Новейший микропроцессор Alpha 21164 представляет собой вторую полностью новую реализацию архитектуры Alpha. Микропроцессор 21164, представленный в сентябре 1994 года, обеспечивает производительность 330 и 500 единиц, соответственно, по шкалам SPECint92 и SPECfp92 или около 1200 MIPS и выполняет до четырех инструкций за такт. На кристалле микропроцессора 21164 размещено около 9,3 миллиона транзисторов, большинство из которых образуют кэш. Кристалл построен на базе 0.5 микронной КМОП технологии компании DEC. Он собирается в 499-контактные корпуса PGA (при этом 205 контактов отводятся под разводку питания и земли) и рассеивает 50 Вт при питающем напряжении 3.3 В на частоте 300 МГц.

Ключевыми моментами для реализации высокой производительности является суперскалярный режим работы процессора, обеспечивающий выдачу для выполнения до четырех команд в каждом такте, высокопроизводительная неблокируемая подсистема памяти с быстродействующей кэш-памятью первого уровня, большая, размещенная на кристалле, кэш-память второго уровня и уменьшенная задержка выполнения операций во всех функциональных устройствах.

На Рисунок 8.12 представлена блок-схема процессора, который включает пять функциональных устройств: устройство управления потоком команд (IBOX), целочисленное устройство (EBOX), устройство плавающей точки (FBOX), устройство управления памятью (MBOX) и устройство управления кэш-памятью и интерфейсом шины (CBOX). На рисунке также показаны три расположенных на кристалле кэш-памяти. Кэш-память команд и кэш-память данных представляют собой первичные кэши, реализующие прямое отображение. Множественно-ассоциативная кэш-память второго уровня предназначена для хранения команд и данных. Длина конвейеров процессора 21164 варьируется от 7 ступеней для выполнения целочисленных команд и 9 ступеней для реализации команд с плавающей точкой до 12 ступеней при выполнении команд обращения к памяти в пределах кристалла и переменного числа ступеней при выполнении команд обращения к памяти за пределами кристалла.

Устройство управления потоком команд осуществляет выборку и декодирование команд из кэша команд и направляет их для выполнения в соответствующие исполнительные устройства после разрешения всех конфликтов по регистрам и функциональным устройствам. Оно управляет выполнением программы и всеми аспектами обработки исключительных ситуаций, ловушек и прерываний. Кроме того, оно обеспечивает управление всеми исполнительными устройствами, контролируя все цепи обхода данных и записи в регистровый файл. Устройство управления содержит 8 Кбайт кэш команд, схемы предварительной выборки команд и связанный с ними буфер перезагрузки, схемы прогнозирования направления условных переходов и буфер преобразования адресов команд (ITB).

Целочисленное исполнительное устройство выполняет целочисленные команды, вычисляет виртуальные адреса для всех команд загрузки и записи, выполняет целочисленные команды условного перехода и все другие команды управления. Оно включает в себя регистровый файл и несколько функциональных устройств, расположенных на четырех ступенях двух параллельных конвейеров. Первый конвейер содержит сумматор, устройство логических операций, сдвигатель и умножитель. Второй конвейер содержит сумматор, устройство логических операций и устройство выполнения команд управления.

Устройство плавающей точки состоит из двух конвейерных исполнительных устройств: конвейера сложения, который выполняет все команды плавающей точки, за исключением команд умножения, и конвейер умножения, который выполняет команды умножения с плавающей точкой. Два специальных конвейера загрузки и один конвейер записи данных позволяют командам загрузки/записи выполняться параллельно с выполнением операций с плавающей точкой. Аппаратно поддерживаются все режимы округления, предусмотренные стандартами IEEE и VAX.

Устройство управления памятью выполняет все команды загрузки, записи и барьерные операции синхронизации. Оно содержит полностью ассоциативный 64-строчный буфер преобразования адресов (DTB), 8 Кбайт кэш-память данных с прямым отображением, файл адресов промахов и буфер записи. Длина строки в кэше данных равна 32 байтам, он имеет два порта по чтению и реализован по принципу сквозной записи. Он индексируется разрядами физического адреса и в тегах хранятся физические адреса. В устройство управления памятью в каждом такте может поступать до двух виртуальных адресов из целочисленного устройства. DTB также имеет два порта, поэтому он может одновременно выполнять преобразование двух виртуальных адресов в физические. Команды загрузки обращаются к кэшу данных и возвращают результат в регистровый файл в случае попадания. При этом задержка составляет два такта. В случае промаха физические адреса направляются в файл адресов промахов, где они буферизуются и ожидают завершения обращения к кэш-памяти второго уровня. Команды записи записывают данные в кэш данных в случае попадания и всегда помещают данные в буфер записи, где они ожидают обращения к кэш-памяти второго уровня.

Пример устранения конфликтов компилятором

Рисунок 5.11. Пример устранения конфликтов компилятором

В результате устранены обе блокировки (командой LW Rc,c команды ADD Ra,Rb,Rc и командой LW Rf,f команды SUB Rd,Re,Rf). Имеется зависимость между операцией АЛУ и операцией записи в память, но структура конвейера допускает пересылку результата с помощью цепей "обхода". Заметим, что использование разных регистров для первого и второго операторов было достаточно важным для реализации такого правильного планирования. В частности, если переменная e была бы загружена в тот же самый регистр, что b или c, такое планирование не было бы корректным. В общем случае планирование конвейера может требовать увеличенного количества регистров. Такое увеличение может оказаться особенно существенным для машин, которые могут выдавать на выполнение несколько команд в одном такте.
Многие современные компиляторы используют технику планирования команд для улучшения производительности конвейера. В простейшем алгоритме компилятор просто планирует распределение команд в одном и том же базовом блоке. Базовый блок представляет собой линейный участок последовательности программного кода, в котором отсутствуют команды перехода, за исключением начала и конца участка (переходы внутрь этого участка тоже должны отсутствовать). Планирование такой последовательности команд осуществляется достаточно просто, поскольку компилятор знает, что каждая команда в блоке будет выполняться, если выполняется первая из них, и можно просто построить граф зависимостей этих команд и упорядочить их так, чтобы минимизировать приостановки конвейера. Для простых конвейеров стратегия планирования на основе базовых блоков вполне удовлетворительна. Однако когда конвейеризация становится более интенсивной и действительные задержки конвейера растут, требуются более сложные алгоритмы планирования.
К счастью, существуют аппаратные методы, позволяющие изменить порядок выполнения команд программы так, чтобы минимизировать приостановки конвейера. Эти методы получили общее название методов динамической оптимизации (в англоязычной литературе в последнее время часто применяются также термины "out-of-order execution" - неупорядоченное выполнение и "out-of-order issue" - неупорядоченная выдача). Основными средствами динамической оптимизации являются:

Размещение схемы обнаружения конфликтов в возможно более низкой точке конвейера команд так, чтобы позволить команде продвигаться по конвейеру до тех пор, пока ей реально не потребуется операнд, являющийся также результатом логически более ранней, но еще не завершившейся команды. Альтернативным подходом является централизованное обнаружение конфликтов на одной из ранних ступеней конвейера.

Буферизация команд, ожидающих разрешения конфликта, и выдача последующих, логически не связанных команд, в "обход" буфера. В этом случае команды могут выдаваться на выполнение не в том порядке, в котором они расположены в программе, однако аппаратура обнаружения и устранения конфликтов между логически связанными командами обеспечивает получение результатов в соответствии с заданной программой.

Соответствующая организация коммутирующих магистралей, обеспечивающая засылку результата операции непосредственно в буфер, хранящий логически зависимую команду, задержанную из-за конфликта, или непосредственно на вход функционального устройства до того, как этот результат будет записан в регистровый файл или в память (short-circuiting, data forwarding, data bypassing - методы, которые были рассмотрены ранее).

Еще одним аппаратным методом минимизации конфликтов по данным является метод переименования регистров (register renaming). Он получил свое название от широко применяющегося в компиляторах метода переименования - метода размещения данных, способствующего сокращению числа зависимостей и тем самым увеличению производительности при отображении необходимых исходной программе объектов (например, переменных) на аппаратные ресурсы (например, ячейки памяти и регистры).
При аппаратной реализации метода переименования регистров выделяются логические регистры, обращение к которым выполняется с помощью соответствующих полей команды, и физические регистры, которые размещаются в аппаратном регистровом файле процессора. Номера логических регистров динамически отображаются на номера физических регистров посредством таблиц отображения, которые обновляются после декодирования каждой команды. Каждый новый результат записывается в новый физический регистр. Однако предыдущее значение каждого логического регистра сохраняется и может быть восстановлено в случае, если выполнение команды должно быть прервано из-за возникновения исключительной ситуации или неправильного предсказания направления условного перехода.
В процессе выполнения программы генерируется множество временных регистровых результатов. Эти временные значения записываются в регистровые файлы вместе с постоянными значениями. Временное значение становится новым постоянным значением, когда завершается выполнение команды (фиксируется ее результат). В свою очередь, завершение выполнения команды происходит, когда все предыдущие команды успешно завершились в заданном программой порядке.
Программист имеет дело только с логическими регистрами. Реализация физических регистров от него скрыта. Как уже отмечалось, номера логических регистров ставятся в соответствие номерам физических регистров. Отображение реализуется с помощью таблиц отображения, которые обновляются после декодирования каждой команды. Каждый новый результат записывается в физический регистр. Однако до тех пор, пока не завершится выполнение соответствующей команды, значение в этом физическом регистре рассматривается как временное.
Метод переименования регистров упрощает контроль зависимостей по данным. В машине, которая может выполнять команды не в порядке их расположения в программе, номера логических регистров могут стать двусмысленными, поскольку один и тот же регистр может быть назначен последовательно для хранения различных значений. Но поскольку номера физических регистров уникально идентифицируют каждый результат, все неоднозначности устраняются.

Примеры протоколов наблюдения

Рисунок 10.4. Примеры протоколов наблюдения

Если процессор использует многоуровневый кэш со свойствами охвата, тогда каждая строка в основном кэше имеется и во вторичном кэше. Таким образом, активность по наблюдению может быть связана с кэшем второго уровня, в то время как большинство активностей процессора могут быть связаны с первичным кэшем. Если механизм наблюдения получает попадание во вторичный кэш, тогда он должен выполнять арбитраж за первичный кэш, чтобы обновить состояние и возможно найти данные, что обычно будет приводить к приостановке процессора. Такое решение было принято во многих современных системах, поскольку многоуровневый кэш позволяет существенно снизить требований к полосе пропускания. Иногда может быть даже полезно дублировать теги во вторичном кэше, чтобы еще больше сократить количество конфликтов между активностями процессора и механизма наблюдения.
В реальных системах существует много вариаций схем когерентности кэша, в зависимости от того используется ли схема на основе аннулирования или обновления, построена ли кэш-память на принципах сквозной или обратной записи, когда происходит обновление, а также имеет ли место состояние "владения" и как оно реализуется. На Рисунок 10.4 представлены несколько протоколов с наблюдением и некоторые машины, которые используют эти протоколы.

Примеры стандартных шин

Рисунок 9.2. Примеры стандартных шин

Одной из популярных шин персональных компьютеров была системная шина IBM PC/XT, обеспечивавшая передачу 8 бит данных. Кроме того, эта шина включала 20 адресных линий, которые ограничивали адресное пространство пределом в 1 Мбайт. Для работы с внешними устройствами в этой шине были предусмотрены также 4 линии аппаратных прерываний (IRQ) и 4 линии для требования внешними устройствами прямого доступа к памяти (DMA). Для подключения плат расширения использовались специальные 62-контактные разъемы. При этом системная шина и микропроцессор синхронизировались от одного тактового генератора с частотой 4.77 МГц. Таким образом теоретическая скорость передачи данных могла достигать немногим более 4 Мбайт/с.
Системная шина ISA (Industry Standard Architecture) впервые стала применяться в персональных компьютерах IBM PC/AT на базе процессора i286. Эта системная шина отличалась наличием второго, 36-контактного дополнительного разъема для соответствующих плат расширения. За счет этого количество адресных линий было увеличено на 4, а данных - на 8, что позволило передавать параллельно 16 бит данных и обращаться к 16 Мбайт системной памяти. Количество линий аппаратных прерываний в этой шине было увеличено до 15, а каналов прямого доступа - до 7. Системная шина ISA полностью включала в себя возможности старой 8-разрядной шины. Шина ISA позволяет синхронизировать работу процессора и шины с разными тактовыми частотами. Она работает на частоте 8 МГц, что соответствует максимальной скорости передачи 16 Мбайт/с.
С появлением процессоров i386, i486 и Pentium шина ISA стала узким местом персональных компьютеров на их основе. Новая системная шина EISA (Extended Industry Standard Architecture), появившаяся в конце 1988 года, обеспечивает адресное пространство в 4 Гбайта, 32-битовую передачу данных (в том числе и в режиме DMA), улучшенную систему прерываний и арбитраж DMA, автоматическую конфигурацию системы и плат расширения. Устройства шины ISA могут работать на шине EISA. Шина EISA предусматривает централизованное управление доступом к шине за счет наличия специального устройства - арбитра шины. Поэтому к ней может подключаться несколько главных устройств шины. Улучшенная система прерываний позволяет подключать к каждой физической линии запроса на прерывание несколько устройств, что снимает проблему количества линий прерывания. Шина EISA тактируется частотой около 8 МГц и имеет максимальную теоретическую скорость передачи данных 33 Мбайт/с.
Шина MCA также обеспечивает 32-разрядную передачу данных, тактируется частотой 10 МГц, имеет средства автоматического конфигурирования и арбитража запросов. В отличие от EISA она не совместима с шиной ISA и используется только в компьютерах компании IBM.
Шина VL-bus, предложенная ассоциацией VESA (Video Electronics Standard Association), предназначалась для увеличения быстродействия видеоадаптеров и контроллеров дисковых накопителей для того, чтобы они могли работать с тактовой частотой до 40 МГц. Шина VL-bus имеет 32 линии данных и позволяет подключать до трех периферийных устройств, в качестве которых наряду с видеоадаптерами и дисковыми контроллерами могут выступать и сетевые адаптеры. Максимальная скорость передачи данных по шине VL-bus может составлять около 130 Мбайт/с. После появления процессора Pentium ассоциация VESA приступила к работе над новым стандартом VL-bus версии 2, который предусматривает использование 64-битовой шины данных и увеличение количества разъемов расширения. Ожидаемая скорость передачи данных - до 400 Мбайт/с.
Шина PCI (Peripheral Component Interconnect) также, как и шина VL-bus, поддерживает 32-битовый канал передачи данных между процессором и периферийными устройствами, работает на тактовой частоте 33 МГц и имеет максимальную пропускную способность 120 Мбайт/с. При работе с процессорами i486 шина PCI дает примерно те же показатели производительности, что и шина VL-bus. Однако, в отличие от последней, шина PCI является процессорно независимой (шина VL-bus подключается непосредственно к процессору i486 и только к нему). Ee легко подключить к различным центральным процессорам. В их числе Pentium, Alpha, R4400 и PowerPC.
Шина VME приобрела большую популярность как шина ввода/вывода в рабочих станциях и серверах на базе RISC-процессоров. Эта шина высоко стандартизована, имеется несколько версий этого стандарта. В частности, VME32 - 32-битовая шина с производительностью 30 Мбайт/с, а VME64 - 64-битовая шина с производительностью 160 Мбайт/с.
В однопроцессорных и многопроцессорных рабочих станциях и серверах на основе микропроцессоров SPARC одновременно используются несколько типов шин: SBus, MBus и XDBus, причем шина SBus применяется в качестве шины ввода/вывода, а MBus и XDBus - в качестве шин для объединения большого числа процессоров и памяти.
Шина SBus (известная также как стандарт IEEE-1496) имеет 32-битовую и 64-битовую реализацию, работает на частоте 20 и 25 МГц и имеет максимальную скорость передачи данных в 32-битовом режиме равную соответственно 80 или 100 Мбайт/с. Шина предусматривает режим групповой пересылки данных с максимальным размером пересылки до 128 байт. Она может работать в двух режимах передачи данных: режиме программируемого ввода/вывода и в режиме прямого доступа к виртуальной памяти (DVMA). Последний режим особенно эффективен при передаче больших блоков данных.
Шина MBus работает на тактовой частоте 50 МГц в синхронном режиме с мультиплексированием адреса и данных. Общее число сигналов шины равно 100, а разрядность шины данных составляет 64 бит. По шине передаются 36-битовые физические адреса. Шина обеспечивает протокол поддержания когерентного состояния кэш-памяти нескольких (до четырех) процессоров, имеет максимальную пропускную способность в 400 Мбайт/с, а типовая скорость передачи составляет 125 Мбайт/с. Отличительными свойствами шины MBus являются: возможность увеличения числа процессорных модулей, поддержка симметричной мультипроцессорной обработки, высокая пропускная способность при обмене с памятью и подсистемой ввода/вывода, открытые (непатентованные) спецификации интерфейсов.
Шина MBus была разработана для относительно небольших систем (ее длина ограничивается десятью дюймами, что позволяет объединить до четырех процессоров с кэш-памятью второго уровня и основной памятью). Для построения систем с большим числом процессоров нужна большая масштабируемость шины. Одна из подобного рода шин - XDBus, используется в серверах SPARCserver 1000 (до 8 процессоров) и SPARCcenter 2000 (до 20 процессоров) компании Sun Microsystems и SuperServer 6400 компании Cray Research (до 64 процессоров). XDBus представляет собой шину, работающую в режиме расщепления транзакций. Это позволяет ей, имея пиковую производительность в 400 Мбайт/с, поддерживать типовую скорость передачи на уровне более 310 Мбайт/с.
В современных компьютерах часто применяются и фирменные (запатентованные) шины, обеспечивающие очень высокую пропускную способность для построения многопроцессорных серверов. Одной из подобных шин является системная шина POWERpath-2, которая применяется в суперсервере Chellenge компании Silicon Graphics. Она способна поддерживать эффективную работу до 36 процессоров MIPS R4400 (9 процессорных плат с четырьмя 150 МГц процессорами на каждой плате) с общей расслоенной памятью объемом до 16 Гбайт (коэффициент расслоения памяти равен восьми). POWERpath-2 имеет разрядность данных 256 бит, разрядность адреса 40 бит, и работает на частоте 50 МГц с пониженным напряжением питания. Она поддерживает методику расщепления транзакций, причем может иметь до восьми отложенных транзакций чтения одновременно. При этом арбитраж шины адреса и шины данных выполняется независимо. POWERpath-2 поддерживает протокол когерентного состояния кэш-памяти каждого процессора в системе.
Одной из наиболее популярных шин ввода-вывода в настоящее время является шина SCSI.
Под термином SCSI - Small Computer System Interface (Интерфейс малых вычислительных систем) обычно понимается набор стандартов, разработанных Национальным институтом стандартов США (ANSI) и определяющих механизм реализации магистрали передачи данных между системной шиной компьютера и периферийными устройствами. На сегодняшний день приняты два стандарта (SCSI-1 и SCSI-2). Стандарт SCSI-3 находится в процессе доработки.
Начальный стандарт 1986 года, известный теперь под названием SCSI-1, определял рабочие спецификации протокола шины, набор команд и электрические параметры. В 1992 году этот стандарт был пересмотрен с целью устранения недостатков первоначальной спецификации (особенно в части синхронного режима передачи данных) и добавления новых возможностей повышения производительности, таких как "быстрый режим" (fast mode), "широкий режим" (wide mode) и помеченные очереди. Этот пересмотренный стандарт получил название SCSI-2 и в настоящее время используется большинством поставщиков вычислительных систем.
Первоначально SCSI предназначался для использования в небольших дешевых системах и поэтому был ориентирован на достижение хороших результатов при низкой стоимости. Характерной его чертой является простота, особенно в части обеспечения гибкости конфигурирования периферийных устройств без изменения организации основного процессора. Главной особенностью подсистемы SCSI является размещение в периферийном оборудовании интеллектуального контроллера.
Для достижения требуемого высокого уровня независимости от типов периферийных устройств в операционной системе основной машины, устройства SCSI представляются имеющими очень простую архитектуру. Например, геометрия дискового накопителя представляется в виде линейной последовательности одинаковых блоков, хотя в действительности любой диск имеет более сложную многомерную геометрию, содержащую поверхности, цилиндры, дорожки, характеристики плотности, таблицу дефектных блоков и множество других деталей. В этом случае само устройство или его контроллер несут ответственность за преобразование упрощенной SCSI модели в данные для реального устройства.
Стандарт SCSI-2 определяет в частности различные режимы: Wide SCSI, Fast SCSI и Fast-and-Wide SCSI. Стандарт SCSI-1 определяет построение периферийной шины на основе 50-жильного экранированного кабеля, описывает методы адресации и электрические характеристики сигналов. Шина данных SCSI-1 имеет разрядность 8 бит, а максимальная скорость передачи составляет 5 Мбайт/сек. Fast SCSI сохраняет 8-битовую шину данных и тем самым может использовать те же самые физические кабели, что и SCSI-1. Он отличается только тем, что допускает передачи со скоростью 10 Мбайт/сек в синхронном режиме. Wide SCSI удваивает либо учетверяет разрядность шины данных (либо 16, либо 32 бит), допуская соответственно передачи со скоростью либо 10, либо 20 Мбайт/сек. В комбинации Fast-and-Wide SCSI возможно достижение скоростей передачи 20 и 40 Мбайт/сек соответственно.
Однако поскольку в обычном 50-жильном кабеле просто не хватает жил, комитет SCSI решил расширить спецификацию вторым 66-жильным кабелем (так называемый B-кабель). B-кабель имеет дополнительные линии данных и ряд других сигнальных линий, позволяющие реализовать режим Fast-and-Wide.
В реализации режима Wide SCSI предложена также расширенная адресация, допускающая подсоединение к шине до 16 устройств (вместо стандартных восьми). Это значительно увеличивает гибкость подсистемы SCSI, правда приводит к появлению дополнительных проблем, связанных с эффективностью ее использования.
Реализация режимов Wide-SCSI и Fast-and-Wide SCSI до 1994 года редко использовалась, поскольку эффективность их применения не была достаточно высокой. Однако широкое распространение дисковых массивов и дисковых накопителей со скоростью вращения 7200 оборотов в минуту делают эту технологию весьма актуальной.
Следует отметить некоторую путаницу в терминологии. Часто стандартный 50-контактный разъем также называют разъемом SCSI-1, а более новый микроразъем - разъемом SCSI-2. Стандарт SCSI определяет только количество жил в кабеле, и вообще не определяет тип разъема.

Примеры устройств ввода/вывода

Рисунок 9.3. Примеры устройств ввода/вывода

В рамках данного обзора мы рассмотрим наиболее быстрые из этих устройств: магнитные и магнитооптические диски, а также магнитные ленты.

Принципы организации основной памяти в современных компьютерах

Приостановка конвейера при выполнении команды условного перехода

Рисунок 5.12. Приостановка конвейера при выполнении команды условного перехода

Например, если конвейер будет приостановлен на три такта на каждой команде условного перехода, то это может существенно отразиться на производительности машины. При частоте команд условного перехода в программах, равной 30% и идеальном CPI, равным 1, машина с приостановками условных переходов достигает примерно только половины ускорения, получаемого за счет конвейерной организации. Таким образом, снижение потерь от условных переходов становится критическим вопросом. Число тактов, теряемых при приостановках из-за условных переходов, может быть уменьшено двумя способами:

Обнаружением является ли условный переход выполняемым или невыполняемым на более ранних ступенях конвейера.

Более ранним вычислением значения счетчика команд для выполняемого перехода (т.е. вычислением целевого адреса перехода).

Реализация этих условий требует модернизации исходной схемы конвейера (Рисунок 5.13).
В некоторых машинах конфликты из-за условных переходов являются даже еще более дорогостоящими по количеству тактов, чем в нашем примере, поскольку время на оценку условия перехода и вычисление адреса перехода может быть даже большим. Например, машина с раздельными ступенями декодирования и выборки команд возможно будет иметь задержку условного перехода (длительность конфликта по управлению), которая по крайней мере на один такт длиннее. Многие компьютеры VAX имеют задержки условных переходов в четыре и более тактов, а большие машины с глубокими конвейерами имеют потери по условным переходам, равные шести или семи тактам. В общем случае, чем глубина конвейера больше, тем больше потери на командах условного перехода, исчисляемые в тактах. Конечно эффект снижения относительной производительности при этом зависит от общего CPI машины. Машины с высоким CPI могут иметь условные переходы большей длительности, поскольку процент производительности машины, которая будет потеряна из-за условных переходов, меньше.

При этом способе работы

Прием заявок (ордеров) и вывод их на рынок

• прием заявок (ордеров) и вывод их на рынок;
• индивидуальные консультации по поводу покупки/продажи бумаг;
• управление портфелем ценных бумаг (по желанию клиента);
• полное юридическое,
финансовое и др. сопровождение инвестиционного счета.
Консультации клиенту обычно дает конкретный человек ("живой брокер") по телефону.
Дисконт - брокер.
Discount broker - не дает консультаций, а лишь выводит сделку на рынок.
Появились после акта SEC 1975 года, отменившего ограничения на минимальный размер комиссии с клиента. У этих брокеров минимизированы накладные расходы (нет штата консультантов, - аналитического департамента и т. д.), поэтому они могут работать за "смешные" комиссионные, за что и получили свое название.
Таким образом, дисконт - брокеры существовали и до появления Интернета,
принимая заявки по телефону. Низкие комиссионные - средство массового,
привлечения клиентов. Бизнес дисконт - брокера держится за счет оборота. Часто такие брокеры даже не имеют торгового места на конкретной бирже (о чем клиент и не подозревает) и выводят сделки на торговые площадки не напрямую, а через сеть своих контрагентов (так называемых "брокеров на полу", являющихся членами биржи). Они занимаются лишь сбором потока ордеров и переадресовывают его "оптом" маркет - мейкерам, которые и обеспечивают его исполнение.
Интернет - брокер Брокерская компания, предоставляющая свои услуги через Интернет. Заметим,
что такой сервис имеют многие банки, наделенные статусом брокера. С технической точки зрения Интернет является лишь дополнительным, по отношению к телефону,
средством приема заявок. Другое дело, что он стал доминирующим и в силу ряда дополнительных факторов привел к изменению всей концепции бизнеса.
Таким образом, Интернет - брокером может быть как full - service -
брокер, так и дисконт - брокер.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

При нажатой вкладки Properties

При этом способе работы

Так или иначе, брокерская сделка у клиента или убыточная; по крайней мере так предполагается в принципе.
При этом способе работы слабые эксплуатационные процедуры в брокерской фирме и безответственные или безрассудные сделки некоторых клиентов подвергают клиентские фонды высокому риску. Например, что, если сделка клиента потеряет гораздо больше, чем баланс его/ее счета? Такая ситуация не должна случиться в принципе, потому что брокерская фирма, должно быть,
выставила гарантии, чтобы остановить сделку, когда баланс счета клиента приближается к нолю или заданному пределу. Однако, при халатной работе и у мало квалифицированных дилеров такие ситуации случаются.
Обратите внимание, что, хотя счет клиента мог бы теоретически получить маржевой запрос от брокерской фирмы, собственный счет брокерской фирмы у маркет-мейкера не может получить маржевой запрос, потому что этот счет состоит из фондов всех других клиентов брокерской фирмы и таким образом,
по всей вероятности, брокерская фирма не получит маржевой запрос от маркет-мейкера, чтобы вовремя прекратить убыточную сделку. Если брокерская фирма будет не в состоянии вовремя определить и остановить эту убыточную сделку, на быстро движущемся рынке она может значительно сократить собственный счет брокерской фирмы у маркет-мейкера, а это значит, что брокерской фирме, вероятно, придется использовать счета своих других клиентов, чтобы покрытьубытки. Если убыток существенный, фирма может потерять активы на счетах других клиентов и обанкротиться, даже при том, что эти другие клиенты вообще не участвовали в столь убыточных сделках.
Это один из наиболее существенных эксплуатационных рисков, связанных с открытием счета и торговле на таких условиях, даже с уважаемой маленькой брокерской фирмой, которая обычно имеет слабые эксплуатационные процедуры и гарантии.
Логично было бы спросить, как может трейдер защитить себя от такой неудачи.
Вначале предпримите соответствующие шаги и меры, чтобы убедиться, что подчиненная брокерская фирма - законное юридическое лицо. Получите информацию о том маркет-мейкере, которого называет брокер.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

При нажатой вкладки Style

При нажатой вкладки Properties

При нажатой вкладки Properties можно менять следующие параметры и режимы :
- значения коэффициентов Фибоначчи (100% соответсвует зеачение 1. ,
необходимый уровень надо отметить галочкой ) задаются в меню Percentage задавать;
- режим продолжения уровней влево (пометив Extend Left ) , продолжения вправо ( пометив Extend Right ) ,
соединения точек начала и конца уровней 0. % и 100 % ( пометив Hide Line ) .

Режим просмотра параметров графика В активном окне можно просматривать параметры ценового графика ( High , Low и др.) .
Для этого в меню Drawing выбрать один из следующих режимов Chart Status, Vertical Chart Status, Global Vertical Chart Status. Или использовать одну из пиктограмм . При этом активизируется один из соответствующих пиктограмме значков.
Затем необходимо поместить мышью значок на интересуемое на графике место и ,
нажимая и фиксируя левую кнопку, можно увидеть небольшое окно с параметрами графика в заданной точке (параметры бара, свечи).

При нажатой вкладки Properties

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

При невозможности удержать у налогоплательщика исчисленную сумму

При нажатой вкладки Style

При нажатой вкладки Style меняем следующие параметры :
- Style - вид проводимой линии ;
- Color - цвет линии ;
- Weight - толщину линии .
При нажатой вкладки Calculation можно менять следующие параметры : угол наклона линии, способ проведение (прилипание к графику или нет).
При нажатой вкладки Properties можно менять следующие параметры :
􀂃 в меню Alert задать режим выдачи на экран сигнала при пробитии линии ценовым графиком;
􀂃 в меню Extend задать режим продолжения линии влево (пометив Left) , продолжения линии вправо ( пометив Right ) .
Изменение параметров уровней Фибоначчи После двойного щелчка левой кнопки мыши по уровням Фибоначчи появится окно меню, содержащее три вкладки : Style, Alert, Properties.
При нажатой вкладки Style меняем следующие параметры:
- вид проводимой линии (Style);
- цвет линии (Color);
- толщину линии (Weight).
При нажатой вкладки Alert задаем режим выдачи на экран сигнала, появляющегося при пробитии уровней ценовым графиком .

При нажатой вкладки Style

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

При появлении таких вопросов, жмем ОК

При невозможности удержать у налогоплательщика исчисленную сумму

При невозможности удержать у налогоплательщика исчисленную сумму налога источником выплаты дохода налоговый агент (брокер, доверительный управляющий или иное лицо, совершающее операции по договору поручения, договору комиссии,
иному договору в пользу налогоплательщика) в течение одного месяца с момента возникновения этого обстоятельства в письменной форме уведомляет налоговый орган по месту своего учета о невозможности указанного удержания и сумме задолженности налогоплательщика. Уплата налога в этом случае производится в соответствии со статьей 228 настоящего Кодекса.".
3. В статье 217:
в пункте 27:
абзац второй после слов "по рублевым вкладам" дополнить словами "(за исключением срочных пенсионных вкладов, внесенных до 1 января 2001 года на срок не менее шести месяцев)";
дополнить новым абзацем третьим следующего содержания:
"проценты по срочным пенсионным вкладам, внесенным до 1 января 2001 года на срок не менее шести месяцев, выплачиваются в пределах сумм, рассчитанных исходя из действующей ставки рефинансирования Центрального банка Российской Федерации, в течение периода, за который начислены указанные проценты;";
дополнить пунктом 32 следующего содержания:
"32) выигрыши по облигациям государственных займов Российской Федерации и суммы, получаемые в погашение указанных облигаций;".
4. В статье 220:
в подпункте 1 пункта 1:
абзац третий изложить в следующей редакции:
"Особенности определения налоговой базы, исчисления и уплаты налога на доходы по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги,
установлены статьей 2141 настоящего Кодекса.";
абзац четвертый исключить;
в пункте 2:
после слов "налоговые вычеты" дополнить словами "(за исключением имущественных налоговых вычетов по операциям с ценными бумагами)";
дополнить абзацем следующего содержания:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Проблемы реализации точного прерывания в конвейере

Проблемы реализации точного прерывания в конвейере

Обработка прерываний в конвейерной машине оказывается более сложной из-за того, что совмещенное выполнение команд затрудняет определение возможности безопасного изменения состояния машины произвольной командой. В конвейерной машине команда выполняется по этапам, и ее завершение осуществляется через несколько тактов после выдачи для выполнения. Еще в процессе выполнения отдельных этапов команда может изменить состояние машины. Тем временем возникшее прерывание может вынудить машину прервать выполнение еще не завершенных команд.
Как и в неконвейерных машинах двумя основными проблемами при реализации прерываний являются: (1) прерывания возникают в процессе выполнения некоторой команды; (2) необходим механизм возврата из прерывания для продолжения выполнения программы. Например, для нашего простейшего конвейера прерывание по отсутствию страницы виртуальной памяти при выборке данных не может произойти до этапа выборки из памяти (MEM). В момент возникновения этого прерывания в процессе обработки уже будут находиться несколько команд. Поскольку подобное прерывание должно обеспечить возврат для продолжения программы и требует переключения на другой процесс (операционную систему), необходимо надежно очистить конвейер и сохранить состояние машины таким, чтобы повторное выполнение команды после возврата из прерывания осуществлялось при корректном состоянии машины. Обычно это реализуется путем сохранения адреса команды (PC), вызвавшей прерывание. Если выбранная после возврата из прерывания команда не является командой перехода, то сохраняется обычная последовательность выборки и обработки команд в конвейере. Если же это команда перехода, то мы должны оценить условие перехода и в зависимости от выбранного направления начать выборку либо по целевому адресу команды перехода, либо следующей за переходом команды. Когда происходит прерывание, для корректного сохранения состояния машины необходимо выполнить следующие шаги:

В последовательность команд, поступающих на обработку в конвейер, принудительно вставить команду перехода на прерывание.

Пока выполняется команда перехода на прерывание, погасить все требования записи, выставленные командой, вызвавшей прерывание, а также всеми следующими за ней в конвейере командами. Эти действия позволяют предотвратить все изменения состояния машины командами, которые не завершились к моменту начала обработки прерывания.

После передачи управления подпрограмме обработки прерываний операционной системы, она немедленно должна сохранить значение адреса команды (PC), вызвавшей прерывание. Это значение будет использоваться позже для организации возврата из прерывания.

Если используются механизмы задержанных переходов, состояние машины уже невозможно восстановить с помощью одного счетчика команд, поскольку в процессе восстановления команды в конвейере могут оказаться вовсе не последовательными. В частности, если команда, вызвавшая прерывание, находилась в слоте задержки перехода и переход был выполненным, то необходимо заново повторить выполнение команд из слота задержки плюс команду, находящуюся по целевому адресу команды перехода. Сама команда перехода уже выполнилась и ее повторения не требуется. При этом адреса команд из слота задержки перехода и целевой адрес команды перехода естественно не являются последовательными. Поэтому необходимо сохранять и восстанавливать несколько счетчиков команд, число которых на единицу превышает длину слота задержки. Это выполняется на третьем шаге обработки прерывания.
После обработки прерывания специальные команды осуществляют возврат из прерывания путем перезагрузки счетчиков команд и инициализации потока команд. Если конвейер может быть остановлен так, что команды, непосредственно предшествовавшие вызвавшей прерывание команде, завершаются, а следовавшие за ней могут быть заново запущены для выполнения, то говорят, что конвейер обеспечивает точное прерывание. В идеале команда, вызывающая прерывание, не должна менять состояние машины, и для корректной обработки некоторых типов прерываний требуется, чтобы команда, вызывающая прерывание, не имела никаких побочных эффектов. Для других типов прерываний, например, для прерываний по исключительным ситуациям плавающей точки, вызывающая прерывание команда на некоторых машинах записывает свои результаты еще до того момента, когда прерывание может быть обработано. В этих случаях аппаратура должна быть готовой для восстановления операндов-источников, даже если местоположение результата команды совпадает с местоположением одного из операндов-источников.
Поддержка точных прерываний во многих системах является обязательным требованием, а в некоторых системах была бы весьма желательной, поскольку она упрощает интерфейс операционной системы. Как минимум в машинах со страничной организацией памяти или с реализацией арифметической обработки в соответствии со стандартом IEEE средства обработки прерываний должны обеспечивать точное прерывание либо целиком с помощью аппаратуры, либо с помощью некоторой поддержки со стороны программных средств.
Необходимость реализации в машине точных прерываний иногда оспаривается из-за некоторых проблем, которые осложняют повторный запуск команд. Повторный запуск сложен из-за того, что команды могут изменить состояние машины еще до того, как они гарантировано завершают свое выполнение (иногда гарантированное завершение команды называется фиксацией команды или фиксацией результатов выполнения команды). Поскольку команды в конвейере могут быть взаимозависимыми, блокировка изменения состояния машины может оказаться непрактичной, если конвейер продолжает работать. Таким образом, по мере увеличения степени конвейеризации машины возникает необходимость отката любого изменения состояния, выполненного до фиксации команды. К счастью, в простых конвейерах, подобных рассмотренному, эти проблемы не возникают. На Рисунок 5.17 показаны ступени рассмотренного конвейера и причины прерываний, которые могут возникнуть на соответствующих ступенях при выполнении команд.

При появлении таких вопросов, жмем ОК

При появлении таких вопросов, жмем ОК:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Ступень конвейера	Причина прерывания
IF	Ошибка при обращении к странице памяти при выборке команды; невыровненное обращение к памяти; нарушение защиты памяти
ID	Неопределенный или запрещенный код операции
EX	Арифметическое прерывание
MEM	Ошибка при обращении к странице памяти при выборке данных; невыровненное обращение к памяти; нарушение защиты памяти
WB	Отсутствует

Процессор MC88110 компании Motorola

Процессор MC88110 компании Motorola

Процессор 88110 относится к разряду суперскалярных RISC-процессоров. Основные особенности этого процессора связаны с использованием принципов суперскалярной обработки, двух восьмипортовых регистровых файлов, десяти независимых исполнительных устройств, больших по объему внутренних кэшей и широких магистралей данных.
На Рисунок 8.8 представлена блок-схема процессора, содержащего 1.3 миллиона вентилей. Центральной частью этой архитектуры является шина операндов (в реализации это шесть 80-битовых шин), соединяющая регистровые файлы и исполнительные устройства.
Процессор имеет 10 исполнительных устройств, которые работают одновременно и независимо, и два регистровых файла. Файл регистров общего назначения имеет 32-битовую организацию. Расширенные регистры плавающей точки имеют 80-битовую организацию. Эти регистровые файлы снабжены шестью портами чтения и двумя портами записи каждый.
Внешняя шина процессора имеет отдельные линии данных (64 бит) и адреса (32 бит), что позволяет реализовать быстрые групповые операции перезагрузки внутренней кэш-памяти. Внешняя шина имеет также специальные сигналы управления, обеспечивающие аппаратную поддержку когерентности кэш-памяти в мультипроцессорных конфигурациях.
В процессоре имеются две двухканальные множественно-ассоциативные кэш-памяти емкостью по 8 Кбайт (для команд и для данных). Они имеют физическую адресацию. Все операции по перезагрузке кэш-памяти выполняются в режиме групповой пересылки данных, при этом первым пересылается требуемое слово. Когерентность кэша данных обеспечивается аппаратным протоколом наблюдения за шиной с четырьмя состояниями (MESI). Для увеличения производительности в кэш-памяти данных применяется стратегия задержанного обратного копирования.

PowerPC 603 является первым микропроцессором

Процессор PowerPC 603

PowerPC 603 является первым микропроцессором в семействе PowerPC, который полностью поддерживает архитектуру PowerPC (Рисунок 8.13). Он включает пять функциональных устройств: устройство переходов, целочисленное устройство, устройство плавающей точки, устройство загрузки/записи и устройство системных регистров, а также две, расположенных на кристалле кэш-памяти для команд и данных, емкостью по 8 Кбайт. Поскольку PowerPC 603 - суперскалярный микропроцессор, он может выдавать в эти исполнительные устройства и завершать выполнение до трех команд в каждом такте. Для увеличения производительности PowerPC 603 допускает внеочередное выполнение команд. Кроме того он обеспечивает программируемые режимы снижения потребляемой мощности, которые дают разработчикам систем гибкость реализации различных технологий управления питанием.

При обработке в процессоре команды распределяются по пяти исполнительным устройствам в заданном программой порядке. Если отсутствуют зависимости по операндам, выполнение происходит немедленно. Целочисленное устройство выполняет большинство команд за один такт. Устройство плавающей точки имеет конвейерную организацию и выполняет операции с плавающей точкой как с одинарной, так и с двойной точностью. Команды условных переходов обрабатывается в устройстве переходов. Если условия перехода доступны, то решение о направлении перехода принимается немедленно, в противном случае выполнение последующих команд продолжается по предположению (спекулятивно). Команды, модифицирующие состояние регистров управления процессором, выполняются устройством системных регистров. Наконец, пересылки данных между кэш-памятью данных, с одной стороны, и регистрами общего назначения и регистрами плавающей точки, с другой стороны, обрабатываются устройством загрузки/записи.

В случае промаха при обращении к кэш-памяти, обращение к основной памяти осуществляется с помощью 64-битовой высокопроизводительной шины, подобной шине микропроцессора MC88110. Для максимизации пропускной способности и, как следствие, увеличения общей производительности кэш-память взаимодействует с основной памятью главным образом посредством групповых операций, которые позволяют заполнить строку кэш-памяти за одну транзакцию.

После окончания выполнения команды в исполнительном устройстве ее результаты направляются в буфер завершения команд (completion buffer) и затем последовательно записываются в соответствующий регистровый файл по мере изъятия команд из буфера завершения. Для минимизации конфликтов по регистрам, в процессоре PowerPC 603 предусмотрены отдельные наборы из 32 целочисленных регистров общего назначения и 32 регистров плавающей точки.

и записи одновременно генерируют два

Рисунок 8.4. Процессор RТ 620

Команды загрузки и записи одновременно генерируют два обращения: одно к кэш-памяти команд первого уровня емкостью 8 Кбайт и другое к кэш-памяти второго уровня. Если адрес команды найден в кэш-памяти первого уровня, то обращение к кэш-памяти второго уровня отменяется и команда становится доступной на стадии декодирования конвейера. Если же во внутренней кэш-памяти произошел промах, а в кэш-памяти второго уровня обнаружено попадание, то команда станет доступной с потерей одного такта, который встроен в конвейер. Такая возможность позволяет конвейеру продолжать непрерывную работу до тех пор, пока имеют место попадания в кэш-память либо первого, либо второго уровня, которые составляют 90% и 98% соответственно для типовых прикладных задач рабочей станции. С целью достижения архитектурного баланса и упрощения обработки исключительных ситуаций целочисленный конвейер и конвейер плавающей точки имеют по пять стадий выполнения операций. Такая конструкция позволяет RT620 обеспечить максимальную пропускную способность, не достижимую в противном случае.

Процессоры PARISC компании HewlettPackard

Процессоры PA-RISC компании Hewlett-Packard

Основой разработки современных изделий Hewlett-Packard является архитектура PA-RISC. Она была разработана компанией в 1986 году и с тех пор прошла несколько стадий своего развития благодаря успехам интегральной технологии от многокристального до однокристального исполнения. В сентябре 1992 года компания Hewlett-Packard объявила о создании своего суперскалярного процессора PA-7100, который с тех пор стал основой построения семейства рабочих станций HP 9000 Series 700 и семейства бизнес-серверов HP 9000 Series 800. В настоящее время имеются 33-, 50- и 99 МГц реализации кристалла PA-7100. Кроме того выпущены модифицированные, улучшенные по многим параметрам кристаллы PA-7100LC с тактовой частотой 64, 80 и 100 МГц, и PA-7150 с тактовой частотой 125 МГц, а также PA-7200 с тактовой частотой 90 и 100 МГц. Компания активно разрабатывает процессор следующего поколения HP 8000, которые будет работать с тактовой частотой 200 МГц и обеспечивать уровень 360 единиц SPECint92 и 550 единиц SPECfp92. Появление этого кристалла ожидается в 1996 году. Кроме того, Hewlett-Packard в сотрудничестве с Intel планируют создать новый процессор с очень длинным командным словом (VLIW-архитектура), который будет совместим как с семейством Intel x86, так и семейством PA-RISC. Выпуск этого процессора планируется на 1998 год.

Процессоры с архитектурой 80x86 и Pentium

Процессоры с архитектурой 80x86 и Pentium

Обычно, когда новая архитектура создается одним архитектором или группой архитекторов, ее отдельные части очень хорошо подогнаны друг к другу и вся архитектура может быть описана достаточно связано. Этого нельзя сказать об архитектуре 80x86, поскольку это продукт нескольких независимых групп разработчиков, которые развивали эту архитектуру более 15 лет, добавляя новые возможности к первоначальному набору команд.
В 1978 году была анонсирована архитектура Intel 8086 как совместимое вверх расширение в то время успешного 8-бит микропроцессора 8080. 8086 представляет собой

16-битовую архитектуру со всеми внутренними регистрами, имеющими 16-битовую разрядность. Микропроцессор 8080 был просто построен на базе накапливающего сумматора (аккумулятора), но архитектура 8086 была расширена дополнительными регистрами. Поскольку почти каждый регистр в этой архитектуре имеет определенное назначение, 8086 по классификации частично можно отнести к машинам с накапливающим сумматором, а частично - к машинам с регистрами общего назначения, и его можно назвать расширенной машиной с накапливающим сумматором. Микропроцессор 8086 (точнее его версия 8088 с 8-битовой внешней шиной) стал основой завоевавшей в последствии весь мир серии компьютеров IBM PC, работающих под управлением операционной системы MS-DOS.
В 1980 году был анонсирован сопроцессор плавающей точки 8087. Эта архитектура расширила 8086 почти на 60 команд плавающей точки. Ее архитекторы отказались от расширенных накапливающих сумматоров для того, чтобы создать некий гибрид стеков и регистров, по сути расширенную стековую архитектуру. Полный набор стековых команд дополнен ограниченным набором команд типа регистр-память.
Анонсированный в 1982 году микропроцессор 80286, еще дальше расширил архитектуру 8086. Была создана сложная модель распределения и защиты памяти, расширено адресное пространство до 24 разрядов, а также добавлено небольшое число дополнительных команд. Поскольку очень важно было обеспечить выполнение без изменений программ, разработанных для 8086, в 80286 был предусмотрен режим реальных адресов, позволяющий машине выглядеть почти как 8086. В 1984 году компания IBM объявила об использовании этого процессора в своей новой серии персональных компьютеров IBM PC/AT.
В 1987 году появился микропроцессор 80386, который расширил архитектуру 80286 до

32 бит. В дополнение к 32-битовой архитектуре с 32-битовыми регистрами и 32-битовым адресным пространством, в микропроцессоре 80386 появились новые режимы адресации и дополнительные операции. Все эти расширения превратили 80386 в машину, по идеологии близкую к машинам с регистрами общего назначения. В дополнение к механизмам сегментации памяти, в микропроцессор 80386 была добавлена также поддержка страничной организации памяти. Также как и 80286, микропроцессор 80386 имеет режим выполнения программ, написанных для 8086. Хотя в то время базовой операционной системой для этих микропроцессоров оставалась MS-DOS, 32-разрядная архитектура и страничная организация памяти послужили основой для переноса на эту платформу операционной системы UNIX. Следует отметить, что для процессора 80286 была создана операционная система XENIX (сильно урезанный вариант системы UNIX).
Эта история иллюстрирует эффект, вызванный необходимостью обеспечения совместимости с 80x86, поскольку существовавшая база программного обеспечения на каждом шаге была слишком важной. К счастью, последующие процессоры (80486 в 1989 и Pentium в 1993 году) были нацелены на увеличение производительности и добавили к видимому пользователем набору команд только три новые команды, облегчающие организацию многопроцессорной работы.
Что бы ни говорилось о неудобствах архитектуры 80x86, следует иметь в виду, что она преобладает в мире персональных компьютеров. Почти 80% установленных малых систем базируются именно на этой архитектуре. Споры относительно преимуществ CISC и RISC архитектур постепенно стихают, поскольку современные микропроцессоры стараются вобрать в себя наилучшие свойства обоих подходов.
Современное семейство процессоров i486 (i486SX, i486DX, i486DX2 и i486DX4), в котором сохранились система команд и методы адресации процессора i386, уже имеет некоторые свойства RISC-микропроцессоров. Например, наиболее употребительные команды выполняются за один такт. Компания Intel для оценки производительности своих процессоров ввела в употребление специальную характеристику, которая называется рейтингом iCOMP. Компания надеется, что эта характеристика станет стандартной тестовой оценкой и будет применяться другими производителями микропроцессоров, однако последние с понятной осторожностью относятся к системе измерений производительности, введенной компанией Intel. Ниже в таблице приведены сравнительные характеристики некоторых процессоров компании Intel на базе рейтинга iCOMP.

Процессор	Тактовая частота (МГц)	Рейтинг iCOMP
386SX 386SL 386DX 386DX i486SX i486SX i486SX i486DX i486DX2 i486DX i486DX2 i486DX4 i486DX4 Pentium Pentium Pentium Pentium Pentium Pentium	25 25 25 33 20 25 33 33 50 50 66 75 100 60 66 90 100 120 133	39 41 49 68 78 100 136 166 231 249 297 319 435 510 567 735 815 1000 1200

Процессоры i486SX и i486DX - это 32-битовые процессоры с внутренней кэш-па-мятью емкостью 8 Кбайт и 32-битовой шиной данных. Основное отличие между ними заключается в том, что в процессоре i486SX отсутствует интегрированный сопроцессор плавающей точки. Поэтому он имеет меньшую цену и применяется в системах, для которых не очень важна производительность при обработке вещественных чисел. Для этих систем обычно возможно расширение с помощью внешнего сопроцессора i487SX.
Процессоры Intel OverDrive и i486DX2 практически идентичны. Однако кристалл OverDrive имеет корпус, который может устанавливаться в гнездо расширения сопроцессора i487SX, применяемое в ПК на базе i486SX. В процессорах OverDrive и i486DX2 применяется технология удвоения внутренней тактовой частоты, что позволяет увеличить производительность процессора почти на 70%. Процессор i486DX4/100 использует технологию утроения тактовой частоты. Он работает с внутренней тактовой частотой 99 МГц, в то время как внешняя тактовая частота (частота, на которой работает внешняя шина) составляет 33 МГц. Этот процессор практически обеспечивает равные возможности с машинами класса 60 МГц Pentium, являясь их полноценной и доступной по цене альтернативой.
Появившийся в 1993 году процессор Pentium ознаменовал собой новый этап в развитии архитектуры x86, связанный с адаптацией многих свойств процессоров с архитектурой RISC. Он изготовлен по 0.8 микронной БиКМОП технологии и содержит 3.1 миллиона транзисторов. Первоначальная реализация была рассчитана на работу с тактовой частотой 60 и 66 МГц. В настоящее время имеются также процессоры Pentium, работающие с тактовой частотой 75, 90, 100 и 120 МГц. Процессор Pentium по сравнению со своими предшественниками обладает целым рядом улучшенных характеристик. Главными его особенностями являются:

двухпотоковая суперскалярная организация, допускающая параллельное выполнение пары простых команд;

наличие двух независимых двухканальных множественно-ассоциативных кэшей для команд и для данных, обеспечивающих выборку данных для двух операций в каждом такте;

динамическое прогнозирование переходов;

конвейерная организация устройства плавающей точки с 8 ступенями;

двоичная совместимость с существующими процессорами семейства 80x86.

Блок-схема процессора Pentium представлена на Рисунок 8.1. Прежде всего новая микроархитектура этого процессора базируется на идее суперскалярной обработки (правда с некоторыми ограничениями). Основные команды распределяются по двум независимым исполнительным устройствам (конвейерам U и V). Конвейер U может выполнять любые команды семейства x86, включая целочисленные команды и команды с плавающей точкой. Конвейер V предназначен для выполнения простых целочисленных команд и некоторых команд с плавающей точкой. Команды могут направляться в каждое из этих устройств одновременно, причем при выдаче устройством управления в одном такте пары команд более сложная команда поступает в конвейер U, а менее сложная - в конвейер V. Такая попарная выдача команд возможна правда только для ограниченного подмножества целочисленных команд. Команды арифметики с плавающей точкой не могут запускаться в паре с целочисленными командами. Одновременная выдача двух команд возможна только при отсутствии зависимостей по регистрам. При остановке команды по любой причине в одном конвейере, как правило останавливается и второй конвейер.
Остальные устройства процессора предназначены для снабжения конвейеров необходимыми командами и данными. В отличие от процессоров i486 в процессоре Pentium используется раздельная кэш-память команд и данных емкостью по 8 Кбайт, что обеспечивает независимость обращений. За один такт из каждой кэш-памяти могут считываться два слова. При этом кэш-память данных построена на принципах двухкратного расслоения, что обеспечивает одновременное считывание двух слов, принадлежащих одной строке кэш-памяти. Кэш-память команд хранит сразу три копии тегов, что позволяет в одном такте считывать два командных слова, принадлежащих либо одной строке, либо смежным строкам для обеспечения попарной выдачи команд, при этом третья копия тегов используется для организации протокола наблюдения за когерентностью состояния кэш-памяти. Для повышения эффективности перезагрузки кэш-памяти в процессоре применяется 64-битовая внешняя шина данных.
В процессоре предусмотрен механизм динамического прогнозирования направления переходов. С этой целью на кристалле размещена небольшая кэш-память, которая называется буфером целевых адресов переходов (BTB), и две независимые пары буферов предварительной выборки команд (по два 32-битовых буфера на каждый конвейер). Буфер целевых адресов переходов хранит адреса команд, которые находятся в буферах предварительной выборки. Работа буферов предварительной выборки организована таким образом, что в каждый момент времени осуществляется выборка команд только в один из буферов соответствующей пары. При обнаружении в потоке команд операции перехода вычисленный адрес перехода сравнивается с адресами, хранящимися в буфере BTB. В случае совпадения предсказывается, что переход будет выполнен, и разрешается работа другого буфера предварительной выборки, который начинает выдавать команды для выполнения в соответствующий конвейер. При несовпадении считается, что переход выполняться не будет и буфер предварительной выборки не переключается, продолжая обычный порядок выдачи команд. Это позволяет избежать простоев конвейеров при правильном прогнозе направления перехода. Окончательное решение о направлении перехода естественно принимается на основании анализа кода условия. При неправильно сделанном прогнозе содержимое конвейеров аннулируется и выдача команд начинается с необходимого адреса. Неправильный прогноз приводит к приостановке работы конвейеров на 3-4 такта.

Продолжаем настройки в других закладках

Продукт агентства Рейтер - Reuters Investor

Продолжаем настройки в других закладках

и далее продолжаем настройки в других закладках:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Программная конвейеризация символическое разворачивание циклов

Программная конвейеризация: символическое разворачивание циклов

Мы уже видели, что один из методов компиляции - разворачивание циклов - полезен для увеличения степени параллелизма на уровне команд посредством создания более длинных последовательностей линейного кода. Имеются два других важных метода, которые разработаны для этих целей: программная конвейеризация и планирование трасс.

Программная конвейеризация

Программная конвейеризация

- это метод реорганизации циклов таким образом, что каждая итерация в программно конвейеризованном коде составляется из команд, выбранных из разных итераций первоначального цикла. Планировщик по существу чередует команды из разных итераций цикла так, чтобы отдалить друг от друга зависимые команды, которые возникают в одной итерации цикла. Программно конвейеризованный цикл чередует команды из разных итераций без реального разворачивания цикла (Рисунок 6.15). Этот метод по существу программно выполняет то, что алгоритм Томасуло делает с помощью аппаратных средств. Программно конвейеризованный цикл будет содержать по одной команде, каждая из которых относится к разным итерациям. Для начального запуска цикла (пролог цикла) и для завершения цикла (эпилог цикла) требуются некоторые команды.

Программная конвейеризация

Рисунок 6.15. Программная конвейеризация

Например, рассмотрим программно конвейеризованную версию нижеприведенного цикла, который складывает с содержимым регистра F2 все элементы некоторого массива с начальным адресом, хранящимся в регистре R1.
Loop: LD F0,0(R1)
ADDD F4,F0,F2
SD 0(R1),F4
SUBI R1,R1,#8
BNEZ R1, Loop
Игнорируя пролог и эпилог мы можем переписать цикл следующим образом:
Loop: SD 0(R1),F4 ; записывает в M[i]
ADDD F4,F0,F2 ; складывает с M[i-1]
LD F0,-16(R1); загружает M[i-2]
BNEZ R1, Loop
SUBI R1,R1,#8 ; вычитает в слоте задержки
Если не принимать во внимание пролог и эпилог, этот цикл может работать со скоростью 5 тактов на один проход. Поскольку команда загрузки осуществляет выборку на расстоянии двух элементов от счетчика цикла, цикл должен выполнять на две итерации меньше. При этом перед началом цикла из содержимого регистра R1 необходимо вычесть 16. Заметим, что повторное использование регистров (например, F4, F0 и R1) требует использования специальных аппаратных средств, чтобы обойти конфликты типа WAR и приостановки конвейера. В данном случае это не должно привести к каким-либо проблемам, поскольку никаких приостановок по причине зависимостей по данным произойти не должно.
Управление регистрами в программно конвейеризуемых циклах может быть достаточно сложным. Вышеприведенный пример не слишком тяжелый, поскольку в регистры выполняется запись в одной итерации, а их чтение происходит в следующей. В других случаях может потребоваться увеличить количество итераций между моментом выдачи команды и моментом, когда используется ее результат. Это происходит, когда в теле цикла имеется небольшое количество команд, а задержки их выполнения достаточно большие. В этих случаях требуется комбинация методов программной конвейеризации и разворачивания цикла.
Программную конвейеризацию можно рассматривать как символическое разворачивание цикла. Действительно, некоторые алгоритмы программной конвейеризации используют разворачивание цикла в качестве исходного материала для расчета (вычисления) выполнения программной конвейеризации. Главное преимущество программной конвейеризации по отношению к прямому разворачиванию циклов заключается в том, что первая генерирует в результате меньший по размеру программный код. Программная конвейеризация и разворачивание циклов в дополнение к тому, что они дают лучше спланированный внутренний цикл, сами по себе сокращают разные типы накладных расходов. Разворачивание циклов сокращает накладные расходы на организацию цикла, связанные с командами перехода и изменения значения счетчика циклов. Программная конвейеризация сокращает время, когда цикл не работает с полной скоростью, что происходит только однажды в начале и в конце цикла. Если мы разворачиваем цикл, который выполняет 100 итераций постоянное количество раз, скажем 4 раза, мы будем иметь накладные расходы 100/4=25 раз - каждый раз, когда будет инициироваться внутренний развернутый цикл. На Рисунок 6.16 это поведение показано графически. Поскольку эти методы направлены на два различных типа накладных расходов, наилучший результат может быть получен при использовании обоих методов.
Другим методом, используемым для выделения дополнительного параллелизма, является трассировочное планирование. Трассировочное планирование расширяет метод разворачивания циклов методикой для нахождения параллелизма в программах с условными переходами, не связанными с организацией циклов. Трассировочное планирование полезно для машин с очень большим количеством команд, выдаваемых для выполнения в одном такте, где одного разворачивания циклов может оказаться недостаточно для выявления необходимой степени параллелизма уровня команд для поддержания машины в занятом состоянии. Трассировочное планирование является комбинацией двух отдельных процессов. Первый процесс, который называется выбором трассы (trace selection), старается найти возможную последовательность базовых блоков, операции которых будут собираться вместе в меньшее количество команд; эта последовательность называется трассой. Разворачивание циклов используется для генерации длинных трасс, поскольку переходы циклов выполняются с высокой вероятностью. Дополнительно при использовании статического прогнозирования направления переходов другие условные переходы (не связанные с организацией цикла) также выбираются как выполняемые или как невыполняемые, так что результирующая трасса представляет собой линейную последовательность, полученную в результате конкатенации (объединения) многих базовых блоков. Когда трасса выбрана, другой процесс, называемый уплотнением трассы (trace compaction), старается сжать трассу в небольшое количество широких команд. Процесс уплотнения трасс пытается перенести операции как можно ближе к началу последовательности (трассы), упаковывая операции насколько это возможно в минимальное количество широких команд (или пакетов для выдачи).

Простейшая организация конвейера и оценка его производительности

Простейшая организация конвейера и оценка его производительности

Для иллюстрации основных принципов построения процессоров мы будем использовать простейшую архитектуру, содержащую 32 целочисленных регистра общего назначения (R0,...,R31), 32 регистра плавающей точки (F0,...,F31) и счетчик команд PC. Будем считать, что набор команд нашего процессора включает типичные арифметические и логические операции, операции с плавающей точкой, операции пересылки данных, операции управления потоком команд и системные операции. В арифметических командах используется трехадресный формат, типичный для RISC-процессоров, а для обращения к памяти используются операции загрузки и записи содержимого регистров в память.
Выполнение типичной команды можно разделить на следующие этапы:

выборка команды - IF (по адресу, заданному счетчиком команд, из памяти извлекается команда);

декодирование команды / выборка операндов из регистров - ID;

выполнение операции / вычисление эффективного адреса памяти - EX;

обращение к памяти - MEM;

запоминание результата - WB.

На Рисунок 5.1 представлена схема простейшего процессора, выполняющего указанные выше этапы выполнения команд без совмещения. Чтобы конвейеризовать эту схему, мы можем просто разбить выполнение команд на указанные выше этапы, отведя для выполнения каждого этапа один такт синхронизации, и начинать в каждом такте выполнение новой команды. Естественно, для хранения промежуточных результатов каждого этапа необходимо использовать регистровые станции. На Рисунок 5.2 показана схема процессора с промежуточными регистровыми станциями, которые обеспечивают передачу данных и управляющих сигналов с одной ступени конвейера на следующую. Хотя общее время выполнения одной команды в таком конвейере будет составлять пять тактов, в каждом такте аппаратура будет выполнять в совмещенном режиме пять различных команд.
Работу конвейера можно условно представить в виде сдвинутых во времени схем процессора (Рисунок 5.3). Этот рисунок хорошо отражает совмещение во времени выполнения различных этапов команд. Однако чаще для представления работы конвейера используются временные диаграммы (Рисунок 5.4), на которых обычно изображаются выполняемые команды, номера тактов и этапы выполнения команд.
Конвейеризация увеличивает пропускную способность процессора (количество команд, завершающихся в единицу времени), но она не сокращает время выполнения отдельной команды. В действительности, она даже несколько увеличивает время выполнения каждой команды из-за накладных расходов, связанных с управлением регистровыми станциями. Однако увеличение пропускной способности означает, что программа будет выполняться быстрее по сравнению с простой неконвейерной схемой.
Тот факт, что время выполнения каждой команды в конвейере не уменьшается, накладывает некоторые ограничения на практическую длину конвейера. Кроме ограничений, связанных с задержкой конвейера, имеются также ограничения, возникающие в результате несбалансированности задержки на каждой его ступени и из-за накладных расходов на конвейеризацию. Частота синхронизации не может быть выше, а, следовательно, такт синхронизации не может быть меньше, чем время, необходимое для работы наиболее медленной ступени конвейера. Накладные расходы на организацию конвейера возникают из-за задержки сигналов в конвейерных регистрах (защелках) и из-за перекосов сигналов синхронизации. Конвейерные регистры к длительности такта добавляют время установки и задержку распространения сигналов. В предельном случае длительность такта можно уменьшить до суммы накладных расходов и перекоса сигналов синхронизации, однако при этом в такте не останется времени для выполнения полезной работы по преобразованию информации.
В качестве примера рассмотрим неконвейерную машину с пятью этапами выполнения операций, которые имеют длительность 50, 50, 60, 50 и 50 нс соответственно (Рисунок 5.5). Пусть накладные расходы на организацию конвейерной обработки составляют 5 нс. Тогда среднее время выполнения команды в неконвейерной машине будет равно 260 нс. Если же используется конвейерная организация, длительность такта будет равна длительности самого медленного этапа обработки плюс накладные расходы, т.е. 65 нс. Это время соответствует среднему времени выполнения команды в конвейере. Таким образом, ускорение, полученное в результате конвейеризации, будет равно:

Продукт агентства Рейтер - Reuters Investor
Продукт агентства Рейтер - Reuters Investor, доступ к которому осуществляется через Web-сайт РосТрейда. Все новости и котировки структурированы по основным секторам/темам. Для того чтобы отслеживать одновременно несколько разных блоков, существует возможность открывать сразу несколько окон Интернет-браузера.

Пакет информации включает в себя котировки и исторические данные по всем секторам финансового рынка, а также политические и экономические новости на русском языке, основные мировые новости на английском языке.
Сама программа РосТрейд, выполненная как Java аплет. Это программа позволяет со страниц Web-сайта получать котировки с ММВБ в реальном времени,
отдавать заказы на покупку/продажу, просматривать историю своих сделок,
просматривать свой портфель и пр.
Для того, чтобы пользоваться услугами РосТрейд, клиенту следует заполнить анкету (можно на Web-сайте) и оформить 5 документов (в офисе компании). После этого клиент будет зарегистрирован в системе: открыты необходимые счета,
получены ключ доступа, программное обеспечение. Для начала работы клиенту остается перевести деньги и/или ценные бумаги на свой брокерский счет.
Что касается тарифов за услуги, предоставляемые РосТрейдом, то они зависят от выбранного тарифного плана (всего их три); использование самой системы РосТрейд бесплатное. Комиссия взимается дважды, не зависимо от тарифного плана банком и ТС (Н)ГЦБ ММВБ.
Инвестиционная компания "Атон"
Продуктом инвестиционной компании "Атон", обеспечивающим онлайновую торговлю ценными бумагами в Интернет, является система "Aton-Line". Все торговые операции и получение биржевой информации происходят через Web-сайт компании на основе обмена данными в формате HTML посредством протокола HTTP.
"Плавающие окна", обновление данных в режиме он-лайн и другой отличительный функционал системы реализован на встроенном в браузер Internet Explorer скриптовом языке. Таким образом, для выставления заявок и полноценной работы в системе требуются только браузер и программа для шифрованияu1076 данных.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Среднее время выполнения команды в неконвейерном режиме
Среднее время выполнения команды в неконвейерном режиме

260
65

Конвейеризация эффективна только тогда, когда загрузка конвейера близка к полной, а скорость подачи новых команд и операндов соответствует максимальной производительности конвейера. Если произойдет задержка, то параллельно будет выполняться меньше операций и суммарная производительность снизится. Такие задержки могут возникать в результате возникновения конфликтных ситуаций. В следующих разделах будут рассмотрены различные типы конфликтов, возникающие при выполнении команд в конвейере, и способы их разрешения.

Псевдоброкераж

Псевдоброкераж 2

Псевдоброкераж

"Псевдоброкераж"

Суть этой технологии заключается в том, что все клиентские сделки перекрываются через сторонних брокеров, но не в момент совершения клиентом операции, а с определенным временным лагом. Кратко суть этой технологии можно сформулировать следующим образом. Практически всегда любая клиентская позиция после своего открытия не идет сразу же клиенту в профит. Практически у любой позиции бывают моменты во время которых клиент по этой позиции несет некоторые убытки, соответственно, ДЦ имеет по этой позиции некоторую прибыль (при условии, что эта позиция не перекрыта у стороннего брокера). Следовательно образ действия дилера ДЦ при использовании такой технологии выглядит следующим образом. Клиент запрашивает у дилера котировку, дилер самостоятельно такую котировку формирует и предоставляет ее клиенту. Клиент совершает по этой котировке сделку (открывает позицию).Дилер регистрирует параметры открытой позиции и начинает выжидать момента, когда она начинает приносить клиенту убыток.
Когда дилер сочтет, что величина клиентского убытка достаточна (или достигла административно установленных величин), он перекрывает клиентскую позицию у стороннего брокера, фиксируя тем самым прибыль ДЦ.
Величины фиксируемых таким образом клиентских убытков, как правило, не велики. В основном, эти величины выражаются даже не в пунктах, а непосредственно в деньгах. Например, дилер может получить от руководства установку перекрывать клиентскую позицию при достижении убытка,
эквивалентного нескольким десяткам (сотен) долларов США. Цифра может произвольно изменяться руководством ДЦ в зависимости от статистической картины данного ДЦ.
Клиринг хауз Вышеописанные технологии применяются в основном только тогда, когда у ДЦ недостаточно реально торгующих клиентов. Если же число клиентов ДЦ велико и они генерируют необходимое число сделок в месяц, то наиболее рациональным будет организовать работу ДЦ следующим образом.
Отслеживается только накопленная мультивалютнаяu1087 позиция всей площадки,
а не каждая конкретная позиция каждого конкретного клиента.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Пункт 4 статьи 212

Псевдоброкераж 2
"Псевдоброкераж" 2

Все дело в том, что при достаточном числе клиентов их позиции в большинстве случаев в той
или иной степени перекрывают друг друга. Следовательно, если клиенты и выигрывают деньги, то друг у друга, а не у ДЦ, который в этом случае прекрасно живет на спредах, сдвиганиях рынка и комиссии. Совершать какие-
либо действия по перекрытию клиентских позиций ДЦ начинает только тогда,
когда в силу складывающейся рыночной коньюктуры клиенты начинают совершать сделки в каком-то одном конкретном направлении. В таких случаях на площадке возникает неуравновешенная валютная позиция, которая и перекрывается у сторонних брокеров. Т.е. такой ДЦ перестает быть "кухней", а становится вполне нормальным клиринг хаузом. Что является совершенно нормальным методом работы подавляющего числа крупных как российских,
так и зарубежных брокеров (CMC, Union CAL, МДМ-банк, ГУТА-банк и т.д.)
Следует отметить, что при грамотной работе с клиентскими позициями,
прибыль ДЦ может быть выше, чем клиентские проигрыши. Т.е., технология "кухни", вопреки сложившемуся стереотипу, не всегда является самой прибыльной. В каждом конкретном случае ДЦ проводит постоянный сбор и анализ статистической информации по основным параметрам клиентских сделок. И уже потом, в соответствии с накопленной статистической информацией, принимает окончательное решение об использовании той или иной технологии работы и ее основных параметрах. Этот метод работы, как правило, держится в секрете и является know-how компании.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

QUIK-Брокер

Пункт 4 статьи 212

Пункт 4 статьи 212:
после слов "стоимости ценных бумаг" дополнить словами ", определяемой с учетом предельной границы колебаний рыночной цены ценных бумаг,";
дополнить абзацем следующего содержания:
"Порядок определения рыночной цены ценных бумаг и предельной границы колебаний рыночной цены ценных бумаг устанавливается федеральным органом,
осуществляющим регулирование рынка ценных бумаг.".
2. Дополнить статьей 2141 следующего содержания:
"Статья 2141. Особенности определения налоговой базы, исчисления и уплаты налога на доходы по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги 1. При определении налоговой базы по доходам по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги, учитываются доходы, полученные по следующим операциям:
купли-продажи ценных бумаг, обращающихся на организованном рынке ценных бумаг;
купли-продажи ценных бумаг, не обращающихся на организованном рынке ценных бумаг;
с финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги;
с ценными бумагами и финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), являющегося физическим лицом.
2. Налоговая база по каждой операции, перечисленной в пункте 1 настоящей статьи,
определяется отдельно с учетом положений настоящей статьи.
Под финансовыми инструментами срочных сделок, базисным активом по которым являются ценные бумаги, в целях настоящей главы понимаются фьючерсные и опционные биржевые сделки.
3. Доход (убыток) по операциям купли-продажи ценных бумаг определяется как сумма доходов по совокупности сделок с ценными бумагами соответствующей категории, совершенных в течение налогового периода, за вычетом суммы убытков.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Работа суперскалярного конвейера

Рисунок 6.13. Работа суперскалярного конвейера

Такой конвейер позволяет существенно увеличить скорость выдачи команд. Однако чтобы он смог так работать, необходимо иметь либо полностью конвейеризованные устройства плавающей точки, либо соответствующее число независимых функциональных устройств. В противном случае устройство плавающей точки станет узким горлом и эффект, достигнутый за счет выдачи в каждом такте пары команд, сведется к минимуму.
При параллельной выдаче двух операций (одной целочисленной команды и одной команды ПТ) потребность в дополнительной аппаратуре, помимо обычной логики обнаружения конфликтов, минимальна: целочисленные операции и операции ПТ используют разные наборы регистров и разные функциональные устройства. Более того, усиление ограничений на выдачу команд, которые можно рассматривать как специфические структурные конфликты (поскольку выдаваться на выполнение могут только определенные пары команд), обнаружение которых требует только анализа кодов операций. Единственная сложность возникает, только если команды представляют собой команды загрузки, записи и пересылки чисел с плавающей точкой. Эти команды создают конфликты по портам регистров ПТ, а также могут приводить к новым конфликтам типа RAW, когда операция ПТ, которая могла бы быть выдана в том же такте, является зависимой от первой команды в паре.
Проблема регистровых портов может быть решена, например, путем реализации отдельной выдачи команд загрузки, записи и пересылки с ПТ. В случае составления ими пары с обычной операцией ПТ ситуацию можно рассматривать как структурный конфликт. Такую схему легко реализовать, но она будет иметь существенное воздействие на общую производительность. Конфликт подобного типа может быть устранен посредством реализации в регистровом файле двух дополнительных портов (для выборки и записи).
Если пара команд состоит из одной команды загрузки с ПТ и одной операции с ПТ, которая от нее зависит, необходимо обнаруживать подобный конфликт и блокировать выдачу операции с ПТ. За исключением этого случая, все другие конфликты естественно могут возникать, как и в обычной машине, обеспечивающей выдачу одной команды в каждом такте. Для предотвращения ненужных приостановок могут, правда потребоваться дополнительные цепи обхода.
Другой проблемой, которая может ограничить эффективность суперскалярной обработки, является задержка загрузки данных из памяти. В нашем примере простого конвейера команды загрузки имели задержку в один такт, что не позволяло следующей команде воспользоваться результатом команды загрузки без приостановки. В суперскалярном конвейере результат команды загрузки не может быть использован в том же самом и в следующем такте. Это означает, что следующие три команды не могут использовать результат команды загрузки без приостановки. Задержка перехода также становится длиною в три команды, поскольку команда перехода должна быть первой в паре команд. Чтобы эффективно использовать параллелизм, доступный на суперскалярной машине, нужны более сложные методы планирования потока команд, используемые компилятором или аппаратными средствами, а также более сложные схемы декодирования команд.
Рассмотрим, например, что дает разворачивание циклов и планирование потока команд для суперскалярного конвейера. Ниже представлен цикл, который мы уже разворачивали и планировали его выполнение на простом конвейере.
Loop: LD F0,0(R1) ;F0=элемент вектора
ADDD F4,F0,F2 ;добавление скалярной величины из F2
SD 0(R1),F4 ;запись результата
SUBI R1,R1,#8 ;декрементирование указателя
;8 байт на двойное слово
BNEZ R1,Loop ;переход R1!=нулю
Чтобы спланировать этот цикл для работы без задержек, необходимо его развернуть и сделать пять копий тела цикла. После такого разворачивания цикл будет содержать по пять команд LD, ADDD, и SD, а также одну команду SUBI и один условный переход BNEZ. Развернутая и оптимизированная программа этого цикла дана ниже:

QUIK-Брокер

В данном случаеu1090 технический центр будет размещен непосредственно у этого профучастника с подключением к специализированному торговому шлюзу ММВБ.
Кроме того, компанией "СМВБ-Информационные технологии", разработчиком системы интернет-трейдинга QUIK-Брокер, подготовлены и предлагаются к использованию шлюзы для получения оперативной информации о ходе торгов в Российской Торговой Системе (РТС-1 и РТС СГК) и на Фондовой бирже "Санкт-
Петербург" (секция фондового рынка и секция срочных контрактов).
Шлюзы представляют собой специальные программные модули, позволяющие получать информацию из рабочего места соответствующей торговой системы и передавать ее в систему QUIK-Брокер по мере ее поступления.
QUIK-Брокер - это программный комплекс, состоящий из серверной части;
рабочего места мониторинга клиентов; рабочего места администратора; рабочего места участника; ПО шлюзов к торговым системам.
Клиент-система QUIK-Брокер дает возможность пользователю:
наблюдать из офиса за динамикой торгов;
выполнять активные транзакции (снятие/подача заявок);
передавать информацию в стандартные офисные приложения (например, MS Excel) и системы технического анализа (MetaStock);
вести учет текущих позиций по деньгам, бумагам, и исполненным сделкам;
формировать отложенные заявки с последующей мгновенной постановкой в торговую сессию.
Условия распространения данных для пользователей регулируются договором между владельцем информации (торговой системой) и распространителем (брокером).
В настоящий момент данной системой для предоставления брокерских услуг через Интернет пользуются свыше 35 российских брокеров, с помощью QUIKа организовано несколько дилинговых залов по массовому обслуживанию инвесторов.
Всего насчитывается более 45 внедрений системы в банках и брокерских компаниях и около 2000 пользователей. Каждый брокер устанавливает разные месячную абонентскую плату и комиссионные.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Целочисленная команда	Команда ПТ	Номер такта
Loop: LD F0,0(R1) LD F8,-8(R1) LD F10,-16(R1) LD F14,-24(R1) LD F18,-32(R1) SD 0(R1),F4 SD -8(R1),F8 SD -16(R1),F12 SD -24(R1),F16 SUBI R1,R1,#40 BNEZ R1,Loop SD -32(R1),F20	ADDD F4,F0,F2 ADDD F8,F6,F2 ADDD F12,F10,F2 ADDD F16,F14,F2 ADDD F20,F18,F2	1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12

Этот развернутый суперскалярный цикл теперь работает со скоростью 12 тактов на итерацию, или 2.4 такта на один элемент (по сравнению с 3.5 тактами для оптимизированного развернутого цикла на обычном конвейере. В этом примере производительность суперскалярного конвейера ограничена существующим соотношением целочисленных операций и операций ПТ, но команд ПТ не достаточно для поддержания полной загрузки конвейера ПТ. Первоначальный оптимизированный неразвернутый цикл выполнялся со скоростью 6 тактов на итерацию, вычисляющую один элемент. Мы получили таким образом ускорение в 2.5 раза, больше половины которого произошло за счет разворачивания цикла. Чистое ускорение за счет суперскалярной обработки дало улучшение примерно в 1.5 раза.
В лучшем случае такой суперскалярный конвейер позволит выбирать две команды и выдавать их на выполнение, если первая из них является целочисленной, а вторая - с плавающей точкой. Если это условие не соблюдается, что легко проверить, то команды выдаются последовательно. Это показывает два главных преимущества суперскалярной машины по сравнению с WLIW-машиной. Во-первых, малое воздействие на плотность кода, поскольку машина сама определяет, может ли быть выдана следующая команда, и нам не надо следить за тем, чтобы команды соответствовали возможностям выдачи. Во-вторых, на таких машинах могут работать неоптимизированные программы, или программы, откомпилированные в расчете на более старую реализацию. Конечно такие программы не могут работать очень хорошо. Один из способов улучшить ситуацию заключается в использовании аппаратных средств динамической оптимизации.
В общем случае в суперскалярной системе команды могут выполняться параллельно и возможно не в порядке, предписанном программой. Если не предпринимать никаких мер, такое неупорядоченное выполнение команд и наличие множества функциональных устройств с разными временами выполнения операций могут приводить к дополнительным трудностям. Например, при выполнении некоторой длинной команды с плавающей точкой (команды деления или вычисления квадратного корня) может возникнуть исключительная ситуация уже после того, как завершилось выполнение более быстрой операции, выданной после этой длинной команды. Для того, чтобы поддерживать модель точных прерываний, аппаратура должна гарантировать корректное состояние процессора при прерывании для организации последующего возврата.
Обычно в машинах с неупорядоченным выполнением команд предусматриваются дополнительные буферные схемы, гарантирующие завершение выполнения команд в строгом порядке, предписанном программой. Такие схемы представляют собой некоторый буфер "истории", т.е. аппаратную очередь, в которую при выдаче попадают команды и текущие значения регистров результата этих команд в заданном программой порядке.
В момент выдачи команды на выполнение она помещается в конец этой очереди, организованной в виде буфера FIFO (первый вошел - первый вышел). Единственный способ для команды достичь головы этой очереди - завершение выполнения всех предшествующих ей операций. При неупорядоченном выполнении некоторая команда может завершить свое выполнение, но все еще будет находиться в середине очереди. Команда покидает очередь, когда она достигает головы очереди и ее выполнение завершается в соответствующем функциональном устройстве. Если команда находится в голове очереди, но ее выполнение в функциональном устройстве не закончено, она очередь не покидает. Такой механизм может поддерживать модель точных прерываний, поскольку вся необходимая информация хранится в буфере и позволяет скорректировать состояние процессора в любой момент времени.
Этот же буфер "истории" позволяет реализовать и условное (speculative) выполнение команд (выполнение по предположению), следующих за командами условного перехода. Это особенно важно для повышения производительности суперскалярных архитектур. Статистика показывает, что на каждые шесть обычных команд в программах приходится в среднем одна команда перехода. Если задерживать выполнение следующих за командой перехода команд, потери на конвейеризацию могут оказаться просто неприемлемыми. Например, при выдаче четырех команд в одном такте в среднем в каждом втором такте выполняется команда перехода. Механизм условного выполнения команд, следующих за командой перехода, позволяет решить эту проблему. Это условное выполнение обычно связано с последовательным выполнением команд из заранее предсказанной ветви команды перехода. Устройство управления выдает команду условного перехода, прогнозирует направление перехода и продолжает выдавать команды из этой предсказанной ветви программы.
Если прогноз оказался верным, выдача команд так и будет продолжаться без приостановок. Однако если прогноз был ошибочным, устройство управления приостанавливает выполнение условно выданных команд и, если необходимо, использует информацию из буфера истории для ликвидации всех последствий выполнения условно выданных команд. Затем начинается выборка команд из правильной ветви программы. Таким образом, аппаратура, подобная буферу, истории позволяет не только решить проблемы с реализацией точного прерывания, но и обеспечивает увеличение производительности суперскалярных архитектур.

Работа с файлами и окнами Создание нового файла

Работа с пакетом Window on Wall Street

Работа с файлами и окнами Создание нового файла
Работа с программой OMEGA TRADE STATION 7

Если щелкнуть мышкой на соответствующую категорию, то в окне Bottons отобразятся соответствующие пиктограммы. Для добавления пиктограмм из этого списка необходимо перетащить мышкой нужную пиктограмму на панель инструментов. Для того, что бы убрать не нужную пиктограмму с панели нужно мышкой перетащить ее с панели обратно в список .
Работа с файлами и окнами Создание нового файла .
Для создания нового файла необходимо на панели инструментов щелкнуть первую слева пиктограмму ( чистый лист бумаги ) .
Будет создан пустой файл с именем Untitled Workspace : N , где N – текущий номер ,
который присваивает сама программа . Созданный файл не содержит окон .
Структура файла Активный (в настоящее время) файл выделяется белым цветом на экране в списке файлов .
Файл может содержать несколько окон. Для управления окнами используется выпадающее меню Windows . Первые четыре пункта меню используются для упорядочивания окон, соответственно: мозаика (Arrage All) , по горизонтали (Arrange Horizotally), по вертикала (Arrange Vertically), каскадом (Cascade). Внизу меню можно видеть список открытых окон . График , отмеченный галочкой, является активным в настоящий момент . Если выделить другой график , то он будет вынесен на передний план .
Создание нового окна Для создания нового окна необходимо в строке меню выбрать File затем New (File =>
New), в появившемся окне выбрать пиктограмму с названием Trade Station Chart,
щелкнув по ней два раза . Появится окно Creat Chart Window:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

RAID 2 матрица с поразрядным расслоением

RAID 2: матрица с поразрядным расслоением

Один из путей достижения надежности при снижении потерь емкости памяти может быть подсказан организацией основной памяти, в которой для исправления одиночных и обнаружения двойных ошибок используются избыточные контрольные разряды. Такое решение можно повторить путем поразрядного расслоения данных и записи их на диски группы, дополненной достаточным количеством контрольных дисков для обнаружения и исправления одиночных ошибок. Один диск контроля четности позволяет обнаружить одиночную ошибку, но для ее исправления требуется больше дисков.
Такая организация обеспечивает лишь один поток ввода/вывода для каждой группы независимо от ее размера. Группы большого размера приводят к снижению избыточной емкости, идущей на обеспечение отказоустойчивости, тогда как при организации меньшего числа групп наблюдается снижение операций ввода/вывода, которые могут выполняться матрицей параллельно.
При записи больших массивов данных системы уровня 2 имеют такую же производительность, что и системы уровня 1, хотя в них используется меньше контрольных дисков и, таким образом, по этому показателю они превосходят системы уровня 1. При передаче небольших порций данных производительность теряется, так как требуется записать либо считать группу целиком, независимо от конкретных потребностей. Таким образом, RAID уровня 2 предпочтительны для суперкомпьютеров, но не подходят для обработки транзакций. Компания Thinking Machine использовала RAID уровня 2 в ЭВМ Connection Machine при 32 дисках данных и 10 контрольных дисках, включая 3 диска горячего резерва.

RAID 3 аппаратное обнаружение ошибок и четность

RAID 3: аппаратное обнаружение ошибок и четность

Большинство контрольных дисков, используемых в RAID уровня 2, нужны для определения положения неисправного разряда. Эти диски становятся полностью избыточными, так как большинство контроллеров в состоянии определить, когда диск отказал при помощи специальных сигналов, поддерживаемых дисковым интерфейсом, либо при помощи дополнительного кодирования информации, записанной на диск и используемой для исправления случайных сбоев. По существу, если контроллер может определить положение ошибочного разряда, то для восстановления данных требуется лишь один бит четности. Уменьшение числа контрольных дисков до одного на группу снижает избыточность емкости до вполне разумных размеров. Часто количество дисков в группе равно 5 (4 диска данных плюс 1 контрольный). Подобные устройства выпускаются, например, фирмами Maxtor и Micropolis. Каждое из таких устройств воспринимается машиной как отдельный логический диск с учетверенной пропускной способностью, учетверенной емкостью и значительно более высокой надежностью.

RAID 4 внутригрупповой параллелизм

RAID 4: внутригрупповой параллелизм

RAID уровня 4 повышает производительность передачи небольших объемов данных за счет параллелизма, давая возможность выполнять более одного обращения по вводу/выводу к группе в единицу времени. Логические блоки передачи в данном случае не распределяются между отдельными дисками, вместо этого каждый индивидуальный блок попадает на отдельный диск.
Достоинство поразрядного расслоения состоит в простоте вычисления кода Хэмминга, что необходимо для обнаружения и исправления ошибок в системах уровня 2. В RAID уровня 3 обнаружение ошибок диска с точностью до сектора осуществляется дисковым контроллером. Следовательно, если записывать отдельный блок передачи в отдельный сектор, то можно обнаружить ошибки отдельного считывания без доступа к дополнительным дискам. Главное отличие между системами уровня 3 и 4 состоит в том, что в последних расслоение выполняется на уровне сектора, а не на уровне битов или байтов.
В системах уровня 4 обновление контрольной информации реализовано достаточно просто. Для вычисления нового значения четности требуются лишь старый блок данных, старый блок четности и новый блок данных:
новая четность = (старые данные xor новые данные) xor старая четность
В системах уровня 4 для записи небольших массивов данных используются два диска, которые выполняют четыре выборки (чтение данных плюс четности, запись данных плюс четности). Производительность групповых операций записи и считывания остается прежней, но при небольших (на один диск) записях и считываниях производительность существенно улучшается. К сожалению, улучшение производительности оказывается недостаточной для того, чтобы этот метод мог занять место системы уровня 1.

RAID 5 четность вращения для распараллеливания записей

RAID 5: четность вращения для распараллеливания записей

RAID уровня 4 позволяли добиться параллелизма при считывании отдельных дисков, но запись по-прежнему ограничена возможностью выполнения одной операции на группу, так как при каждой операции должны выполняться запись и чтение контрольного диска. Система уровня 5 улучшает возможности системы уровня 4 посредством распределения контрольной информации между всеми дисками группы.
Это небольшое изменение оказывает огромное влияние на производительность записи небольших массивов информации. Если операции записи могут быть спланированы так, чтобы обращаться за данными и соответствующими им блоками четности к разным дискам, появляется возможность параллельного выполнения N/2 записей, где N - число дисков в группе. Данная организация имеет одинаково высокую производительность при записи и при считывании как небольших, так и больших объемов информации, что делает ее наиболее привлекательной в случаях смешанных применений.

RAID 6 Двумерная четность для обеспечения большей надежности

RAID 6: Двумерная четность для обеспечения большей надежности

Этот пункт можно рассмотреть в контексте соотношения отказоустойчивость/пропускная способность. RAID 5 предлагают, по существу, лишь одно измерение дисковой матрицы, вторым измерением которой являются секторы. Теперь рассмотрим объединение дисков в двумерный массив таким образом, чтобы секторы являлись третьим измерением. Мы можем иметь контроль четности по строкам, как в системах уровня 5, а также по столбцам, которые, в свою очередь. могут расслаиваться для обеспечения возможности параллельной записи. При такой организации можно преодолеть любые отказы двух дисков и многие отказы трех дисков. Однако при выполнении логической записи реально происходит шесть обращений к диску: за старыми данными, за четностью по строкам и по столбцам, а также для записи новых данных и новых значений четности. Для некоторых применений с очень высокими требованиями к отказоустойчивости такая избыточность может оказаться приемлемой, однако для традиционных суперкомпьютеров и для обработки транзакций данный метод не подойдет.
В общем случае, если доминируют короткие записи и считывания и стоимость емкости памяти не является определяющей, наилучшую производительность демонстрируют системы RAID уровня 1. Однако если стоимость емкости памяти существенна, либо если можно снизить вероятность появления коротких записей (например, при высоком коэффициенте отношения числа считываний к числу записей, при эффективной буферизации последовательностей считывания-модификации-записи, либо при приведении коротких записей к длинным с использованием стратегии кэширования файлов), RAID уровня 5 могут обеспечить очень высокую производительность, особенно в терминах отношения стоимость/производительность.

RAID1 Зеркальные диски

RAID1: Зеркальные диски.

Зеркальные диски представляют традиционный способ повышения надежности магнитных дисков. Это наиболее дорогостоящий из рассматриваемых способов, так как все диски дублируются и при каждой записи информация записывается также и на проверочный диск. Таким образом, приходится идти на некоторые жертвы в пропускной способности ввода/вывода и емкости памяти ради получения более высокой надежности. Зеркальные диски широко применяются многими фирмами. В частности компания Tandem Computers применяет зеркальные диски, а также дублирует контроллеры и магистрали ввода/вывода с целью повышения отказоустойчивости. Эта версия зеркальных дисков поддерживает параллельное считывание.
Контроллер HSC-70, используемый в VAX-кластерах компании DEC, выполнен по методу зеркальных дисков, называемому методом двойников. Содержимое отдельного диска распределяется между членами его группы двойников. Если группа состоит из двух двойников, мы получаем вариант зеркальных дисков. Заданный сектор может быть прочитан с любого из устройств группы двойников. После того как некоторый сектор записан, необходимо обновить информацию на всех дисках-двойниках. Контроллер имеет возможность предсказывать ожидаемые отказы некоторого диска и выделять горячий резерв для создания копии и сохранения ее на время работы механизма создания группы двойников. Затем отказавший диск может быть выключен.
Дублирование всех дисков может означать удвоение стоимости всей системы или, иначе, использование лишь 50% емкости диска для хранения данных. Повышение емкости, на которое приходится идти, составляет 100%. Такая низкая экономичность привела к появлению следующего уровня RAID.

Расширение устройства ПТ средствами выполнения по предположению

Рисунок 6.19. Расширение устройства ПТ средствами выполнения по предположению

Когда команда фиксируется, соответствующая строка буфера переупорядочивания очищается, а место назначения результата (регистр или ячейка памяти) обновляется. Чтобы не менять номера строк буфера переупорядочивания после фиксации результата команды, буфер переупорядочивания реализуется в виде циклической очереди, так что позиции в буфере переупорядочивания меняются, только когда команда фиксируется. Если буфер переупорядочивания полностью заполнен, выдача команд останавливается до тех пор, пока не освободится очередная строка буфера.
Поскольку никакая запись в регистры или ячейки памяти не происходит до тех пор, пока команда не фиксируется, машина может просто ликвидировать все свои выполненные по предположению действия, если обнаруживается, что направление условного перехода было спрогнозировано не верно.
Рассмотрим следующий пример:
LD F6, 34(R2)
LD F2, 45(R3)
MULTD F0, F2, F4
SUBD F8, F6, F2
DIVD F10, F0, F6
ADDD F6, F8, F2
Представим, что в приведенном выше примере команда условного перехода BNEZ в первый раз не выполняется (Рисунок 6.20). Тогда команды, предшествующие команде условного перехода, будут просто фиксироваться по мере достижения каждой из них головы буфера переупорядочивания. Когда головы этого буфера достигает команда условного перехода, содержимое буфера просто гасится, и машина начинает выборку команд из другой ветви программы.

Работа с пакетом Window on Wall Street

Работа с пакетом Window on Wall Street (ТОРА-Центр)
Цена по каталогу ..... $ 13
Номер по каталогу ..... #Т005
Книга не является полным переводом руководства пользователя к программе Window on Wall Street, однако содержит все необходимые сведения для работы с ней.
Решение Бизнес-задач средствами нечеткой логики / Работа с пакетом FuziCalc (ТОРА-Центр)
Цена по каталогу ..... $ 24
Номер по каталогу ..... #Т006
Приводятся примеры решения задач финансовой сферы (в том числе и страхового бизнеса) на основе алгоритмов нечеткой логики. Вторая часть книги содержит все необходимые сведения для работы с программой FuziCalc.
Steven B.Achelis "Technical Analysis from A to Z"
Цена по каталогу ..... $ 70
Номер по каталогу ..... #К002
Книга президента компании Equis Int. Стивена Эшлиса. Основы технического анализа. Основные индикаторы технического анализа, их интерпретация. Книга будет полезна тем, кто начинает изучать теханализ, а также тем, кто хочет познакомиться с его классикой.
Steve Nison "Japanese Candlestick Charting Techniques"
Цена по каталогу ..... $ 150
Номер по каталогу ..... #K003
Издание полностью посвящено японским свечам. Виды свечей , методы работы с ними, свечи и осцилляторы, свечи и скользящие средние, свечи и теория Эллиота и многое другое.
Steve Nison "Beyond Candlesticks"
Цена по каталогу ..... $ 150

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Станции резервирования
Имя	Занятость	Op	Vj	Vk	Qj	Qk	Назначение
Add1	Нет
Add2	Нет
Add3	Нет
Mult1	Нет	MULT	Mem[45+Regs[R3]]	Regs[F4]			#3
Mult2	Да	DIV		Mem[34+Regs[R2]]	#3		#5

Буфер переупорядочивания
Номер	Занятость	Команда	Состояние	Место наз- начения	Значение
1	Нет	LD F6,34(R2)	Зафиксирована	F6	Mem[34+Regs[R2]]
2	Нет	LD F2,45(R3)	Зафиксирована	F2	Mem[45+Regs[R3]]
3	Нет	MULTD F0,F2,F4	Запись результата	F0	#2 x Regs[R4]]
4	Да	SUBD F8,F6,F2	Запись результата	F8	#1 - #2
5	Да	DIVD F10,F0,F6	Выполнение	F10
6	Да	ADD F6,F8,F2	Запись результата	F6	#4 + #2

Состояние регистров
Поле	F0	F2	F4	F6	F8	F10	F12	. . .	F30
Порядковый #	3			6	4	5
Знятость	Да	Нет	Нет	Да	Да	Да	Нет	. . .	Нет

Расширяемость

Расширяемость.

Увеличение вычислительной мощности кластера достигается подключением к нему дополнительных VAX-компьютеров. Дополнительные накопители на магнитных дисках и магнитных лентах становятся доступными для всех компьютеров, входящих в кластер. Работа любой кластерной системы определяется двумя главными компонентами: высокоскоростным механизмом связи процессоров между собой и системным программным обеспечением, которое обеспечивает клиентам прозрачный доступ к системному сервису. Более подробно различные способы организации связи компьютеров внутри кластера и особенности системного программного обеспечения различных фирм-поставщиков рассмотрены в разд. 1.11 настоящего обзора.
В настоящее время широкое распространение получила также технология параллельных баз данных. Эта технология позволяет множеству процессоров разделять доступ к единственной базе данных. Распределение заданий по множеству процессорных ресурсов и параллельное их выполнение позволяет достичь более высокого уровня пропускной способности транзакций, поддерживать большее число одновременно работающих пользователей и ускорить выполнение сложных запросов. Существуют три различных типа архитектуры, которые поддерживают параллельные базы данных:

Симметричная многопроцессорная архитектура с общей памятью (Shared Memory SMP Architecture). Эта архитектура поддерживает единую базу данных, работающую на многопроцессорном сервере под управлением одной операционной системы. Увеличение производительности таких систем обеспечивается наращиванием числа процессоров, устройств оперативной и внешней памяти.

Архитектура с общими (разделяемыми) дисками (Shared Disk Architecture). Это типичный случай построения кластерной системы. Эта архитектура поддерживает единую базу данных при работе с несколькими компьютерами, объединенными в кластер (обычно такие компьютеры называются узлами кластера), каждый из которых работает под управлением своей копии операционной системы. В таких системах все узлы разделяют доступ к общим дискам, на которых собственно и располагается единая база данных. Производительность таких систем может увеличиваться как путем наращивания числа процессоров и объемов оперативной памяти в каждом узле кластера, так и посредством увеличения количества самих узлов.

Архитектура без разделения ресурсов (Shared Nothing Architecture). Как и в архитектуре с общими дисками, в этой архитектуре поддерживается единый образ базы данных при работе с несколькими компьютерами, работающими под управлением своих копий операционной системы. Однако в этой архитектуре каждый узел системы имеет собственную оперативную память и собственные диски, которые не разделяются между отдельными узлами системы. Практически в таких системах разделяется только общий коммуникационный канал между узлами системы. Производительность таких систем может увеличиваться путем добавления процессоров, объемов оперативной и внешней (дисковой) памяти в каждом узле, а также путем наращивания количества таких узлов.

Таким образом, среда для работы параллельной базы данных обладает двумя важными свойствами: высокой готовностью и высокой производительностью. В случае кластерной организации несколько компьютеров или узлов кластера работают с единой базой данных. В случае отказа одного из таких узлов, оставшиеся узлы могут взять на себя задания, выполнявшиеся на отказавшем узле, не останавливая общий процесс работы с базой данных. Поскольку логически в каждом узле системы имеется образ базы данных, доступ к базе данных будет обеспечиваться до тех пор, пока в системе имеется по крайней мере один исправный узел. Производительность системы легко масштабируется, т.е. добавление дополнительных процессоров, объемов оперативной и дисковой памяти, и новых узлов в системе может выполняться в любое время, когда это действительно требуется.
Параллельные базы данных находят широкое применение в системах обработки транзакций в режиме on-line, системах поддержки принятия решений и часто используются при работе с критически важными для работы предприятий и организаций приложениями, которые эксплуатируются по 24 часа в сутки.

Расширяемость

Рассмотрим три наиболее известных американских интернет-брокера

Разделение ресурсов

Разделение ресурсов.

Компьютеры VAX в кластере могут разделять доступ к общим ленточным и дисковым накопителям. Все компьютеры VAX в кластере могут обращаться к отдельным файлам данных как к локальным.

Разделение ресурсов

[an error occurred while processing this directive]

Рассмотрим три наиболее известных американских интернет-брокера

Рассмотрим три наиболее известных американских интернет-брокера.
Datek OnLine является более предпочтительным для ведения активных трейдинговых операций с акциями - низкие комиссионные, моментальное обновление баланса, наличие режима ввода заявок без подтверждения, бесплатные котировки в режиме реального времени - все это позволило Datek OnLine стать одним из самых популярных брокеров для частных инвесторов, совершающих несколько сделок в день.
Charles Schwab - этот брокер предназначен для наиболее консервативных инвесторов. Одни из самых высоких в индустрии комиссионных делают Schwab Online практически непригодным для трейдеров. Однако здесь есть все для долгосрочных вложений - клиенты могут строить свои портфели не только из акций и опционов, но и из финансовых инструментов с фиксированным доходом: CD (депозитарные расписки банков), корпоративные векселя, казначейские обязательства, акции зарубежных компаний. Кроме того, Schwab Online - это единственный брокер, который предлагает карты VISA нерезидентам США.
E*Trade. Представитель “золотой середины”. Клиентам доступны акции и опционы. Умеренные комиссионные. Чековая книжка. Одной из стратегических целей компании является превращение ее сайта в Internet-портал для частных инвесторов.
Поэтому помимо трейдинговых услуг E*Trade предлагает просто подписку (membership), WWW-конференции, email адрес и большой объем бесплатной финансовой информации. Резидентам США предоставляются дополнительные услуги.

Рассмотрим три наиболее известных американских интернет-брокера

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Регистрация и открытие счета

Реализация криптозащиты и ведения журналов транзакций
Реализация криптозащиты и ведения журналов транзакций, протоколирование действий брокера и клиентов.
· Гибкая система установки комиссий.
· NetInvestor имеет внутренний язык описания всех сценариев, с помощью которых брокер может сам изменять логику работы системы и настраивать систему по своим потребностям.
Возможности, предоставляемые системой инвесторам.
Два типа заявок: рыночные и лимитированные.
Автоматический контроль заявок на соответствие лимитам.
Выставление стоп-лосс заявок и сигналов.
Графическое отображение информации.
Мониторинг состояния сводного портфеля по всем инструментам в режиме online.
Дополнительное информационное обслуживание.
Накопление архивов.
Построение отчетов.
Экспорт данных в программы технического анализа (MetaStock, SuperCharts).
Обмен сообщениями с другими пользователями системы.
Несколько вариантов организации рабочего места.
На базе системы Дикси+ - универсальная программа (реализованная по технологии “клиент-сервер”), совмещающая в себе торговую и информационную системы и обладающая возможностями по анализу, графическому отображению и экспорту данных в программы технического анализа, экспорт данных в Excel в режиме on-line. Данное ПО инсталлируется на компьютер клиента.
Программа Дикси+Light - сокращенный вариант программы Дикси+. К основным отличиям следует отнести: отсутствие возможности накопления исторических данных - клиент получает только новые данные; отсутствие использования внешних драйверов (BDE). Программа не требует инсталляции.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Регистры состояния централизованной схемы управления

Рисунок 6.4. Регистры состояния централизованной схемы управления

RELATIVE STRENGTH INDEX (RSI) - индекс относительной силы - фактически

Регистрация и открытие счета

Через это поле инвестор отдает ордера на покупку/продажу ценных бумаг.
Регистрация и открытие счета.
Регистрация и открытие счета обычно сводится к заполнению анкеты на web-
странице компании. Основные пункты анкеты:
- Личные данные: ФИО, адрес, телефон, e-mail и т.д.
- Выбор имени пользователя и пароль.
- Выбор типа открываемого счета: обычный, пенсионный и др. (Joint Tenant, Sole Proprietorship, Tenants In Common, Partnership, Custodian, Investment Club, Trust).
- Выбор типа получение котировок (платное, бесплатное).
Интернет-трейдинг с применением специального программного обеспечения.
Обычно специальное программное обеспечение (клиент-программы) применяется при оказании брокерских услуг в трех видах:
1. Клиент-программа, которая позволяет общаться брокеру и клиенту при помощи сети Интернет. Эта программа должна поддерживать специальную систему ордеров.
Краткое описание работы такой системы можно свести к следующему:
- Клиент-программа подключается к информационным серверам бирж и банков (эта функция не всегда выполняется данной клиент-программой, обычно это делает вторая клиент-программа, но если это так, то набор финансовой информации достаточно скуден, например, только котировки ценных бумаг).
- Клиент-программа подключается к серверу брокера - Клиент анализирует информацию

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Reuters Money 2000

RELATIVE STRENGTH INDEX (RSI) - индекс относительной силы - фактически
измеряет баланс сил быков и медведей за интересующий исторический период:
RSI = 100 - (100/1+RS)
RS = (Average High *N)/ (Average Low *N)
Average High - среднее значение закрывающихся выше цен за N дней.
Average Low - среднее значение закрывающихся ниже цен за N дней.
MOMENTUМ - индикатор измеряет скорость изменения цен. Момент позволяет измерить скорость роста более точно как разницу между ценами закрытия:
М = С - Сх С- последняя цена закрытия, Сх - цена закрытия х дней назад.
М принимает то положительные (цены растут), то отрицательные значения (цены падают). Чем больше положительное или отрицательное значение, тем происходит более быстрое движение цен.
М колеблется около нуля, при этом пересечение нулевой отметки говорит о том, что меняется направление движения, т.е. рынок потерял момент инерции. После пересечения нулевой линии движение выше нуля означает сигнал к покупке, ниже - к продаже.
СТОХАСТИК (STOHASTIC) - учитывает не только цены закрытия, но и минимум и максимум цены.
MACD -Moving Average Convergence Divergence - построен на разнице двух средних EMA. Колеблется вокруг нулевого значения. Пересечение 0 снизу вверх -
сигнал BUY, свержу вниз - SELL.
DIVERGENTION (дивергенция - расхождение) принцип неподтверждения.
Чем больше угол расхождения, тем сильнее сигнал, цена следует за RSI.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Reuters Quotes Графики ADR, индексов

Reuters Money 2000

Например, всю финансовую информацию можно получить, подписавшись на Reuters Money 2000; информацию о товарных рынках — Reuters Commodities 2000. существует и дополнительная подписка, с помощью которой возможно получить, например, особые
статьи и издания, котировки товаров на отдельных баржах, некоторые ценные бумаги. Все данные поступают на монитор компьютера через спутниковую антенну в режиме реального времени 24 часа в сутки. Всю поступающую информацию можно подразделить на два вида:
а) Информация общего характера — различные мировые, экономические и политические новости, аналитические статьи, заметки и т.д.
б) Специфическая информация в зависимости от подписки, например, процентные ставки, цены на товары, курсы валют и т.д.
в отличие от информации в виде статей, цифровая информация появляется от контрибьютеров. Т.е. любой пользователь системы Рейтер может иметь свою страницу и поместить на нее собственную информацию.
При достаточно большом числе контрибьютеров происходит быстрая смена информации на экране. На основе этой и другой предоставляемой информации можно происходить технический анализ.
Наиболее простой способ проводить технический анализ с помощью Рейтер —
использовать приложения Reuter Graphics и Reuter Тechnical Analysis.
Электронная система Рейтер в основном работает в среде Windows. Поэтому овладеть всем спектром возможностей технического анализа Рейтер не представится сложной задачей для человека, хоть немного умеющего работать в среде Windows.
Reuter Graphics — приложение, полезное для любого аналитика и трейдера. В него встроены следующие возможности:
1. Построение трех типов графиков: линейных, гистограмм, японских свечек.
2. Рассмотрение графиков в масштабе Daily, Weekly и Monthly.
3. Все основные технические индикаторы — Moving Averages, Momentum, On Balance Volumen, RSI, MACD, ROC и многие другие.
4. Возможность рисовать лини тренда.
5. Возможность оформления графика с помощью надписей и вспомогательных линий.
Reuters Graphics — оптимальное приложение для освоения технического анализа и для его периодического использования.
Reuter Technical Analysis — несравненно более полная и удобная система для проведения самостоятельного технического анализа. По сравнению с Reuter Graphics она обладает следующими дополнительными возможностями:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Reuter Graphics

Reuters Quotes Графики ADR, индексов

Reuters Quotes Графики ADR, индексов и т.д.
Bigcharts.com Сайты для Фундаментального Экономического Анализа http://www.forexdirectory.net/ - наиболее исчерпывающая директория по валютам в Интернете http://www.global-view.com - один из наилучших информационных сайтов (зарегистрируйтесь для бесплатного форума FX)
http://www.tradeport.org/ts/countries - экономическая база данных для всех стран мира http://www.nni.nikkei.co.jp - Новости Nikkei - Японские рынки и экономика http://www.dismal.com - лучший экономический сайт http://europa.eu.int/comm/eurostat - общеевропейская статистика http://www.forc.com/vortex - исследовательский сайт forex - forex research website Черный список и наиболее часто встречающиеся уловки брокеров Вы можете посмотреть на черные списки наиболее одиозных брокеров на сайте http://www.investo.ru/
FOREX CLUB Под #1 в рейтинге скандалов и ссылок разгневанных трейдеров стоит широко известный FOREX CLUB Вот ссылочки:
http://www.investo.ru http://forex1.chat.ru/teorema.htm Грабли Forexсlub'а:
советую не наступать на них, а учиться на чужих ошибках:
1. Комиссия здесь составляет 10$ на сделках до 1000$. Как правило, народ приходит с суммами до 1000$. Это означает, что Вы платите 10% или 10 пунктов проигрываете сразу.
2. Спрэд на Forexсlub понимают удивительным и своеобразным способом. Если котировки рынка по Reuter, например, 0.9355/60, то Forexсlub дает тебе в этот момент 0.9350/60. Т.е. ты всегда в минус 15 пунктов (10 комиссия +5 «спрэд по- Forexсlub»).
Попробуй теперь выиграть на внутридневной торговле… А никто иначе поначалу и не торгует, потому что опыта нет.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Robert R.Prechter, Jr. "At the Crest of the Tidal Wave"

Reuter Graphics

1. Помимо линейных чартов и японских свечек, возможно построение графиков крестиков-ноликов двух типов и гистограмм трех типов, а также некоторых других видов чартов.
2. Предлагается восемь видов интервалов (от Tick до Monthly).
3. Предлагается около сорока типов механических методов прогнозирования, от элементарных до весьма сложных.
4. Возможность рисовать шесть разных типов линий тренда, в т.ч. линии Ганна и Фибоначчи.
5. Предоставляются богатые возможности по редактированию получившихся чартов.
В системе RTA возможно отслеживать все типы графиков движений рынка: цену,
объем и открытый интерес.
Одной из возможностей RTA является моделирование сигналов на покупку или продажу самим пользователем. Для этого нужно только устанавливать лимиты для движения цены, объема, открытого интереса или любого другого технического индикатора.
Отличительной чертой RTA является возможность параллельного с проведением технического анализа вывода новостей. Таким образом, для профессионального специалиста по техническому анализу создается оптимальный режим и отпадает необходимость в постоянном обращении к Reuter Terminal — основному источнику для всех видов информации.
С помощью приложений Reuter Technical Analysis и Reuter Graphics можно составлять графики и изучать любые финансовые и товарные рынки.
Информационная система Доу-Джонс Телерейт (Dow Jones Telerate)
Компания Dow Jones Telerate является одним из крупнейших агентств в области средств технического анализа рыночной информации в режиме реального времени.
Компания — важная составная часть американского информационного концерна Dow Jones & Company, имеющего более чем столетнюю историю. Концерн был создан в 1882 году и был первой в мире структурой, созданной специально для сбора,
обработки и анализа финансово-экономической информации.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Robert W.Colby and Thomas "A.Meyers The Encyclopedia of Technical Market Indicators"

Robert R.Prechter, Jr. "At the Crest of the Tidal Wave"

Robert R.Prechter, Jr. "At the Crest of the Tidal Wave"
Цена по каталогу ..... $ 120
Номер по каталогу ..... #K032
Книга основана на принципе : Волновая теория детально описывает поведение различных рынков. Много примеров, подтверждающих эту теорию. Детальное описание практических приемов.
Thomas A.Meyers "The Technical Analysis Course"
Цена по каталогу ..... $ 70
Номер по каталогу ..... #K033
Курс технического анализа от известного в этой области автора Т.Майерса.
Основные принципы, индикаторы, советы для начинающих и опытных инвесторов.
Примеры стратегий.
Don Debelak "Total Marketing"
Цена по каталогу ...... $ 120
Номер по каталогу ..... #K034
Книга для составления плана маркетинга вашего бизнеса. Адресована компаниям,
ориентированным на потребителя, предприятиям малого бизнеса и торговым компаниям. Показывается, как узнать то, что хочет увидеть потребитель в перечне ваших товаров. Книга поможет проанализировать собственный бизнес, выбрать лучшую маркетинговую политику, составить маркетинговый план.
Cornelius Luca "Trading in the Global Currency Markets"
Цена по каталогу ..... $ 170
Номер по каталогу ..... #K035
Книга, скорее всего, подойдет тем , кто интересуется рынком Forex. Даются характеристики некоторых валют, в том числе доллара США, немецкой марки,
японской йены, английского фунта, швейцарского франка и т.д. Описываются риски,
связанные с этим видом деятельности, как то кредитный, риск курса обмена и т.д.
Отдельно говорится о роли центрального банка, федерального резерва.
Edited by Guido J.Deboeck "Trading on the Edge."
Цена по каталогу ..... $ 90
Номер по каталогу ..... #K036

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг

Robert W.Colby and Thomas "A.Meyers The Encyclopedia of Technical Market Indicators"

Robert W.Colby and Thomas "A.Meyers The Encyclopedia of Technical Market Indicators"
Цена по каталогу ..... $ 100 (Русское издание - $ 60)
Номер по каталогу ...... #K026
Энциклопедия технических индикаторов. Редкая и полезная книга. Содержит описание всех основных индикаторов ТА. Претерпела несколько изданий.
Первая часть содержит описание методов и инструментов технического анализа,
вторая - описание более чем 100 индикаторов.
M. Hulbert "The Hulbert Guide to Financial Newsletters"
Цена по каталогу ..... $.
Номер по каталогу ..... #K027
Своеобразный справочник по финансово-информационным листкам, выпускаемым различными организациями. Состав информации, рекомендации по выбору.
Victor De Villiers and Owen Taylor "The Point and Figure Method of Anticipating Stock Price Movement"
Цена по каталогу ..... $ 50
Номер по каталогу ..... #K028
Редкая книга об использовании технологии "крестики-нолики". Много примеров по акциям американских компаний.
J.M.Hurst "The Profit Magic of Stock Transaction Timing"
Цена по каталогу ..... $ 55
Номер по каталогу ..... #K029
Книга о том, как поймать момент минимума и максимума, т.е. покупки и продажи.
Автор целиком сосредотачивается на скользящих средних и осцилляторах.
Tony Plummer "The Psychology of Technical Analysis"
Цена по каталогу ..... $ 90
Номер по каталогу ..... #K030
Книга, рассказывающая о том, как психология людей, связанных с рынком, влияет на сам рынок Joseph T.Duffy "The Trading Advantage"
Цена по каталогу ..... $ 100
Номер по каталогу ..... #K031
Книга посвящена методам Фибоначчи и Гана. Очень подробно о каждом из них.
Более 100 иллюстраций.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 2

Российский трейдинг

Российский трейдинг В основном наши российские компании занимаются предоставлением брокерских услуг на нашем же российском рынке ценных бумаг. И если вы решите торговать именно на этом рынке, то можно найти значительное количество компаний, весьма преуспевших в этом виде бизнеса, и заслуживших вполне нормальную репутацию. Вы можете подобрать себе самую достойную, просмотрев рейтинг НАУФОР – общественной организации,
занимающейся, по сути, третейским судейством и наблюдающей за соблюдение правил по торговле ценными бумагами на территории РФ. Стоит ли это делать? Решать Вам, но на мой субъективный взгляд, работа на нашем фондовом рынке пока беспеспективна, поскольку он находится в зачаточном состоянии, и пока не подчиняется экономическим закономерностям, не прозрачен, зависит от нескольких слов, и тем более, решений чиновников, его объемы исклюсительно малы в сравнению с любой фондовой биржей мира. А в случае возникновения биржевой паники Вы можете навсегда остаться с кучей «фантиков», не обеспеченных, по сути, ничем, кроме недвижимого имущества.
Будьте уверены, что вам оно достанется в последнюю очередь!
В прямом смысле этого слова валютного рынка у нас в стране не существует,
поскольку реально торги по валютной паре рубль-доллар и рубль- евро проводит только крупные банки на межбанковской валютной бирже и в СЭЛТ (система электронных торгов). Непосредственный выход на мировой валютный рынок имеют очень немногие: Внешторгбанк (не работает с частными лицами),
МДМ – банк – крупнейший и активный участник валютного рынка, Гута-банк,
Росбанк и еще несколько крупных банков. Практически каждый из них предоставляет клиентам (в том числе и физическим лицам) возможность участия в торгах на FOREX, …одновременно предоставляя о них сведения в налоговые органы.
Есть несколько (очень мало) российских компаний, представляющих западных брокеров на нашем рынке. Вы можете найти ссылки на них на нашем сайте. Но все же я бы рекомендовалu1086 остерегаться работы с «нашими» как в России, так и за рубежом.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 3

Российский трейдинг 2
Российский трейдинг 2

На нашей территории – потому, что у нас этот вид бизнеса никак не регулируется законами, его как бы не существует. Поэтому возможны любые злоупотребления, без малейших шансов с вашей стороны "призвать к ответу"
обидчика. На территории других стран – потому, что у Вас практически не будет никакого шанса "достать" обидчика даже на трерритории США или Англии, где биржевые законы достаточно суровы, а рынок развит лучше всего в мире. У вас просто на это не хватит средств. А что уж говорить о ситуации,
если компания фактически зарегистрирована где-нибудь на Каймановых островах?
В России интернет-трейдинг испытывает проблемы.
Повышенный интерес к модной теме интернет-трейдинга вызвал волну публикаций, которые, по мнению специалистов, окончательно запутали аудиторию.
Как считает исполнительный директор московского офиса Natinvest Securities Иван Ситников, произошло элементарное смещение понятий. Того, что во всем мире подразумевается под термином "интернет-брокер", в России просто нет. А те, кто на нашем рынке начинают предлагать брокерские услуги через Интернет, пытаются создавать системы "прямого доступа", появившиеся на Западе пару лет назад.
Однако в силу специфики наших условий (отсутствия законодательной и технологической базы) на самом деле интернет-брокер по-российски - это скорее некий гибрид интернет-брокера (то есть посредника между клиентом и рынком) и системы "прямого доступа" (когда клиент напрямую работает на рынке). Как этот гибрид будет развиваться, зависит от того, насколько четко участники российского рынка будут представлять себе, что же на самом деле представляет собой интернет-
брокер.
В свое время интернет-брокеры появились в США как альтернатива брокерам традиционным. Предложив своим клиентам фиксированные комиссионные, они совершили настоящую революцию: в отличие от российского рынка в Америке принято платить за транзакцию, и крайне заманчиво, когда комиссионные не зависят от суммы сделки (будь то 1 тыс. долл. или 100 тыс. долл.).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 4

Российский трейдинг 3

Однако, как и традиционный брокер, интернет-брокер только собирает заявки, чтобы потом передать их (за фиксированную плату) так называемому маркет-мейкеру, размещающему их на рынке. Именно в этой нише брокер и маркет-мейкер создают ту невидимую составляющую своего гонорара, которая и является их основным доходом.
По словам специалистов, когда интернет-брокер заявляет, что берет с клиентов всего 8 долл. комиссионных - это чистая реклама. За время от подачи клиентом заявки до ее исполнения он с помощью маркет-мейкера успеет купить заказанные клиентом бумаги чуть дешевле и продать их чуть дороже. Кроме того, многие из них грешат тем, что пресловутые 8 долл. комиссионных берут только, если клиент проведет определенное количество сделок. Если их будет, например, меньше 100 в месяц, комиссионные будут больше. Не говоря уже о скрытых комиссионных, о которых клиент не знает.
Существует и масса технических проблем, сознательно замалчиваемых.
Массированная рекламная кампания сыграла с интернет-брокерами злую шутку: они просто не справляются с притоком клиентов. Поэтому они вынуждены, рекламируя одно, на деле предлагать совсем другое. Зачастую возникают ситуации, когда клиент дает приказ на покупку определенных ценных бумаг по определенной цене и получает ответ, что этот приказ не прошел. Повторный приказ - тот же ответ. Третий приказ - и вдруг оказывается, что все три приказа прошли. Или клиенту присылают официальный отчет, и он видит, что-либо приобрел меньше бумаг, либо вообще не приобретал тех бумаг, которые заказывал. По американской статистике, этим грешат 50% интернет-брокеров, у нас же даже и статистики нет, остается только искать отзыва о работе российских брокеров на форумах трейдеров.

Список российских Интернет-брокеров

Российский трейдинг 3

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 5

Российский трейдинг 4
Российский трейдинг 4

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 6

Российский трейдинг 5
Российский трейдинг 5

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Российский трейдинг 7

Российский трейдинг 6
Российский трейдинг 6

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Самый простой способ создания нового графика

Российский трейдинг 7
Российский трейдинг 7

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Сборник лучших индикаторов и торговых стратегий

Самый простой способ создания нового графика

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Сегментация памяти

Сегментация памяти

Другой подход к организации памяти опирается на тот факт, что программы обычно разделяются на отдельные области-сегменты. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу информации, содержащую совокупность данных или программ и расположенную в адресном пространстве пользователя. Сегменты создаются пользователями, которые могут обращаться к ним по символическому имени. В каждом сегменте устанавливается своя собственная нумерация слов, начиная с нуля.
Обычно в подобных системах обмен информацией между пользователями строится на базе сегментов. Поэтому сегменты являются отдельными логическими единицами информации, которые необходимо защищать, и именно на этом уровне вводятся различные режимы доступа к сегментам. Можно выделить два основных типа сегментов: программные сегменты и сегменты данных (сегменты стека являются частным случаем сегментов данных). Поскольку общие программы должны обладать свойством повторной входимости, то из программных сегментов допускается только выборка команд и чтение констант. Запись в программные сегменты может рассматриваться как незаконная и запрещаться системой. Выборка команд из сегментов данных также может считаться незаконной и любой сегмент данных может быть защищен от обращений по записи или по чтению.
Для реализации сегментации было предложено несколько схем, которые отличаются деталями реализации, но основаны на одних и тех же принципах.
В системах с сегментацией памяти каждое слово в адресном пространстве пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер сегмента, а младшие - как номер слова внутри сегмента. Наряду с сегментацией может также использоваться страничная организация памяти. В этом случае виртуальный адрес слова состоит из трех частей: старшие разряды адреса определяют номер сегмента, средние - номер страницы внутри сегмента, а младшие - номер слова внутри страницы.
Как и в случае страничной организации, необходимо обеспечить преобразование виртуального адреса в реальный физический адрес основной памяти. С этой целью для каждого пользователя операционная система должна сформировать таблицу сегментов. Каждый элемент таблицы сегментов содержит описатель (дескриптор) сегмента (поля базы, границы и индикаторов режима доступа). При отсутствии страничной организации поле базы определяет адрес начала сегмента в основной памяти, а граница - длину сегмента. При наличии страничной организации поле базы определяет адрес начала таблицы страниц данного сегмента, а граница - число страниц в сегменте. Поле индикаторов режима доступа представляет собой некоторую комбинацию признаков блокировки чтения, записи и выполнения.
Таблицы сегментов различных пользователей операционная система хранит в основной памяти. Для определения расположения таблицы сегментов выполняющейся программы используется специальный регистр защиты, который загружается операционной системой перед началом ее выполнения. Этот регистр содержит дескриптор таблицы сегментов (базу и границу), причем база содержит адрес начала таблицы сегментов выполняющейся программы, а граница - длину этой таблицы сегментов. Разряды номера сегмента виртуального адреса используются в качестве индекса для поиска в таблице сегментов. Таким образом, наличие базово-граничных пар в дескрипторе таблицы сегментов и элементах таблицы сегментов предотвращает возможность обращения программы пользователя к таблицам сегментов и страниц, с которыми она не связана. Наличие в элементах таблицы сегментов индикаторов режима доступа позволяет осуществить необходимый режим доступа к сегменту со стороны данной программы. Для повышения эффективности схемы используется ассоциативная кэш-память.
Отметим, что в описанной схеме сегментации таблица сегментов с индикаторами доступа предоставляет всем программам, являющимся частями некоторой задачи, одинаковые возможности доступа, т. е. она определяет единственную область (домен) защиты. Однако для создания защищенных подсистем в рамках одной задачи для того, чтобы изменять возможности доступа, когда точка выполнения переходит через различные программы, управляющие ее решением, необходимо связать с каждой задачей множество доменов защиты. Реализация защищенных подсистем требует разработки некоторых специальных аппаратных средств. Рассмотрение таких систем, которые включают в себя кольцевые схемы защиты, а также различного рода мандатные схемы защиты, выходит за рамки данного обзора.

Серверы

Серверы

Прикладные многопользовательские коммерческие и бизнес-системы, включающие системы управления базами данных и обработки транзакций, крупные издательские системы, сетевые приложения и системы обслуживания коммуникаций, разработку программного обеспечения и обработку изображений все более настойчиво требуют перехода к модели вычислений "клиент-сервер" и распределенной обработке. В распределенной модели "клиент-сервер" часть работы выполняет сервер, а часть пользовательский компьютер (в общем случае клиентская и пользовательская части могут работать и на одном компьютере). Существует несколько типов серверов, ориентированных на разные применения: файл-сервер, сервер базы данных, принт-сервер, вычислительный сервер, сервер приложений. Таким образом, тип сервера определяется видом ресурса, которым он владеет (файловая система, база данных, принтеры, процессоры или прикладные пакеты программ).
С другой стороны существует классификация серверов, определяющаяся масштабом сети, в которой они используются: сервер рабочей группы, сервер отдела или сервер масштаба предприятия (корпоративный сервер). Эта классификация весьма условна. Например, размер группы может меняться в диапазоне от нескольких человек до нескольких сотен человек, а сервер отдела обслуживать от 20 до 150 пользователей. Очевидно в зависимости от числа пользователей и характера решаемых ими задач требования к составу оборудования и программного обеспечения сервера, к его надежности и производительности сильно варьируются.
Файловые серверы небольших рабочих групп (не более 20-30 человек) проще всего реализуются на платформе персональных компьютеров и программном обеспечении Novell NetWare. Файл-сервер, в данном случае, выполняет роль центрального хранилища данных. Серверы прикладных систем и высокопроизводительные машины для среды "клиент-сервер" значительно отличаются требованиями к аппаратным и программным средствам.
Типичными для небольших файл-серверов являются: процессор 486DX2/66 или более быстродействующий, 32-Мбайт ОЗУ, 2 Гбайт дискового пространства и один адаптер Ethernet 10BaseT, имеющий быстродействие 10 Мбит/с. В состав таких серверов часто включаются флоппи-дисковод и дисковод компакт-дисков. Графика для большинства серверов несущественна, поэтому достаточно иметь обычный монохромный монитор с разрешением VGA.
Скорость процессора для серверов с интенсивным вводом/выводом некритична. Они должны быть оснащены достаточно мощными блоками питания для возможности установки дополнительных плат расширения и дисковых накопителей. Желательно применение устройства бесперебойного питания. Оперативная память обычно имеет объем не менее 32 Мбайт, что позволит операционной системе (например, NetWare) использовать большие дисковые кэши и увеличить производительность сервера. Как правило, для работы с многозадачными операционными системами такие серверы оснащаются интерфейсом SCSI (или Fast SCSI). Распределение данных по нескольким жестким дискам может значительно повысить производительность.
При наличии одного сегмента сети и 10-20 рабочих станций пиковая пропускная способность сервера ограничивается максимальной пропускной способностью сети. В этом случае замена процессоров или дисковых подсистем более мощными не увеличивают производительность, так как узким местом является сама сеть. Поэтому важно использовать хорошую плату сетевого интерфейса.
Хотя влияние более быстрого процессора явно на производительности не сказывается, оно заметно снижает коэффициент использования ЦП. Во многих серверах этого класса используется процессоры 486DX2/66, Pentium с тактовой частотой 60 и 90 МГц, microSPARC-II и PowerPC. Аналогично процессорам влияние типа системной шины (EISA со скоростью 33 Мбит/с или PCI со скоростью 132 Мбит/с) также минимально при таком режиме использования.
Однако для файл-серверов общего доступа, с которыми одновременно могут работать несколько десятков, а то и сотен человек, простой однопроцессорной платформы и программного обеспечения Novell может оказаться недостаточно. В этом случае используются мощные многопроцессорные серверы с возможностями наращивания оперативной памяти до нескольких гигабайт, дискового пространства до сотен гигабайт, быстрыми интерфейсами дискового обмена (типа Fast SCSI-2, Fast&Wide SCSI-2 и Fiber Channel) и несколькими сетевыми интерфейсами. Эти серверы используют операционную систему UNIX, сетевые протоколы TCP/IP и NFS. На базе многопроцессорных UNIX-серверов обычно строятся также серверы баз данных крупных информационных систем, так как на них ложится основная нагрузка по обработке информационных запросов. Подобного рода серверы получили название суперсерверов.
По уровню общесистемной производительности, функциональным возможностям отдельных компонентов, отказоустойчивости, а также в поддержке многопроцессорной обработки, системного администрирования и дисковых массивов большой емкости суперсерверы вышли в настоящее время на один уровень с мейнфреймами и мощными миникомпьютерами. Современные суперсерверы характеризуются:

наличием двух или более центральных процессоров RISC, либо Pentium, либо Intel 486;

многоуровневой шинной архитектурой, в которой запатентованная высокоскоростная системная шина связывает между собой несколько процессоров и оперативную память, а также множество стандартных шин ввода/вывода, размещенных в том же корпусе;

поддержкой технологии дисковых массивов RAID;

поддержкой режима симметричной многопроцессорной обработки, которая позволяет распределять задания по нескольким центральным процессорам или режима асимметричной многопроцессорной обработки, которая допускает выделение процессоров для выполнения конкретных задач.

Как правило, суперсерверы работают под управлением операционных систем UNIX, а в последнее время и Windows NT (на Digital 2100 Server Model A500MP), которые обеспечивают многопотоковую многопроцессорную и многозадачную обработку. Суперсерверы должны иметь достаточные возможности наращивания дискового пространства и вычислительной мощности, средства обеспечения надежности хранения данных и защиты от несанкционированного доступа. Кроме того, в условиях быстро растущей организации, важным условием является возможность наращивания и расширения уже существующей системы.

Сессии для Forex в локальном времени

Сборник лучших индикаторов и торговых стратегий

Сборник лучших индикаторов и торговых стратегий для технического анализа с использованием программного пакета MetaStock фирмы EQUIS International.
Представленный материал основан на изучении трудов и публикаций широко известных биржевых аналитиков. Среди них Грегори Моррис, Мартин Принг, д-р Александр Элдер, Чарльз Нельсон, Стивен Ачелс и другие. Многие индикаторы и торговые стратегии взяты из публикаций известного американского журнала "Stocks &
Commodites". Общее количество индикаторов и стратегий - 450 (Volume&Price Indicators, Time-Tested Indicators/Systems, Japanese Candlesticks, New&Different Indicators, Market Breadth Indicators, "Stocks and Commodities 82-95"). Все стратегии и индикаторы выполнены в виде математических формул, применяемых в пакете MetaStock, поэтому использовать их можно сразу, без какой-либо обработки. Все стратегии и индикаторы записаны на CD-ROM. В книге даются формулы в таком виде чтобы их можно было вручную набрать в MetaStock.
Управление Финансовыми Потоками (А.Р. Горбунов, издано ТОРА-Центр)
Цена по каталогу ..... $ 15
Номер по каталогу ..... #Т003
Книга включает в себя следующие разделы :
1. "Технология" управления финансовыми потоками : принципы и подходы ; 2.
Финансовые потоки : программные средства планирования и контроля (на примере пакета структурного моделирования ithink. 3. Управление финансовыми потоками :
применение экспертных систем. 4. Финансовые потоки коммерческих банков,
управление пассивными и активными операциями. 5. Финансовые потоки инвестиционной компании : новые методы планирования и анализа инвестиций. 6.
Международные финансовые потоки и управление компаниями за рубежом. 7.
Международные оффшорные системы.
Дается много схем и примеров применения описываемых технологий в пакете ithink.
Работа с пакетом Powersim (ТОРА-Центр)
Цена по каталогу ..... $ 15
Номер по каталогу ..... #Т007
Книга не является полным переводом руководства пользователя к программе Powersim, однако содержит все необходимые сведения для работы с ней.
Работаем с пакетом MESA'96 (ТОРА-Центр)
Цена по каталогу ..... $ 15

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Setup Wizard доходит до 99%, а затем все исчезает

Сессии для Forex в локальном времени

Сессии для Forex в локальном времени (Московском) должны выглядеть следующим образом:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Система D-trade

Setup Wizard доходит до 99%, а затем все исчезает

Предупреждение:
Если программа не запускается (при этом Setup Wizard доходит до 99%, а затем все исчезает), то, как правило, проблема заключается в следующем.
ПРОБЛЕМА :
Имя пользователя введено русским шрифтом.
РЕШЕНИЕ ПРОБЛЕМЫ:
Проверьте имя пользователя компьютера. Оно не должно быть набрано русским шрифтом. Выберите имя с использованием английского шрифта.
Кроме того, рекомендуется создать нового пользователя с использованием имени на английском языке, и дать ему права администратора. Также желательно сделать это до инсталляции основных программ на Вашем компьютере, так как вы получите совершенно новую конфигурацию, и при этом часть ваших программ может быть не видна в этой конфигурации.
Создание нового пользователя осуществляется следующим образом.
Пуск􀃄Настройка􀃄Панель управления􀃄Пользователи и пароли

Setup Wizard доходит до 99%, а затем все исчезает

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Система IDLe предназначена для получения рыночных котировок

Система D-trade

Система D-trade (www.d-trade.ru) Инвестиционный Финансовый Институт (ИФИ) www.ifi.ru Компания Инвестиционный Финансовый Институт (ИФИ) образована в 1995 г. С момента создания деятельность ИФИ тесно связана с фьючерсным и спотовым рынками российских корпоративных ценных бумаг, операциями с ГКО и ОФЗ,
рынками валютных фьючерсов и форвардов.
Компания предлагает клиентам осуществление операций на рынке ценных бумаг через Интернет с помощью системы D-Trade.
Dynamic Trade (D-Trade) представляет собой систему электронной торговли финансовыми инструментами через Интернет по выделенным или коммутируемым каналам. В настоящее время в системе открыты рублевые биржевые электронные торги фьючерсным контрактом E-микро, численно соответствующим величине американского фондового индекса E-mini S&P 500, и фьючерсным контрактам D-
микро, численно соответствующим величине европейского фондового индекса DAX.
Система создана летом 1999 года для широкого круга пользователей. На сегодняшний день системой пользуются более 1000 зарегистрированных Клиентов.
Dynamic Trade- первая в России система, предоставляющая возможность рублевых Интернет-торгов срочными биржевыми инструментами, являющимися аналогами известных мировых фондовых индексов и других популярных международных финансовых инструментов.
В настоящее время система позволяет осуществлять операции с фьючерсными контрактами E-микро и D-микро в режиме онлайн в специализированной секции срочных контрактов на Московской бирже. В ближайшей перспективе - открытие торгов по обменным курсам валют: EURUSD, USDCHF, GBPUSD, USDJPY.
Для работы с биржевыми контрактами в торговой системе D-Trade клиент может иметь статус как физического, так и юридического лица, будучи гражданином РФ или представителем иностранной компании. Подключение и учебные счета - бесплатные,
при работе с реальным счетом ежемесячно взимается сумма, эквивалентная 10 у.е.,
за бэк-офисное обслуживание, включающее контроль за выставленными ордерами,
возможность подачи ордеров по телефону и пр.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Система "Интерфакс-Дайрект"

Система IDLe предназначена для получения рыночных котировок

Система IDLe предназначена для получения рыночных котировок и сохранения их в формате, совместимом с программой для профессионального технического анализа MetaStock Professional 6.52 и выше. IDLe работает по следующей схеме: при запуске программа соединяется с сервером и получает список инструментов (валют)
и интервалов, после чего для каждого интервала и валюты определяет, есть ли на сервере новые котировки. Если котировки имеются, то IDLe скачивает их и сохраняет в файлы на компьютере трейдера. Данная процедура повторяется автоматически каждые несколько минут. В промежутках между закачками IDLe может получать котировки в режиме реального времени и передавать их в MetaStock для отображения на графиках. Можно выбрать режим динамического обновления MetaStock. Тогда при получении котировок с сервера, соответствующие графики в MetaStock будут автоматически обновляться (в режиме реального времени или раз в несколько минут, в зависимости от настроек). Одновременно с передачей котировок в MetaStock, IDLe может отображать текущие котировки и загружать новости.
Система AFM QView показывает котировки, выдаваемые брокером в процессе котирования операций на реальных торговых счетах. Сюда включены все котировки,
в том числе и те, которые трейдер не подтвердил. Исполнение STOP/LIMIT ордеров не отображается. Котировки появляются в окне и в торговом терминале практически одновременно. Технические задержки в показе составляют несколько секунд и никогда не превышают 10 секунд. Иногда возникают расхождения в несколько секунд (до минуты) между системой AFMCharts и AFM Qview. Это связано с неточной синхронизацией времени между двумя различными серверами.
Для того чтобы зарегистрироваться в системе, потенциальному пользователю следует подписать документы на открытие счета - это можно сделать как в офисе компании, так и через Интернет. Затем оплатить информационные услуги компании в 240 рублей и перевести деньги на брокерский счет. Минимальный депозит - 2000
долларов. При работе с системой трейдеру может быть открыта кредитная линия,
плечо 1:100.
Web-invest.ru (www.web-invest.ru)
В разработке проекта web-invest.ru принимали участия две компании: МФД-

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Системное программное обеспечение VAXкластеров

Системное программное обеспечение VAX-кластеров

Для гарантии правильного взаимодействия процессоров друг с другом при обращениях к общим ресурсам, таким, например, как диски, компания DEC использует распределенный менеджер блокировок DLM (Distributed Lock Manager). Очень важной функцией DLM является обеспечение когерентного состояния дисковых кэшей для операций ввода/вывода операционной системы и прикладных программ. Например, в приложениях реляционных СУБД DLM несет ответственность за поддержание согласованного состояния между буферами базы данных на различных компьютерах кластера.
Задача поддержания когерентности кэш-памяти ввода/вывода между процессорами в кластере подобна задаче поддержания когерентности кэш-памяти в сильно связанной многопроцессорной системе, построенной на базе некоторой шины. Блоки данных могут одновременно появляться в нескольких кэшах и если один процессор модифицирует одну из этих копий, другие существующие копии не отражают уже текущее состояние блока данных. Концепция захвата блока (владения блоком) является одним из способов управления такими ситуациями. Прежде чем блок может быть модифицирован должно быть обеспечено владение блоком.
Работа с DLM связана со значительными накладными расходами. Накладные расходы в среде VAX/VMS могут быть большими, требующими передачи до шести сообщений по шине CI для одной операции ввода/вывода. Накладные расходы могут достигать величины 20% для каждого процессора в кластере. Поставщики баз данных при использовании двухпроцессорного VAX-кластера обычно рассчитывают получить увеличение пропускной способности в 1.8 раза для транзакций выбора и в 1.3 раза для транзакций обновления базы данных.

Системные и локальные шины

Системные и локальные шины

В вычислительной системе, состоящей из множества подсистем, необходим механизм для их взаимодействия. Эти подсистемы должны быстро и эффективно обмениваться данными. Например, процессор, с одной стороны, должен быть связан с памятью, с другой стороны, необходима связь процессора с устройствами ввода/вывода. Одним из простейших механизмов, позволяющих организовать взаимодействие различных подсистем, является единственная центральная шина, к которой подсоединяются все подсистемы. Доступ к такой шине разделяется между всеми подсистемами. Подобная организация имеет два основных преимущества: низкая стоимость и универсальность. Поскольку такая шина является единственным местом подсоединения для разных устройств, новые устройства могут быть легко добавлены, и одни и те же периферийные устройства можно даже применять в разных вычислительных системах, использующих однотипную шину. Стоимость такой организации получается достаточно низкой, поскольку для реализации множества путей передачи информации используется единственный набор линий шины, разделяемый множеством устройств.
Главным недостатком организации с единственной шиной является то, что шина создает узкое горло, ограничивая, возможно, максимальную пропускную способность ввода/вывода. Если весь поток ввода/вывода должен проходить через центральную шину, такое ограничение пропускной способности весьма реально. В коммерческих системах, где ввод/вывод осуществляется очень часто, а также в суперкомпьютерах, где необходимые скорости ввода/вывода очень высоки из-за высокой производительности процессора, одним из главных вопросов разработки является создание системы нескольких шин, способной удовлетворить все запросы.
Одна из причин больших трудностей, возникающих при разработке шин, заключается в том, что максимальная скорость шины главным образом лимитируется физическими факторами: длиной шины и количеством подсоединяемых устройств (и, следовательно, нагрузкой на шину). Эти физические ограничения не позволяют произвольно ускорять шины. Требования быстродействия (малой задержки) системы ввода/вывода и высокой пропускной способности являются противоречивыми. В современных крупных системах используется целый комплекс взаимосвязанных шин, каждая из которых обеспечивает упрощение взаимодействия различных подсистем, высокую пропускную способность, избыточность (для увеличения отказоустойчивости) и эффективность.
Традиционно шины делятся на шины, обеспечивающие организацию связи процессора с памятью, и шины ввода/вывода. Шины ввода/вывода могут иметь большую протяженность, поддерживать подсоединение многих типов устройств, и обычно следуют одному из шинных стандартов. Шины процессор-память, с другой стороны, сравнительно короткие, обычно высокоскоростные и соответствуют организации системы памяти для обеспечения максимальной пропускной способности канала память-процессор. На этапе разработки системы, для шины процессор-память заранее известны все типы и параметры устройств, которые должны соединяться между собой, в то время как разработчик шины ввода/вывода должен иметь дело с устройствами, различающимися по задержке и пропускной способности.
Как уже было отмечено, с целью снижения стоимости некоторые компьютеры имеют единственную шину для памяти и устройств ввода/вывода. Такая шина часто называется системной. Персональные компьютеры, как правило, строятся на основе одной системной шины в стандартах ISA, EISA или MCA. Необходимость сохранения баланса производительности по мере роста быстродействия микропроцессоров привела к двухуровневой организации шин в персональных компьютерах на основе локальной шины. Локальной шиной называется шина, электрически выходящая непосредственно на контакты микропроцессора. Она обычно объединяет процессор, память, схемы буферизации для системной шины и ее контроллер, а также некоторые вспомогательные схемы. Типичными примерами локальных шин являются VL-Bus и PCI.
Рассмотрим типичную транзакцию на шине. Шинная транзакция включает в себя две части: посылку адреса и прием (или посылку) данных. Шинные транзакции обычно определяются характером взаимодействия с памятью: транзакция типа "Чтение" передает данные из памяти (либо в ЦП, либо в устройство ввода/вывода), транзакция типа "Запись" записывает данные в память. В транзакции типа "Чтение" по шине сначала посылается в память адрес вместе с соответствующими сигналами управления, индицирующими чтение. Память отвечает, возвращая на шину данные с соответствующими сигналами управления. Транзакция типа "Запись" требует, чтобы ЦП или устройство в/в послало в память адрес и данные и не ожидает возврата данных. Обычно ЦП вынужден простаивать во время интервала между посылкой адреса и получением данных при выполнении чтения, но часто он не ожидает завершения операции при записи данных в память.
Разработка шины связана с реализацией ряда дополнительных возможностей (Рисунок 9.1). Решение о выборе той или иной возможности зависит от целевых параметров стоимости и производительности. Первые три возможности являются очевидными: раздельные линии адреса и данных, более широкие (имеющие большую разрядность) шины данных и режим групповых пересылок (пересылки нескольких слов) дают увеличение производительности за счет увеличения стоимости.
Следующий термин, указанный в таблице, - количество главных устройств шины (bus master). Главное устройство шины - это устройство, которое может инициировать транзакции чтения или записи. ЦП, например, всегда является главным устройством шины. Шина имеет несколько главных устройств, если имеется несколько ЦП или когда устройства ввода/вывода могут инициировать транзакции на шине. Если имеется несколько таких устройств, то требуется схема арбитража, чтобы решить, кто следующий захватит шину. Арбитраж часто основан либо на схеме с фиксированным приоритетом, либо на более "справедливой" схеме, которая случайным образом выбирает, какое главное устройство захватит шину.
В настоящее время используются два типа шин, отличающиеся способом коммутации: шины с коммутацией цепей (circuit-switched bus) и шины с коммутацией пакетов (packet-switched bus), получившие свои названия по аналогии со способами коммутации в сетях передачи данных. Шина с коммутацией пакетов при наличии нескольких главных устройств шины обеспечивает значительно большую пропускную способность по сравнению с шиной с коммутацией цепей за счет разделения транзакции на две логические части: запроса шины и ответа. Такая методика получила название "расщепления" транзакций (split transaction). (В некоторых системах такая возможность называется шиной соединения/разъединения (connect/disconnect) или конвейерной шиной (pipelined bus). Транзакция чтения разбивается на транзакцию запроса чтения, которая содержит адрес, и транзакцию ответа памяти, которая содержит данные. Каждая транзакция теперь должна быть помечена (тегирована) соответствующим образом, чтобы ЦП и память могли сообщить что есть что.
Шина с коммутацией цепей не делает расщепления транзакций, любая транзакция на ней есть неделимая операция. Главное устройство запрашивает шину, после арбитража помещает на нее адрес и блокирует шину до окончания обслуживания запроса. Большая часть этого времени обслуживания при этом тратится не на выполнение операций на шине (например, на задержку выборки из памяти). Таким образом, в шинах с коммутацией цепей это время просто теряется. Расщепленные транзакции делают шину доступной для других главных устройств пока память читает слово по запрошенному адресу. Это, правда, также означает, что ЦП должен бороться за шину для посылки данных, а память должна бороться за шину, чтобы вернуть данные. Таким образом, шина с расщеплением транзакций имеет более высокую пропускную способность, но обычно она имеет и большую задержку, чем шина, которая захватывается на все время выполнения транзакции. Транзакция называется расщепленной, поскольку произвольное количество других пакетов или транзакций могут использовать шину между запросом и ответом.
Последний вопрос связан с выбором типа синхронизации и определяет является ли шина синхронной или асинхронной. Если шина синхронная, то она включает сигналы синхронизации, которые передаются по линиям управления шины, и фиксированный протокол, определяющий расположение сигналов адреса и данных относительно сигналов синхронизации. Поскольку практически никакой дополнительной логики не требуется для того, чтобы решить, что делать в следующий момент времени, эти шины могут быть и быстрыми, и дешевыми. Однако они имеют два главных недостатка. Все на шине должно происходить с одной и той же частотой синхронизации, поэтому из-за проблемы перекоса синхросигналов, синхронные шины не могут быть длинными. Обычно шины процессор-память синхронные.
Асинхронная шина, с другой стороны, не тактируется. Вместо этого обычно используется старт-стопный режим передачи и протокол "рукопожатия" (handshaking) между источником и приемником данных на шине. Эта схема позволяет гораздо проще приспособить широкое разнообразие устройств и удлинить шину без беспокойства о перекосе сигналов синхронизации и о системе синхронизации. Если может использоваться синхронная шина, то она обычно быстрее, чем асинхронная, из-за отсутствия накладных расходов на синхронизацию шины для каждой транзакции. Выбор типа шины (синхронной или асинхронной) определяет не только пропускную способность, но также непосредственно влияет на емкость системы ввода/вывода в терминах физического расстояния и количества устройств, которые могут быть подсоединены к шине. Асинхронные шины по мере изменения технологии лучше масштабируются. Шины ввода/вывода обычно асинхронные.

Система "Интерфакс-Дайрект"

Клиентская программа имеет универсальный интерфейс, объединяющий в себе информационные и аналитические возможности терминала "ЭФиР" (совместный
проект агентства Интерфакс и ММВБ) и торгового модуля, позволяющего получить прямой доступ к торгам. Система "Интерфакс-Дайрект" предназначена как для частных инвесторов, так и для профессиональных участников, которые имеют возможность управления счетами своих клиентов в рамках одного рабочего места.
Система "Интерфакс-Дайрект" предоставляет следующие возможности.
Доступ к ленте новостей Интерфакса, архиву новостей за год, поиск по ключевым словам.
Доступ к базе данных "НКР" - новости в режиме реального времени по конкретным эмитентам, обновляемая бизнес-справка с основными показателями деятельности эмитента. Доступ к базам данных по эмитентам ФКЦБ, МРО ФКЦБ, ЦБ РФ.
Информация с ведущих брокерских площадок по акциям, корпоративным и государственным еврооблигациям, вэбовкам, принам, МБК и другим инструментам.
Построение временных рядов, использование основных методов технического анализа.
Экспорт котировок и данных по состоянию портфеля во внешние приложения,
такие как Metastock, Exell, текстовые файлы.
Получение информации по заявкам и сделкам. Фильтр по счетам, бумагам,
типам заявок. Расчет средней цены покупки, доходов или убытков при продаже,
расчет всех комиссионных, а также налогов для физических лиц в режиме реального времени.
Клиент имеет возможность подавать лимитированные заявки и выставлять заявки типа "Стоп-лосс".
Клиент может подключиться к системе в тестовом режиме. Для этого необходимо загрузить дистрибутив программы и связаться с отделом продаж компании ЭТС "Дайрект", получить необходимые инструкции. Для участия в реальных торгах необходимо заключить договор с компанией, а также заполнить и представить в ЭТС несколько заявлений. Минимальный депозит для начала работы составляет 10
000 рублей. Абонентская плата зависит от выбранного клиентом набора информационных материалов и бирж, с которых клиент будет получать котировки.
Политика, новости дня и финансово-экономические новости (краткая версия)
предоставляются ( )Tjбесплатно

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Возможность	Высокая производительность	Низкая стоимость
Общая разрядность шины	Отдельные линии адреса и данных	Мультиплексирование линий адреса и данных
Ширина (рязрядность) данных	Чем шире, тем быстрее (например, 32 бит)	Чем уже, тем дешевле (например, 8 бит)
Размер пересылки	Пересылка нескольких слов имеет меньшие накладные расходы	Пересылка одного слова дешевле
Главные устройства шины	Несколько (требуется арбитраж)	Одно (арбитраж не нужен)
Расщепленные транзакции?	Да - отдельные пакеты Запроса и Ответа дают большую полосу пропускания (нужно несколько главных устройств)	Нет - продолжающееся соединение дешевле и имеет меньшую задержку
Тип синхронизации	Синхронные	Асинхронные

Системы высокой готовности HewlettPackard

Системы высокой готовности Hewlett-Packard

Продукты высокой готовности HP включают дисковые массивы, программное обеспечение Switchover/UX и SharePlex, а также заказные услуги по организации систем, устойчивых к стихийным бедствиям. HP до настоящего времени не поддерживает Oracle Parallel Server, хотя имеются планы по организации такой поддержки. Схема "слабо связанного" кластера HP включает до 8 серверов HP 9000 Series 800, причем семь из них являются основными системами, а восьмая находится в горячем резерве и готова заменить любую из основных систем в случае отказа (Рисунок 11.5). Для этого в нормальном режиме работы основные системы посылают резервной сообщения (так называемый "пульс"), подтверждающие их работоспособное состояние. Если резервная система обнаруживает потерю "пульса" какой-либо основной системой, она прекращает выполнение своих процессов, берет на себя управление дисками отказавшей системы, осуществляет перезагрузку, переключает на себя сетевой адрес отказавшей системы и затем перезапускает приложения. Весь процесс переключения может занимать от 10 до 20 или более минут в зависимости от приложения.
Продукты Switchover и Shareplex могут использоваться совместно. При этом Switchover обеспечивает высокую готовность, а Shareplex расширяет возможности кластерной системы, предоставляя поддержку общего управления системами, отказоустойчивости при стихийных бедствиях и разделяемого доступа к распределенным ресурсам систем.

Системы высокой готовности и отказоустойчивые системы

Основные определения

Подсистемы внешней памяти высокой готовности

Требования, предъявляемые к системам высокой готовности

Конфигурации систем высокой готовности

Требования начальной установки системы

Требования к системному программному обеспечению

Требования высокой готовности к прикладному программному обеспечению

Требования к сетевой организации и к коммуникациям

"Кластеризация" как способ обеспечения высокой готовности системы

Базовая модель VAX/VMS кластеров

Критерии оценки кластеров Gartner Group

Кластеры Alpha/OSF компании DEC

UNIX-кластеры компании IBM

Кластеры AT&T GIS

Кластеры Sequent Computer Systems

Системы высокой готовности Hewlett-Packard

Кластерные решения Sun Microsystems

Отказоустойчивые решения Data General

Скопируйте файлы Workspaces

Снижение потерь на выполнение команд условного перехода

Снижение потерь на выполнение команд условного перехода

Имеется несколько методов сокращения приостановок конвейера, возникающих из-за задержек выполнения условных переходов. В данном разделе обсуждаются четыре простые схемы, используемые во время компиляции. В этих схемах прогнозирование направления перехода выполняется статически, т.е. прогнозируемое направление перехода фиксируется для каждой команды условного перехода на все время выполнения программы. После обсуждения этих схем мы исследуем вопрос о правильности предсказания направления перехода компиляторами, поскольку все эти схемы основаны на такой технологии. В следующей главе мы рассмотрим более мощные схемы, используемые компиляторами (такие, например, как разворачивание циклов), которые уменьшают частоту команд условных переходов при реализации циклов, а также динамические, аппаратно реализованные схемы прогнозирования.

Содержание основного меню

Скопируйте файлы Workspaces

При этом вы должны получить сообщение об успешном импорте:

Вы также можете использовать Workspaces, которые мы также включаем в перечень продуктов, получаемых слушателями LTS. Скопируйте файлы Workspaces в директорию файлов OMEGA RECEARCH/My Work и можете их открыть. Пример одной из Workspaces с индикаторами Билла Вильямса перед вами:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Содержание основного меню 2

Содержание основного меню

• строка заголовка с названиями программы и активного окна;
• строка меню, объединяющая команды Omega Research;
• панель инструментов, объединяющая кнопки основных команд;
• полоса прокрутки файлов;
• список загруженных файлов;
• полоса прокрутки;
· рабочая область .
·

Содержание основного меню

Каждый из пунктов меню объединяет набор команд, имеющих общую функциональную направленность.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Содержание основного меню 3

Содержание основного меню 2

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Сокращение потерь на выполнение команд перехода и минимизация конфликтов по управлению

Сокращение потерь на выполнение команд перехода и минимизация конфликтов по управлению

Конфликты по управлению могут вызывать даже большие потери производительности конвейера, чем конфликты по данным. Когда выполняется команда условного перехода, она может либо изменить, либо не изменить значение счетчика команд. Если команда условного перехода заменяет счетчик команд значением адреса, вычисленного в команде, то переход называется выполняемым; в противном случае, он называется невыполняемым.
Простейший метод работы с условными переходами заключается в приостановке конвейера как только обнаружена команда условного перехода до тех пор, пока она не достигнет ступени конвейера, которая вычисляет новое значение счетчика команд (Рисунок 5.12). Такие приостановки конвейера из-за конфликтов по управлению должны реализовываться иначе, чем приостановки из-за конфликтов по данным, поскольку выборка команды, следующей за командой условного перехода, должна быть выполнена как можно быстрее, как только мы узнаем окончательное направление команды условного перехода.

Содержание основного меню 3

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Команды перехода	IF	ID	EX	MEM	WB
Следующая команда		IF	stall	stall	IF	ID	EX	MEM	WB
Следующая команда +1			stall	stall	stall	IF	ID	EX	MEM	WB
Следующая команда +2				stall	stall	stall	IF	ID	EX	MEM
Следующая команда +3					stall	stall	stall	IF	ID	EX
Следующая команда +4						stall	stall	stall	IF	ID
Следующая команда +5							stall	stall	stall	IF

Соотношение между реальными и нормализованными операциями с плавающей точкой

Рисунок 3.1. Соотношение между реальными и нормализованными операциями с плавающей точкой,

которым пользуются авторы "ливерморских циклов" для вычисления рейтинга MFLOPS
Наиболее часто MFLOPS, как единица измерения производительности, используется при проведении контрольных испытаний на тестовых пакетах "Ливерморские циклы" и

LINPACK.
Ливерморские циклы - это набор фрагментов фортран-программ, каждый из которых взят из реальных программных систем, эксплуатируемых в Ливерморской национальной лаборатории им.Лоуренса (США). Обычно при проведении испытаний используется либо малый набор из 14 циклов, либо большой набор из 24 циклов.
Пакет Ливерморских циклов используется для оценки производительности вычислительных машин с середины 60-х годов. Ливерморские циклы считаются типичными фрагментами программ численных задач. Появление новых типов машин, в том числе векторных и параллельных, не уменьшило важности Ливерморских циклов, однако изменились значения производительности и величины разброса между разными циклами.
На векторной машине производительность зависит не только от элементной базы, но и от характера самого алгоритма, т.е. коэффициента векторизуемости. Среди Ливерморских циклов коэффициент векторизуемости колеблется от 0 до 100%, что еще раз подтверждает их ценность для оценки производительности векторных архитектур. Кроме характера алгоритма, на коэффициент векторизуемости влияет и качество векторизатора, встроенного в компилятор.
На параллельной машине производительность существенно зависит от соответствия между структурой аппаратных связей вычислительных элементов и структурой вычислений в алгоритме. Важно, чтобы тестовый пакет представлял алгоритмы различных структур. В Ливерморских циклах встречаются последовательные, сеточные, конвейерные, волновые вычислительные алгоритмы, что подтверждает их пригодность и для параллельных машин. Однако обобщение результатов измерения производительности, полученных для одной параллельной машины, на другие параллельные машины или хотя бы некоторый подкласс параллельных машин, может дать неверный результат, ибо структуры аппаратных связей в таких машинах гораздо более разнообразны, чем, скажем, в векторных машинах.
LINPACK - это пакет фортран-программ для решения систем линейных алгебраических уравнений. Целью создания LINPACK отнюдь не было измерение производительности. Алгоритмы линейной алгебры весьма широко используются в самых разных задачах, и поэтому измерение производительности на LINPACK представляют интерес для многих пользователей. Сведения о производительности различных машин на пакете LINPACK публикуются сотрудником Аргоннской национальной лаборатории (США) Дж. Донгаррой и периодически обновляются.
В основе алгоритмов действующего варианта LINPACK лежит метод декомпозиции. Исходная матрица размером 100х100 элементов (в последнем варианте размером 1000х1000) сначала представляется в виде произведения двух матриц стандартной структуры, над которыми затем выполняется собственно алгоритм нахождения решения. Подпрограммы, входящие в LINPACK, структурированы. В стандартном варианте LINPACK выделен внутренний уровень базовых подпрограмм, каждая из которых выполняет элементарную операцию над векторами. Набор базовых подпрограмм называется BLAS (Basic Linear Algebra Subprograms). Например, в BLAS входят две простые подпрограммы SAXPY (умножение вектора на скаляр и сложение векторов) и SDOT (скалярное произведение векторов). Все операции выполняются над числами с плавающей точкой, представленными с двойной точностью. Результат измеряется в MFLOPS.
Использование результатов работы тестового пакета LINPACK с двойной точностью как основы для демонстрации рейтинга MFLOPS стало общепринятой практикой в компьютерной промышленности. При этом следует помнить, что при использовании исходной матрицы размером 100х100, она полностью может размещаться в кэш-памяти емкостью, например, 1 Мбайт. Если при проведении испытаний используется матрица размером 1000х1000, то емкости такого кэша уже недостаточно и некоторые обращения к памяти будут ускоряться благодаря наличию такого кэша, другие же будут приводить к промахам и потребуют большего времени на обработку обращений к памяти. Для многопроцессорных систем также имеются параллельные версии LINPACK и такие системы часто показывают линейное увеличение производительности с ростом числа процессоров.
Однако, как и любая другая единица измерения, рейтинг MFLOPS для отдельной программы не может быть обобщен на все случаи жизни, чтобы представлять единственную единицу измерения производительности компьютера, хотя очень соблазнительно характеризовать машину единственным рейтингом MIPS или MFLOPS без указания программы.

Состояние станций резервирования регистров и буферов загрузки/записи

Рисунок 6.7. Состояние станций резервирования, регистров и буферов загрузки/записи

Эта динамическая схема может достигать очень высокой производительности при условии того, что стоимость переходов может поддерживаться небольшой. Этот вопрос мы будем рассматривать в следующем разделе. Главный недостаток этого подхода заключается в сложности схемы Томасуло, которая требует для своей реализации очень большого объема аппаратуры. Особенно это касается большого числа устройств ассоциативной памяти, которая должна работать с высокой скоростью, а также сложной логики управления. Наконец, увеличение производительности ограничивается наличием одной шины завершения (CDB). Хотя дополнительные шины CDB могут быть добавлены, каждая CDB должна взаимодействовать со всей аппаратурой конвейера, включая станции резервирования. В частности, аппаратуру ассоциативного сравнения необходимо дублировать на каждой станции для каждой CDB.
В схеме Томасуло комбинируются две различных методики: методика переименования регистров буферизация операндов-источников из регистрового файла. Буферизация источников операндов разрешает конфликты типа WAR, которые возникают когда операнды доступны в регистрах. Как мы увидим позже, возможно также устранять конфликты типа WAR посредством переименования регистра вместе с буферизацией результата до тех пор, пока остаются обращения к старой версии регистра; этот подход будет использоваться, когда мы будем обсуждать аппаратное выполнение по предположению.
Схема Томасуло является привлекательной, если разработчик вынужден делать конвейерную архитектуру, для которой трудно выполнить планирование кода или реализовать большое хранилище регистров. С другой стороны, преимущество подхода Томасуло возможно ощущается меньше, чем увеличение стоимости реализации, по сравнению с методами планирования загрузки конвейера средствами компилятора в машинах, ориентированных на выдачу для выполнения только одной команды в такте. Однако по мере того, как машины становятся все более агрессивными в своих возможностях выдачи команд и разработчики сталкиваются с вопросами производительности кода, который трудно планировать (большинство кодов для нечисловых расчетов), методика типа переименования регистров и динамического планирования будет становиться все более важной. Позже в этой главе мы увидим, что эти методы являются одним из важных компонентов большинства схем для реализации аппаратного выполнения по предположению.
Ключевыми компонентами увеличения параллелизма уровня команд в алгоритме Томасуло являются динамическое планирование, переименование регистров и динамическое устранение неоднозначности обращений к памяти. Трудно оценить значение каждого из этих свойств по отдельности.
Динамической аппаратной технике планирования загрузки конвейера при наличии зависимостей по данным соответствует и динамическая техника для эффективной обработки переходов. Эта техника используется для двух целей: для прогнозирования того, будет ли переход выполняемым, и для возможно более раннего нахождения целевой команды перехода. Эта техника называется аппаратным прогнозированием переходов.

Состояние устройства ПТ для выполнения по предположению

Рисунок 6.20. Состояние устройства ПТ для выполнения по предположению

Исключительные ситуации в подобной машине не воспринимаются до тех пор, пока соответствующая команда не готова к фиксации. Если выполняемая по предположению команда вызывает исключительную ситуацию, эта исключительная ситуация записывается в буфер упорядочивания. Если обнаруживается неправильный прогноз направления условного перехода и выясняется, что команда не должна была выполняться, исключительная ситуация гасится вместе с командой, когда обнуляется буфер переупорядочивания. Если же команда достигает вершины буфера переупорядочивания, то мы знаем, что она более не является выполняемой по предположению (она уже стала безусловной), и исключительная ситуация должна действительно восприниматься.
Эту методику выполнения по предположению легко распространить и на целочисленные регистры и функциональные устройства. Действительно, выполнение по предположению может быть более полезно в целочисленных программах, поскольку именно такие программы имеют менее предсказуемое поведение переходов. Кроме того, эти методы могут быть расширены так, чтобы обеспечить работу в машинах с выдачей на выполнение и фиксацией результатов нескольких команд в каждом такте. Выполнение по предположению возможно является наиболее интересным методом именно для таких машин, поскольку менее амбициозные машины могут довольствоваться параллелизмом уровня команд внутри базовых блоков при соответствующей поддержке со стороны компилятора, использующего технологию разворачивания циклов.
Очевидно, все рассмотренные ранее методы не могут достичь большей степени распараллеливания, чем заложено в конкретной прикладной программе. Вопрос увеличения степени параллелизма прикладных систем в настоящее время является предметом интенсивных исследований, проводимых во всем мире.

Совершать операции "без покрытия"

Совместимость и мобильность программного обеспечения

Совместимость и мобильность программного обеспечения

Концепция программной совместимости впервые в широких масштабах была применена разработчиками системы IBM/360. Основная задача при проектировании всего ряда моделей этой системы заключалась в создании такой архитектуры, которая была бы одинаковой с точки зрения пользователя для всех моделей системы независимо от цены и производительности каждой из них. Огромные преимущества такого подхода, позволяющего сохранять существующий задел программного обеспечения при переходе на новые (как правило, более производительные) модели были быстро оценены как производителями компьютеров, так и пользователями и начиная с этого времени практически все фирмы-поставщики компьютерного оборудования взяли на вооружение эти принципы, поставляя серии совместимых компьютеров. Следует заметить однако, что со временем даже самая передовая архитектура неизбежно устаревает и возникает потребность внесения радикальных изменений архитектуру и способы организации вычислительных систем.
В настоящее время одним из наиболее важных факторов, определяющих современные тенденции в развитии информационных технологий, является ориентация компаний-поставщиков компьютерного оборудования на рынок прикладных программных средств. Это объясняется прежде всего тем, что для конечного пользователя в конце концов важно программное обеспечение, позволяющее решить его задачи, а не выбор той или иной аппаратной платформы. Переход от однородных сетей программно совместимых компьютеров к построению неоднородных сетей, включающих компьютеры разных фирм-производителей, в корне изменил и точку зрения на саму сеть: из сравнительно простого средства обмена информацией она превратилась в средство интеграции отдельных ресурсов - мощную распределенную вычислительную систему, каждый элемент которой (сервер или рабочая станция) лучше всего соответствует требованиям конкретной прикладной задачи.
Этот переход выдвинул ряд новых требований. Прежде всего такая вычислительная среда должна позволять гибко менять количество и состав аппаратных средств и программного обеспечения в соответствии с меняющимися требованиями решаемых задач. Во-вторых, она должна обеспечивать возможность запуска одних и тех же программных систем на различных аппаратных платформах, т.е. обеспечивать мобильность программного обеспечения. В третьих, эта среда должна гарантировать возможность применения одних и тех же человеко-машинных интерфейсов на всех компьютерах, входящих в неоднородную сеть. В условиях жесткой конкуренции производителей аппаратных платформ и программного обеспечения сформировалась концепция открытых систем, представляющая собой совокупность стандартов на различные компоненты вычислительной среды, предназначенных для обеспечения мобильности программных средств в рамках неоднородной, распределенной вычислительной системы.
Одним из вариантов моделей открытой среды является модель OSE (Open System Environment), предложенная комитетом IEEE POSIX. На основе этой модели национальный институт стандартов и технологии США выпустил документ "Application Portability Profile (APP). The U.S. Government's Open System Environment Profile OSE/1 Version 2.0", который определяет рекомендуемые для федеральных учреждений США спецификации в области информационных технологий, обеспечивающие мобильность системного и прикладного программного обеспечения. Все ведущие производители компьютеров и программного обеспечения в США в настоящее время придерживаются требований этого документа.

Совокупная сумма налога, исчисленная и удержанная налоговым агентом

Совершать операции "без покрытия"

Совершать операции "без покрытия" на покупку и продажу ликвидных ценных бумаг с кредитным плечом (минимальный уровень дисконта 50%).
Получать котировки всех ценных бумаг, обращающихся на ММВБ и МФБ (включая акции второго эшелона), а также курсы валют и основные мировые биржевые индексы.
Система оснащена многоступенчатой защитой от несанкционированного доступа: информация, передаваемая по каналам связи с банком, шифруется с помощью криптовальной процедуры. Ключ к шифру (специальная дискета)
представляет собой уникальный код и находится у клиента.
Система Internet Dealer платная - $10 в месяц. Комиссионные, взимаемые компанией, зависят от суммы сделки (от 0,02% за 5 млн.руб. и больше до 0,3% за 100
тыс.руб. и меньше).
ИК "Церих Кэпитал Менеджмент"
Для предоставления услуги Интернет-трейдинга, компанией "ЦЕРИХ Кэпитал менеджмент" была разработана торговая система Z-Trade. Она позволяет трейдеру работать на фондовой секции ММВБ и РТС. С помощью Z-TRADE можно наблюдать текущее состояние рынка, самостоятельно выставлять и снимать заявки в режиме реального времени, получать аналитическую информацию в режиме онлайн.
Система ориентирована на профессиональных участников фондового рынка, банки, а также мелких и средних инвесторов. В коммерческую эксплуатацию Z-TRADE была запущена 1 сентября 2000 года.
Система Z-trade позволяет:
видеть текущее состояние рынка;
совершать сделки в режиме реального времени по корпоративным ценным бумагам на ММВБ и в РТС;
выставлять заявки на покупку-продажу ценных бумаг в очередь на ММВБ и в РТС;
видеть текущее состояние счета и своей позиции по денежным средствам и ценным бумагам;
совершать операции "без покрытия" на покупку или продажу ценных бумаг,
изменяя, по согласованию с администратором счета, свои лимиты;

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Современные микропроцессоры

Процессоры с архитектурой 80x86 и Pentium

Особенности процессоров с архитектурой SPARC компании Sun Microsystems

Процессоры PA-RISC компании Hewlett-Packard

Процессор MC88110 компании Motorola

Особенности архитектуры MIPS компании MIPS Technology

Особенности архитектуры Alpha компании DEC

Особенности архитектуры POWER компании IBM и PowerPC компаний Motorola, Apple и IBM

Архитектура POWER

Эволюция архитектуры POWER в направлении архитектуры PowerPC

Важность создания пакетов тестов, базирующихся

SPECint92, SPECfp92

Важность создания пакетов тестов, базирующихся на реальных прикладных программах широкого круга пользователей и обеспечивающих эффективную оценку производительности процессоров, была осознана большинством крупнейших производителей компьютерного оборудования, которые в 1988 году учредили бесприбыльную корпорацию SPEC (Standard Performance Evaluation Corporation). Основной целью этой организации является разработка и поддержка стандартизованного набора специально подобранных тестовых программ для оценки производительности новейших поколений высокопроизводительных компьютеров. Членом SPEC может стать любая организация, уплатившая вступительный взнос.

Главными видами деятельности SPEC являются:

Разработка и публикация наборов тестов, предназначенных для измерения производительности компьютеров. Перед публикацией объектные коды этих наборов вместе с исходными текстами и инструментальными средствами интенсивно проверяются на предмет возможности импортирования на разные платформы. Они доступны для широкого круга пользователей за плату, покрывающую расходы на разработку и административные издержки. Специальное лицензионное соглашение регулирует вопросы выполнения тестирования и публикации результатов в соответствии с документацией на каждый тестовый набор.

SPEC публикует ежеквартальный отчет о новостях SPEC и результатах тестирования: "The SPEC Newsletter", что обеспечивает централизованный источник информации для результатов тестирования на тестах SPEC.

Основным результатом работы SPEC являются наборы тестов. Эти наборы разрабатываются SPEC с использованием кодов, поступающих из разных источников. SPEC работает над импортированием этих кодов на разные платформы, а также создает инструментальные средства для формирования из кодов, выбранных в качестве тестов, осмысленных рабочих нагрузок. Поэтому тесты SPEC отличаются от свободно распространяемых программ. Хотя они могут существовать под похожими или теми же самыми именами, время их выполнения в общем случае будет отличаться.

В настоящее время имеется два базовых набора тестов SPEC, ориентированных на интенсивные расчеты и измеряющих производительность процессора, системы памяти, а также эффективность генерации кода компилятором. Как правило, эти тесты ориентированы на операционную систему UNIX, но они также импортированы и на другие платформы. Процент времени, расходуемого на работу операционной системы и функции ввода/вывода, в общем случае ничтожно мал.

Набор тестов CINT92, измеряющий производительность процессора при обработке целых чисел, состоит из шести программ, написанных на языке Си и выбранных из различных прикладных областей: теория цепей, интерпретатор языка Лисп, разработка логических схем, упаковка текстовых файлов, электронные таблицы и компиляция программ.

Набор тестов CFP92, измеряющий производительность процессора при обработке чисел с плавающей точкой, состоит из 14 программ, также выбранных из различных прикладных областей: разработка аналоговых схем, моделирование методом Монте-Карло, квантовая химия, оптика, робототехника, квантовая физика, астрофизика, прогноз погоды и другие научные и инженерные задачи. Две программы из этого набора написаны на языке Си, а остальные 12 - на Фортране. В пяти программах используется одинарная, а в остальных - двойная точность.

Результаты прогона каждого индивидуального теста из этих двух наборов выражаются отношением времени выполнения одной копии теста на тестируемой машине к времени ее выполнения на эталонной машине. В качестве эталонной машины используется VAX 11/780. SPEC публикует результаты прогона каждого отдельного теста, а также две составные оценки: SPECint92 - среднее геометрическое 6 результатов индивидуальных тестов из набора CINT92 и SPECfp92 - среднее геометрическое 14 результатов индивидуальных тестов из набора CFP92.

Следует отметить, что результаты тестирования на наборах CINT92 и CFT92 сильно зависят от качества применяемых оптимизирующих компиляторов. Для более точного выяснения возможностей аппаратных средств с середины 1994 года SPEC ввел две дополнительные составные оценки: SPECbase_int92 и SPECbase_fp92, которые накладывает определенные ограничения на используемые компиляторы поставщиками компьютеров при проведении испытаний.

и SPECfp92 достаточно хорошо характеризуют

SPECrate_int92, SPECrate_fp92

Составные оценки SPECint92 и SPECfp92 достаточно хорошо характеризуют производительность процессора и системы памяти при работе в однозадачном режиме, но они совершенно не подходят для оценки производительности многопроцессорных и однопроцессорных систем, работающих в многозадачном режиме. Для этого нужна оценка пропускной способности системы или ее емкости, показывающая количество заданий, которое система может выполнить в течение заданного интервала времени. Пропускная способность системы определяется прежде всего количеством ресурсов (числом процессоров, емкостью оперативной и кэш-памяти, пропускной способностью шины), которые система может предоставить в распоряжение пользователя в каждый момент времени. Именно такую оценку, названную SPECrate и заменившую ранее применявшуюся оценку SPECthruput89, SPEC предложила в качестве единицы измерения производительности многопроцессорных систем.

При этом для измерения выбран метод "однородной нагрузки" (homogenous capacity metod), заключающийся в том, что одновременно выполняются несколько копий одной и той же тестовой программы. Результаты этих тестов показывают, как много задач конкретного типа могут быть выполнены в указанное время, а их средние геометрические значения (SPECrate_int92 - на наборе тестов, измеряющих производительность целочисленных операций и SPECrate_fp92 - на наборе тестов, измеряющих производительность на операциях с плавающей точкой) наглядно отражают пропускную способность однопроцессорных и многопроцессорных конфигураций при работе в многозадачном режиме в системах коллективного пользования. В качестве тестовых программ для проведения испытаний на пропускную способность выбраны те же наборы CINT92 и CFT92.

При прогоне тестового пакета делаются независимые измерения по каждому отдельному тесту. Обычно такой параметр, как количество запускаемых копий каждого отдельного теста, выбирается исходя из соображений оптимального использования ресурсов, что зависит от архитектурных особенностей конкретной системы. Одной из очевидных возможностей является установка этого параметра равным количеству процессоров в системе. При этом все копии отдельной тестовой программы запускаются одновременно, и фиксируется время завершения последней из всех запущенных программ.

С середины 1994 года SPEC ввела две дополнительные составные оценки: SPECrate_base_int92 и SPECrate_base_fp92, которые накладывает ограничения на используемые компиляторы.

Список брокеров, использующих систему QUIK

Совокупная сумма налога, исчисленная и удержанная налоговым агентом

Невозможностью на выплату дохода, а также дня перечисления дохода со счетов налоговых агентов в банке на счета налогоплательщика либо по его поручению на счета третьих лиц в банках.
В иных случаях налоговые агенты перечисляют суммы исчисленного и удержанного налога не позднее дня, следующего за днем фактического получения налогоплательщиком дохода, - для доходов, выплачиваемых в денежной форме, а также дня, следующего за днем фактического удержания исчисленной суммы налога,
- для доходов, полученных налогоплательщиком в натуральной форме либо в виде материальной выгоды.
7. Совокупная сумма налога, исчисленная и удержанная налоговым агентом у налогоплательщика, в отношении которого он признается источником дохода,
уплачивается по месту учета налогового агента в налоговом органе.
Налоговые агенты - российские организации, указанные в пункте 1 настоящей статьи,
имеющие обособленные подразделения, обязаны перечислять исчисленные и удержанные суммы налога как по месту своего нахождения, так и по месту нахождения каждого своего обособленного подразделения.
Сумма налога, подлежащая уплате в бюджет по месту нахождения обособленного подразделения, определяется исходя из суммы дохода, подлежащего налогообложению, начисляемого и выплачиваемого работникам этих обособленных подразделений.
8. Удержанная налоговым агентом из доходов физических лиц, в отношении которых он признается источником дохода, совокупная сумма налога, превышающая 100
рублей, перечисляется в бюджет в установленном настоящей статьей порядке. Если совокупная сумма удержанного налога, подлежащая уплате в бюджет, составляет менее 100 рублей, она добавляется к сумме налога, подлежащей перечислению в бюджет в следующем месяце, но не позднее декабря текущего года.
9. Уплата налога за счет средств налоговых агентов не допускается. При заключении договоров и иных сделок запрещается включение в них налоговых оговорок, в соответствии с которыми выплачивающие доход налоговые агенты принимают на себяu1086 обязательства нести расходы, связанные с уплатой налога за физических лиц.
Статья 228. Особенности исчисления налога в отношении отдельных видов доходов.
Порядок уплаты налога 1. Исчисление и уплату налога в соответствии с настоящей статьей производят следующие категории налогоплательщиков:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Список брокеров, «замеченных» в русском происхождении

Список брокеров, использующих систему QUIK

Обычно, независимо от того, какой брокер используется клиентом, задержка передачи информации по выделенной линии составляет менее 1 сек., через временное соединение - чуть более 1 сек.
Список брокеров, использующих систему QUIK-Брокер и имеющих свои web-
сайты, приведен в таблице "Российские интернет-брокеры".
Система NetInvestor NetInvestor - комплексная система, позволяющая брокерским компаниям предоставлять своим клиентам услуги по торговле ценными бумагами через Internet.
Система NetInvestor разработана информационном агенством "МФД-ИнфоЦентр".
Продукт рекомендован ММВБ к внедрению в мае 2000года.
Система NetInvestor состоит из 2-х частей. Серверная часть - устанавливается в офисе компании брокера и осуществляет обслуживание, администрирование и мониторинг клиентов. Клиентская часть - устанавливается у инвестора и обеспечивает выставление заявок, мониторинг состояния портфеля, а также получение дополнительной информации о ходе торгов на различных площадках (Forex, PTC, МФБ, ММВБ КЦБ, ММВБ ГЦБ, ММВБ СЭЛТ, МБК, СПВБ и др.) и новостей ведущих российских агентств. Также в рамках системы доступ инвестора к торгам может быть осуществлен непосредственно через Интернет при помощи браузера - используется java-аплет, что позволяет трейдеру наблюдать за ходом торгов и подавать заявки.
Возможности, предоставляемые системой брокерской фирме.
Взаимодействие с back-office брокера, учетными системами и системами управления рисками.
· Организация маржинальной торговли.
· Внебиржевой рынок, т.е. возможность отправлять заявки не в торговую систему, а брокеру.
· Создание брокером собственных инструментов для организации работы на внебиржевом рынке.
· Быстрое подключение к системе новых бирж и торговых площадок.
· Организация работы субброкеров (клиенты брокера, которые сами являются брокерами), трейдеров и доверенных лиц.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Список брокеров, «замеченных» в русском происхождении 2

Список брокеров, «замеченных» в русском происхождении

Если она не сообщает о себе ничего, кроме телефонов, которые могут оказаться сотовыми, и вы не найдете ее в списке организации, регулирующей этот вид бизнеса, а имена руководителей и учредителей компании являются тайной за семью замками –
вносите такие компании в свой черный список и забывайте о них навсегда! И не доверяйте даже тому, что компания может оказаться, например, из Швейцарии: не так давно компания Killiney, собрав денежки с многочисленных российских клиентов, просто исчезла…растворившись в никуда.
Список брокеров, "замеченных" в русском происхождении:
ADC Forex - наши "соотечественники" в США (есть нарекания)
Lorenzo Management – наши "соотечественники" в Сан-Франсиско США Список ссылок в Интернете РУССКОЯЗЫЧНЫЕ РЕСУРСЫ Admiral Investments & Securities http://www.forextrade.ru/
Brokers FAQ - задайте вопросы о брокерах http://faq.at/brokers Forex Master http://www.rt.mipt.ru/~revitum/
FOREX Outlook: Новые перспективы www.fxo.ru Forex в Праге http://forex.selv.cz/
FOREX для практиков и начинающих http://ifc-forex.com/
Forex Прогноз http://www.tetron.ru/~alpha Forex-MNG: Metropolitan Network Group http://www.forex-mng.com/
FOREX. В записную книжку трейдера.
http://www.netcity.ru/~e-forex Forex. Дилинговый центр FXEuroclub http://www.fxeuroclub.ru/
Forex. Секреты торговли.
http://fxpage.chat.ru/
ForexPage http://www.vvsu.ru/personal/dudnicky/
Forextra - валютный дилинг через Интернет http://www.forextra.net/news.phtml?lang=rus FXSolution http://www.fxsolution.ru/
GlobalStock.ru - новости и аналитика мировых рынков http://www.globalstock.ru/

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Способы предоставление брокерских услуг в Интернет

Список брокеров, «замеченных» в русском происхождении 2

Inforex http://www.in-forex.com/
Inforex Consulting http://www.corbina.ru/~inforex Inforex Consulting http://www.in-forex.ru/
Inforex Consulting Corp.
http://www.fx-fn.com/
Inforex Consulting Corp.
http://www.forex-ifc.ru/
Inforex Ltd.
http://www.inforex.org/
L'argent - механическая торговая система, расчитанная на валютный рынок forex http://gpskgu.narod.ru/
ED&F Man Direct http://www.mandirect.com/russian/indexrus.htm MetaQuotes Software: решения для рынка Forex http://www.metaquotes.ru/
ИФ "ОЛМА"
Ежедневные обзоры, аналитика, финансовые индикаторы и т.д.
Хеджевый Фонд Ежедневные обзоры, аналитика, финансовые индикаторы и т.д.
ЗАО “АККОМ ИК”
Аналитика, графики (в т.ч. ссылки на ADR) и т.д.
Информационное агенство "INTER-line"
Список полезных ссылок на ежедневную информацию о ситуации на финансовых рынках (и России и мира)
Компания "Аналитика+"
(Экс www.tora.ru) Большое количество софта для теханализа (демо-версии, описания, сравнения,
коротко о механических системах торговли).
Internet Trading Group Обзоры российского и американского рынков, описания программ,
wwwboard (в основном про америку).
Компания "БрокерКредитСервис"
Информация об эмитентах (blue chips), обзоры, новости Никойл Менеджмент Web-Инвест Обзоры, теханализ, новости Финансовая информация в Internet Финансы в Интернет от А.Шустермана. Список ссылок, регулярно обновляется.
Корпоративные финансы Теория и практика финансового анализа, инвестиции,
менеджмент, финансы.
OPM-Банк Аналитика, обзоры, анализ (и на русском и на английском)
Тройка-Диалог Аналитика, ежедневные обзоры, анализ Brunswick Warburg

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Способы предоставление брокерских услуг в Интернет 2

Способы предоставление брокерских услуг в Интернет
ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 6

Способы предоставление брокерских услуг в Интернет.
Существует два основных способа предоставления брокерских услуг через Интернет:
1. Клиент покупает/продает ценные бумаги или валюту, составляет свой инвестиционный портфель и т.д. непосредственно на сайте компании-посредника,
пользуясь при этом обычным веб-броузером.
2. Клиент (пользователь) устанавливает на своем компьютере специальное программное обеспечение, и с помощью него получает информацию и совершает транзакции на финансовых рынках.
Существует так же и третий, менее распространенный способ интернет-трейдинга.
Клиент посылает запрос на покупку/продажу активов своему брокеру с помощью электронной почты. Такой способ использует российская брокерская компания "Финансовые консультации и менеджмент" (http://www.fkm.msk.ru/). Скорее, данный вид интернет услуги следует считать переходным между обычной брокерской услугой и интернет-трейдингом. Полноценной интернет-услугой (в том числе и финансовой)
обычно признается такая услуга, которая использует по возможности все отличительные особенности Сети как новой коммуникационной среды.
Вернемся к первым двум способам, которые были описаны выше. Первый способ проще и дешевле, как для клиента, так и для компании-посредника. Второй наиболее эффективный для пользователя. Первый способ в силу своей технологии налагает ограничение на представление финансовой информации для клиента. Во втором случаи пользователь может настроить интерфейс под себя, строить графики,
получать только ту информацию, которая ему нужна и т.д.
Так сложилось, что в тех странах, где наиболее развит частный инвестиционный сектор, преобладает первый способ. В этих странах для любого простого гражданина вложение денег в ценные бумаги - это обычный способ сбережения и дохода (в силу относительной стабильности фондовых рынков).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Сравнение долей промахов для алгоритма LRU и случайного алгоритма замещения

Рисунок 7.2. Сравнение долей промахов для алгоритма LRU и случайного алгоритма замещения

при нескольких размерах кэша и разных ассоциативностях при размере блока 16 байт.

Сравнение качества 2битового прогноза

Рисунок 6.9. Сравнение качества 2-битового прогноза

Сравнение качества 2битового прогноза

Рассмотренные двухбитовые схемы прогнозирования используют информацию о недавнем поведении команды условного перехода для прогноза будущего поведения этой команды. Вероятно можно улучшить точность прогноза, если учитывать не только поведение того перехода, который мы пытаемся предсказать, но рассматривать также и недавнее поведение других команд перехода. Рассмотрим, например, небольшой фрагмент из текста программы eqntott тестового пакета SPEC92 (это наихудший случай для двухбитовой схемы прогноза):
if (aa==2)
aa=0;
if (bb==2)
bb=0;
if (aa!=bb) {
Ниже приведен текст сгенерированной программы (предполагается, что aa и bb размещены в регистрах R1 и R2):
SUBI R3,R1,#2
BNEZ R3,L1 ; переход b1 (aa!=2)
ADD R1,R0,R0 ; aa=0
L1: SUBI R3,R2,#2
BNEZ R3,L2 ; переход b2 (bb!=2)
ADD R2,R0,R0 ; bb=0
L2: SUB R3,R1,R2 ; R3=aa-bb
BEQZ R3,L3 ; branch b3 (aa==bb).
...
L3:
Пометим команды перехода как b1, b2 и b3. Можно заметить, что поведение перехода b3 коррелирует с переходами b1 и b2. Ясно, что если оба перехода b1 и b2 являются невыполняемыми (т.е. оба условия if оцениваются как истинные и обеим переменным aa и bb присвоено значение 0), то переход b3 будет выполняемым, поскольку aa и bb очевидно равны. Схема прогнозирования, которая для предсказания направления перехода использует только прошлое поведение того же перехода никогда этого не учтет.
Схемы прогнозирования, которые для предсказания направления перехода используют поведение других команд перехода, называются коррелированными или двухуровневыми схемами прогнозирования. Схема прогнозирования называется прогнозом (1,1), если она использует поведение одного последнего перехода для выбора из пары однобитовых схем прогнозирования на каждый переход. В общем случае схема прогнозирования (m,n) использует поведение последних m переходов для выбора из 2m схем прогнозирования, каждая из которых представляет собой n-битовую схему прогнозирования для каждого отдельного перехода. Привлекательность такого типа коррелируемых схем прогнозирования переходов заключается в том, что они могут давать больший процент успешного прогнозирования, чем обычная двухбитовая схема, и требуют очень небольшого объема дополнительной аппаратуры. Простота аппаратной схемы определяется тем, что глобальная история последних m переходов может быть записана в m-битовом сдвиговом регистре, каждый разряд которого запоминает, был ли переход выполняемым или нет. Тогда буфер прогнозирования переходов может индексироваться конкатенацией (объединением) младших разрядов адреса перехода с m-битовой глобальной историей. Например, на Рисунок 6.10. показана схема прогнозирования (2,2) и организация выборки битов прогноза.

Сравнение российских Интернет-брокеров

Способы предоставление брокерских услуг в Интернет 2
ИНТЕРНЕТ-ТРЕЙДИНГ 7

Частному инвестору не требуется специального программного обеспечения, что бы проводить свою инвестиционную стратегию, либо он инвестирует в менее рисковые активы, либо инвестиционной политикой занимаются специалисты. Так же в таких странах (Япония, США) бурно развивается мобильный Интернет (миникомпьютеры, сотовые телефоны,
поддерживающие WAP), поэтому инвестор хочет иметь доступ к своему брокеру с любого такого терминала, а это возможно, если используется первый способ брокерских услуг.
В России ситуация сложилась иначе. На данный момент мобильный интернет доступен не многим, а чтобы не "вылететь в трубу" при инвестициях в российские ценные бумаги, инвестор должен обладать большим опытам и иметь под рукой всю необходимую финансовую информацию, и так же средства для ее различной интерпретации. Поэтому российские Интернет брокеры зачастую предоставляют клиентам специальное программное обеспечение для получения и обработки финансовой информации в реальном времени. Хотя, развитие новых SGML языков таких, как например XML может привести к тому, что вся обработка информации может быть произведена на сайте брокера. Сейчас для этого некоторые компании (например "Атон") используют Java аплеты.
К первой категории относятся все западные компании такие как: E-trade, Datek on-line,
Charles Schwad, финский банк Merita, американский Well's Fargo и многие другие. В России на данный момент ситуация полностью противоположная: почти все российские интернет-брокеры используют специальное программное обеспечение в том или ином виде.
Интернет-трейдинг со страниц сайта компании Если компания или банк предоставляет брокерские услуги с помощью своего сайта,
то инвестору, который хочет воспользоваться этими услугами, нужно иметь всего лишь компьютер, веб-броузер и доступ в Интернет. Так как такой набор есть почти у каждого делового человека, то такая услуга почти не требует привлечения дополнительных денежных средств со стороны инвестора. Управление инвестиционным портфелем ведется обычно через заполнение стандартных веб-форм.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Сравнение российских Интернет-брокеров 2

Сравнение российских Интернет-брокеров
Сравнение российских Интернет-брокеров

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Стандарты шин

Стандарты шин

Обычно количество и типы устройств ввода/вывода в вычислительных системах не фиксируются, что позволяет пользователю самому подобрать необходимую конфигурацию. Шина ввода/вывода компьютера может рассматриваться как шина расширения, обеспечивающая постепенное наращивание устройств ввода/вывода. Поэтому стандарты играют огромную роль, позволяя разработчикам компьютеров и устройств ввода/вывода работать независимо. Появление стандартов определяется разными обстоятельствами.
Иногда широкое распространение и популярность конкретных машин становятся причиной того, что их шина ввода/вывода становится стандартом де факто. Примерами таких шин могут служить PDP-11 Unibus и IBM PC-AT Bus. Иногда стандарты появляются также в результате определенных достижений по стандартизации в некотором секторе рынка устройств ввода/вывода. Интеллектуальный периферийный интерфейс (IPI - Intelligent Peripheral Interface) и Ethernet являются примерами стандартов, появившихся в результате кооперации производителей. Успех того или иного стандарта в значительной степени определяется его принятием такими организациями как ANSI (Национальный институт по стандартизации США) или IEEE (Институт инженеров по электротехнике и радиоэлектронике). Иногда стандарт шины может быть прямо разработан одним из комитетов по стандартизации: примером такого стандарта шины является FutureBus.
На Рисунок 9.2 представлены характеристики нескольких стандартных шин. Заметим, что строки этой таблицы, касающиеся пропускной способности, не указаны в виде одной цифры для шин процессор-память (VME, FutureBus, MultibusII). Размер пересылки, из-за разных накладных расходов шины, сильно влияет на пропускную способность. Поскольку подобные шины обычно обеспечивают связь с памятью, то пропускная способность шины зависит также от быстродействия памяти. Например, в идеальном случае при бесконечном размере пересылки и бесконечно быстрой памяти (время доступа 0 нсек) шина FutureBus на 240% быстрее шины VME, но при пересылке одиночных слов из 150-нсекундной памяти шина FutureBus только примерно на 20% быстрее, чем шина VME.

Сравнение российских Интернет-брокеров 2
Сравнение российских Интернет-брокеров

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

	VME bus	FutureBus	Multibus II	IPI	SCSI
Ширина шины (кол-во сигналов)	128	96	96	16	8
Мультиплекси-рование адреса/данных	Нет	Да	Да	(	(
Разрядность данных	16/32 бит	32 бит	32 бит	16 бит	8 бит
Размер пересылки (слов)	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая	Одиночная или групповая
Количество главных устройств шины	Несколько	Несколько	Несколько	Одно	Несколько
Расщепление транзакций	Нет	Доп. возможность	Доп. возможность	Доп. возможность	Доп. возможность
Полоса пропускания (время доступа - 0 нс - 1 слово)	25.9 Мб/c	37.0 Мб/c	20.0 Мб/c	25.0 Мб/c	5.0 Мб/c
Полоса пропускания (время доступа - 150 нс - 1 слово)	12.9 Мб/c	15.5 Мб/c	10.0 Мб/c	25.0 Мб/c	5.0 Мб/c
Полоса пропускания (время доступа - 0 нс - неогр. размер блока)	27.9 Мб/c	95.2 Мб/c	40.0 Мб/c	25.0 Мб/c	5.0 Мб/c
Полоса пропускания (время доступа - 150 нс - неогр. размер блока)	13.6 Мб/c	20.8 Мб/c	13.3 Мб/c	25.0 Мб/c	5.0 Мб/c
Максимальное количество устройств	21	20	21	8	7
Максимальная длина шины	0.5 м	0.5 м	0.5 м	50 м	25 м
Стандарт	IEEE 1014	IEEE 896.1	ANSI/ IEEE 1296	ANSI X3.129	ANSI X3.131

Статическое прогнозирование условных переходов использование технологии компиляторов

Статическое прогнозирование условных переходов: использование технологии компиляторов

Имеются два основных метода, которые можно использовать для статического предсказания переходов: метод исследования структуры программы и метод использования информации о профиле выполнения программы, который собран в результате предварительных запусков программы. Использование структуры программы достаточно просто: в качестве исходной точки можно предположить, например, что все идущие назад по программе переходы являются выполняемыми, а идущие вперед по программе - невыполняемыми. Однако эта схема не очень эффективна для большинства программ. Основываясь только на структуре программы просто трудно сделать лучший прогноз.
Альтернативная техника для предсказания переходов основана на информации о профиле выполнения программы, собранной во время предыдущих прогонов. Ключевым моментом, который делает этот подход заслуживающим внимания, является то, что поведение переходов при выполнении программы часто повторяется, т.е. каждый отдельный переход в программе часто оказывается смещенным в одну из сторон: он либо выполняемый, либо невыполняемый. Проведенные многими авторами исследования показывают достаточно успешное предсказания переходов с использованием этой стратегии.
В следующей главе мы рассмотрим использование схем динамического прогнозирования, основанного на поведении программы во время ее работы. Мы также рассмотрим несколько методов планирования кода во время компиляции. Эта методика требует статического предсказания переходов, таким образом идеи этого раздела являются важными.

Страничная организация памяти

Страничная организация памяти

В системах со страничной организацией основная и внешняя память (главным образом дисковое пространство) делятся на блоки или страницы фиксированной длины. Каждому пользователю предоставляется некоторая часть адресного пространства, которая может превышать основную память компьютера и которая ограничена только возможностями адресации, заложенными в системе команд. Эта часть адресного пространства называется виртуальной памятью пользователя. Каждое слово в виртуальной памяти пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер страницы, а младшие - как номер слова (или байта) внутри страницы.
Управление различными уровнями памяти осуществляется программами ядра операционной системы, которые следят за распределением страниц и оптимизируют обмены между этими уровнями. При страничной организации памяти смежные виртуальные страницы не обязательно должны размещаться на смежных страницах основной физической памяти. Для указания соответствия между виртуальными страницами и страницами основной памяти операционная система должна сформировать таблицу страниц для каждой программы и разместить ее в основной памяти машины. При этом каждой странице программы, независимо от того находится ли она в основной памяти или нет, ставится в соответствие некоторый элемент таблицы страниц. Каждый элемент таблицы страниц содержит номер физической страницы основной памяти и специальный индикатор. Единичное состояние этого индикатора свидетельствует о наличии этой страницы в основной памяти. Нулевое состояние индикатора означает отсутствие страницы в оперативной памяти.
Для увеличения эффективности такого типа схем в процессорах используется специальная полностью ассоциативная кэш-память, которая также называется буфером преобразования адресов (TLB traнсlation-lookaside buffer). Хотя наличие TLB не меняет принципа построения схемы страничной организации, с точки зрения защиты памяти, необходимо предусмотреть возможность очистки его при переключении с одной программы на другую.
Поиск в таблицах страниц, расположенных в основной памяти, и загрузка TLB может осуществляться либо программным способом, либо специальными аппаратными средствами. В последнем случае для того, чтобы предотвратить возможность обращения пользовательской программы к таблицам страниц, с которыми она не связана, предусмотрены специальные меры. С этой целью в процессоре предусматривается дополнительный регистр защиты, содержащий описатель (дескриптор) таблицы страниц или базово-граничную пару. База определяет адрес начала таблицы страниц в основной памяти, а граница - длину таблицы страниц соответствующей программы. Загрузка этого регистра защиты разрешена только в привилегированном режиме. Для каждой программы операционная система хранит дескриптор таблицы страниц и устанавливает его в регистр защиты процессора перед запуском соответствующей программы.
Отметим некоторые особенности, присущие простым схемам со страничной организацией памяти. Наиболее важной из них является то, что все программы, которые должны непосредственно связываться друг с другом без вмешательства операционной системы, должны использовать общее пространство виртуальных адресов. Это относится и к самой операционной системе, которая, вообще говоря, должна работать в режиме динамического распределения памяти. Поэтому в некоторых системах пространство виртуальных адресов пользователя укорачивается на размер общих процедур, к которым программы пользователей желают иметь доступ. Общим процедурам должен быть отведен определенный объем пространства виртуальных адресов всех пользователей, чтобы они имели постоянное место в таблицах страниц всех пользователей. В этом случае для обеспечения целостности, секретности и взаимной изоляции выполняющихся программ должны быть предусмотрены различные режимы доступа к страницам, которые реализуются с помощью специальных индикаторов доступа в элементах таблиц страниц.
Следствием такого использования является значительный рост таблиц страниц каждого пользователя. Одно из решений проблемы сокращения длины таблиц основано на введении многоуровневой организации таблиц. Частным случаем многоуровневой организации таблиц является сегментация при страничной организации памяти. Необходимость увеличения адресного пространства пользователя объясняется желанием избежать необходимости перемещения частей программ и данных в пределах адресного пространства, которые обычно приводят к проблемам переименования и серьезным затруднениям в разделении общей информации между многими задачами.

Строка символов окно заведенных инструментов

Структура устройства ПТ на основе алгоритма Томасуло

Рисунок 6.5. Структура устройства ПТ на основе алгоритма Томасуло

Каждая станция резервирования содержит шесть полей:

Op - Операция, которая должна выполняться над источниками операндов S1 и S2;

Qj,Qk - станции резервирования, которые будут вырабатывать соответствующий операнд-источник; нулевое значение показывает, что операнд-источник уже доступен в Vj или Vk, или не является обязательным. IBM 360/91 называет их SINKunit и SOURCEunit.

Vj,Vk - значение операндов-источников. Они называются SINK и SOURCE в IBM 360/91. Заметим, что для каждого операнда являются действительными только одно из полей либо поле V, либо поле Q.

Занято - Показывает, что данная станция резервирования и ее соответствующее функциональное устройство заняты.

Регистровый файл и буфер записи имеют поле Qi:

Qi - номер функционального устройства, которое будет вырабатывать значение, которое надо записать в регистр или память. Если значение Qi равно нулю, то это означает, что ни одна текущая активная команда не вычисляет результат для данного регистра или буфера. Для регистра это означает, что значение определяется содержимым регистра.

В каждом из буферов загрузки и записи требуется поле занятости, показывающее когда соответствующий буфер становится доступным благодаря завершению загрузки или записи, назначенных на этот буфер. Буфер записи имеет также поле V для хранения значения, которое должно быть записано в память.
Прежде, чем мы исследуем алгоритм в деталях, давайте посмотрим как выглядят системные таблицы для следующей последовательности команд:
1. LF F6,34(R2)
2. LF F2,45(R3)
3. MULTD F0,F2,F4
4. SUBD F8,F6,F2
5. DIVD F10,F0,F6
6. ADDD F6,F8,F2

Структурные конфликты и способы их минимизации

Структурные конфликты и способы их минимизации

Совмещенный режим выполнения команд в общем случае требует конвейеризации функциональных устройств и дублирования ресурсов для разрешения всех возможных комбинаций команд в конвейере. Если какая-нибудь комбинация команд не может быть принята из-за конфликта по ресурсам, то говорят, что в машине имеется структурный конфликт. Наиболее типичным примером машин, в которых возможно появление структурных конфликтов, являются машины с не полностью конвейерными функциональными устройствами. Время работы такого устройства может составлять несколько тактов синхронизации конвейера. В этом случае последовательные команды, которые используют данное функциональное устройство, не могут поступать в него в каждом такте. Другая возможность появления структурных конфликтов связана с недостаточным дублированием некоторых ресурсов, что препятствует выполнению произвольной последовательности команд в конвейере без его приостановки. Например, машина может иметь только один порт записи в регистровый файл, но при определенных обстоятельствах конвейеру может потребоваться выполнить две записи в регистровый файл в одном такте. Это также приведет к структурному конфликту. Когда последовательность команд наталкивается на такой конфликт, конвейер приостанавливает выполнение одной из команд до тех пор, пока не станет доступным требуемое устройство.
Структурные конфликты возникают, например, и в машинах, в которых имеется единственный конвейер памяти для команд и данных (Рисунок 5.6). В этом случае, когда одна команда содержит обращение к памяти за данными, оно будет конфликтовать с выборкой более поздней команды из памяти. Чтобы разрешить эту ситуацию, можно просто приостановить конвейер на один такт, когда происходит обращение к памяти за данными. Подобная приостановка часто называются "конвейерным пузырем" (pipeline bubble) или просто пузырем, поскольку пузырь проходит по конвейеру, занимая место, но не выполняя никакой полезной работы.
При всех прочих обстоятельствах, машина без структурных конфликтов будет всегда иметь более низкий CPI (среднее число тактов на выдачу команды). Возникает вопрос: почему разработчики допускают наличие структурных конфликтов? Для этого имеются две причины: снижение стоимости и уменьшение задержки устройства. Конвейеризация всех функциональных устройств может оказаться слишком дорогой. Машины, допускающие два обращения к памяти в одном такте, должны иметь удвоенную пропускную способность памяти, например, путем организации раздельных кэшей для команд и данных. Аналогично, полностью конвейерное устройство деления с плавающей точкой требует огромного количества вентилей. Если структурные конфликты не будут возникать слишком часто, то может быть и не стоит платить за то, чтобы их обойти. Как правило, можно разработать неконвейерное, или не полностью конвейерное устройство, имеющее меньшую общую задержку, чем полностью конвейерное. Например, разработчики устройств с плавающей точкой компьютеров CDC7600 и MIPS R2010 предпочли иметь меньшую задержку выполнения операций вместо полной их конвейеризации.

Суммы налога, не удержанные с физических лиц

Строка символов окно заведенных инструментов

Строка символов окно заведенных инструментов

Для вывода в окно списка заведенных инструментов ( валюты , индексы и т.д.)
необходимо нажать клавишу Backspace или этой клавишей стереть название в строке символов. После этого в окне заведенных инструментов появится список инструментов .

Выбрав инструмент для построения графика необходимо щелкнуть по его имени .
Соответствующее название появится в строке символов . Далее щелкаем кнопку Plot .

Строка символов окно заведенных инструментов

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

SuperSPARC

SuperSPARC

Дальнейшее увеличение производительности процессоров с архитектурой SPARC было достигнуто за счет реализации в кристаллах принципов суперскалярной обработки компаниями Texas Instruments и Cypress. Процессор SuperSPARC компании Texas Instruments стал основой серии рабочих станций и серверов SPARCstation/SPARCserver 10 и SPARCstation/SPARCserver 20. Имеется несколько версий этого процессора, позволяющего в зависимости от смеси команд обрабатывать до трех команд за один машинный такт, отличающихся тактовой частотой. Процессор SuperSPARC (Рисунок 8.2) имеет сбалансированную производительность на операциях с фиксированной и плавающей точкой. Он имеет внутренний кэш емкостью 36 Кб (20 Кб - кэш команд и 16 Кб - кэш данных), раздельные конвейеры целочисленной и вещественной арифметики и при тактовой частоте 75 МГц обеспечивает производительность около 205 MIPS. Процессор SuperSPARC применяется также в серверах SPARCserver 1000 и SPARCcenter 2000 компании Sun.
Конструктивно кристалл монтируется на взаимозаменяемых процессорных модулях трех типов, отличающихся наличием и объемом кэш-памяти второго уровня и тактовой частотой. Модуль M-bus SuperSPARC, используемый в модели 50 содержит 50-МГц SuperSPARC процессор с внутренним кэшем емкостью 36 Кб (20 Кб кэш команд и 16 Кб кэш данных). Модули M-bus SuperSPARC в моделях 51, 61 и 71 содержат по одному SuperSPARC процессору, работающему на частоте 50, 60 и 75 МГц соответственно, одному кристаллу кэш-контроллера (так называемому SuperCache), а также внешний кэш емкостью 1 Мб. Модули M-bus в моделях 502, 612, 712 и 514 содержат два SuperSPARC процессора и два кэш-контроллера каждый, а последние три модели и по одному 1 Мб внешнему кэшу на каждый процессор. Использование кэш-памяти позволяет модулям CPU работать с тактовой частотой, отличной от тактовой частоты материнской платы; пользователи всех моделей поэтому могут улучшить производительность своих систем заменой существующих модулей CPU вместо того, чтобы производить upgrade всей материнской платы.

Сурен Лизелотт. Валютные операции.

Суммы налога, не удержанные с физических лиц

Суммы налога, не удержанные с физических лиц или удержанные налоговыми агентами не полностью, взыскиваются ими с физических лиц до полного погашения этими лицами задолженности по налогу в порядке, предусмотренном статьей 45
настоящего Кодекса.
Суммы налога, не взысканные в результате уклонения налогоплательщика от налогообложения, взыскиваются за все время уклонения от уплаты налога.
НЕ ПЛАТИТЬ НЕЛЬЗЯ... А ПЛАТИТЬ?

Казалось бы, самое простое - задекларировать все свои доходы от деятельности на FOREX или иных биржах, и уплатить причитающиеся налоги.
Ан нет, на этом пути добросовестного налогоплательщика поджидают следующие неожиданности и проблемы.
1. Скажите, придет кому-нибудь в голову при открытии счета у брокера (особенно за рубежом) задуматься о последствиях такого шага для будущего налогообложения?
Т.е. человек в зравом уме и светлой памяти перечисляет деньги своему брокеру и заранее думает: "Вот как только выиграю я на Форексе 5000 $ (50, 500 и т.д. -
неважно...) и как только получу их в свои руки (на счет), тут же пойду в родную налоговую и задекларирую полученный доход". Если таковой найдется, готов оторваться от своего рабочего места перед компьютером в любое время дня и ночи и отправиться на встречу с этим героем (пишите о своем опыте на E-Mail), чтобы послушать его рассказ.
Отсюда следует следующее: гражданин, отправивший деньги брокеру, как правило с обоснованием "за учебу" или "материальная помощь" - легально, и любым иным способом (которых масса) - нелегально, ТУТ ЖЕ НАРУШАЕТ ЗАКОН, ПРИЧЕМ НЕОДНОКРАТНО:

Суммы налога, не удержанные с физических лиц

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Symbol List и загрузки в GlobalServer

Сурен Лизелотт. Валютные операции.

Сурен Лизелотт. Валютные операции. Основы теории и практика. Пер. с нем. - М.:
Дело, 1998. - 176 с.
Тесля П.Н., Бусыгин В.П. Международные финансовые рынки. Новосибирск, "Экор",
1995. - 224 с.
Luca, Cornelius. Trading the global currency markets. Prentice Hall, Inc., Englewood Cliffs,
New Jersey 07632, 1995. - 567 p.
Технический анализ ЛеБо Ч., Лукас Д.В. Компьютерный анализ фьючерсных рынков: Пер. с англ. - М.:
Издательский Дом "Альпина", 1998. - 304 с.
Лефевр Э. Воспоминания биржевого спекулянта. М.: Люди и деньги. 1999.
Литтл Дж., Роудс Л. Как пройти на Уолл-Стрит. М.: "Олимп-бизнес", 1998.
Меладзе В. Курс технического анализа - М.: Серебряные нити, 1997. - 272 с.
Elder A. Trading for a living. N.-Y.: John Wiley & Sons, Inc., 1993.
Murphy J. Technical analisys of the financial markets: A comprehensive guide to trading methods and applications. New York institute of finance. 1997.
Prechter R.R. At the crest of the tidal wave. Wiley, N.Y., 1998.
Макроэкономика Агапова Т.А., Серегина С.Ф. Макроэкономика: Учебник/ Под общ. ред. проф., д.э.н.
А.В. Сидоровича. - М.: МГУ, Издательство "ДИС", 1997.- 416 с.
Ермилов А.П. Макроэкономическая прогнозная модель США. СПб. Прикладные народнохозяйственные модели. Новосибирск, Наука, 1981.
Кругман П.Р., Обстфельд М. Международная экономика. Теория и практика: Учебник для вузов/ Пер. с англ. под ред. В.П. Колесова. - М.: Экономический факультет МГУ,
ЮНИТИ, 1997. - 799 с.
Луссе А. Макроэкономика: ключевые вопросы / Учеб. пособие. - СПб.: Изд-во "Питер",
1999. - 240 с.
М.В. Энг, Ф.А. Лис, Л.Дж. Мауэр. Мировые финансы./Пер. с англ., - М.: ООО "Издательско-консалтинговая компания "ДеКА", 1998. - 768 с.
Международная торговля валютой: межбанковские операции на рынках развитых стран, виды сделок, курсы, методы расчетов./ Под ред. Голубовича А.Д.. - М.: АО "
Арго ", 1993.
Миклашевская Н.А., Холопов А.В. Международная экономика: Учебник. - М.: МГУ.
Изд-во "Дело и сервис". 1998. - 272 с.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

С этой точки зрения Интернет

Symbol List и загрузки в GlobalServer

Вы увидите следующая картину:

Настройку OMEGA PRO SUIT 2000i следует начинать с создания Symbol List и загрузки в GlobalServer списка символов валют для Forex.

Для этого из Global Server откройте Insert – Symbol:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

С панели «Пользователи»

С этой точки зрения Интернет

С этой точки зрения Интернет всего лишь более технологичный, по сравнению с телефоном, способ передачи заявки,
позволяющий одновременно обслужить гораздо большее число клиентов.
Другое дело, что клиенты full - service - брокеров, в отличие от большинства клиентов дисконт - брокеров, - богатые люди, для которых качество обслуживания важнее размера комиссионных и которые используют Интернет лишь по необходимости (а не как единственный способ подачи заявки).
Правовые основы валютной торговли и налогообложение физических лиц в РФ C 3 июля 2001 года вступил в силу федеральный закон от 30 мая 2001 г N71-ФЗ "О внесении изменений и дополнений в часть вторую Налогового кодекса РФ" (глава 23
"Налоговые доходы физических лиц"). Поправки к статье 224 раздела VIII части 2
Налогового кодекса отменяют прежде действующие правила, обязывающие Дилинговые центры уплачивать налог на выигрыш клиентов по ставке в 35%. Этот налог до недавнего времени Дилинговые центры обязаны были взимать как налоговые агенты с доходов, выплачиваемых нашим клиентам. Теперь с них снята обязанность налогового агента. При этом, исходя из принятых поправок, с Дилинговых центров сняты все обязанности налогового агента: как обязанность исчислить, удержать и перечислить налог в бюджет, так и обязанность подавать сведения в налоговый орган о доходах клиентов. Иными словами, теперь ДЦ не вправе подавать информацию в налоговые органы о полученных клиентами доходах.
Согласно новым правилам, теперь клиенты ДЦ или зарубежных брокеров обязаны самостоятельно определять доход в виде выигрыша (налогооблагаемую базу), самостоятельно исчислить налог и самостоятельно уплатить его в бюджет. При этом налог уплачивается по ставке не 35 %, а 13%. Ну и, конечно, не изменена традиционная обязанность трейдеров-клиентов – явиться до 30 апреля следующего года в свою налоговую инспекцию и подать декларацию о всех полученных за год доходах, включая доходы от Дилингового центра или брокера. Такие изменения уже окрестили в печати "налоговой революцией". И это действительно так: ведь налог снижен фактически в три раза. При этом ставка в 13 % является самой низкой в Европе.
Еще в апреле этого года под давлением Российской ассоциации развития игорного бизнеса МНС внесло в Госдуму поправки, отменяющие абсурдные правила.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

С уверенностью и надеждами

С панели «Пользователи»

С панели «Пользователи»
нажать кнопку «Добавить нового пользователя»

Из панели «Добавление нового пользователя»
ввести имя пользователя на английском языке его полное имя и описание

С панели «Пользователи»

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

кластеры все еще отстают от

Таблица 11.1

С уверенностью и надеждами

С уверенностью и надеждами большинства курсантов столь высокими, что можно дотянуться до неба, многие начинают торговать реальными деньгами сразу же, ведь в конце концов, каждая техника так хорошо работала на примерах, обсужденных на курсах, а торговля выглядела настолько простой и легкой.
Огромное большинство этих курсантов попадает в проигрышные сделки с самого начала, и после каждой потери они могут чувствовать, что получили ценный урок, который сделает их технику более здравой, а их следующую торговлю определенно выигрышной. Некоторые из этих курсантов быстро теряют свой депозит и выбывают, в то время как более стойкие доливают средства на свои счета, чтобы получить еще один шанс и отыграться. Они в конечном счете теряют все свои деньги и уходят с привкусом крови во рту и синяках на теле, также как на банковском счете. Это на самом деле время пиршества для таких фирм, поскольку это их хлеб с маслом. Они делают львиную долю прибыли от потерь на таких сделках, а вовсе не от спредов или комиссионных, которые они берут за транзакции.
Обратите внимание, что торговые убытки, которые как будто уходят заморскому маркет мейкеру, по всей вероятности, идут в их зарубежный филиал. (Мы слышали об историях, когда такой филиал даже может не существовать вовсе). В стейтменте доходов от их операций в США, как оффшорная корпорация, они могут просто показывать доход, полученный лишь от комиссионных и спредов, а прибыли в несколько раз более высокие шли бы на их банковский счет за границей, по перечислению от их дочерней маркетмейкерской фирмы, которая и забирает ваш капитал. Такое действие,
похоже, совершенно законно в Соединенных Штатах для рынка forex, который никак не регулируется ни на федеральном уровне, ни на уровне штата.
Правительства некоторых штатов предпринимают какие-то действия против таких фирм только после получения множества жалоб от обманутых инвесторов. Некоторые из этих фирм также развили плохую привычку обещать "гарантируемую" отдачу легковерному инвестору при условии открытия больших счетов и возможно, даже разрешения некоторым своим "опытным"
трейдерам торговать этими счетамиu1074 в пользу инвесторов.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Архитектурная модель

VAX-кластер

Масштабируемость
Масштабируемость (>6 узлов)
Смешанный размер
Смешанные поколения
Единственное представление данных
Балансировка нагрузки
Общий планировщик работ
Общий менеджер систем
Надежность на уровне кластера
Готовность
Подавление одиночного отказа или сбоя
Симметричный резерв аппаратных средств
Симметричный резерв программных средств
Автоматическая реконфигурация
Автоматическое восстановление клиента
Размещение на нескольких площадках

да
да
да
да
да
да
да
да
да
да
да
да
да
да

В настоящее время UNIX- кластеры все еще отстают от VAX-кластеров по функциональным возможностям. Одно из наибольших отличий связано с реализацией восстановления клиентов в случае отказа. В VAX-кластерах такое восстановление осуществляется средствами программного обеспечения самого VAX-кластера. В UNIX-кластерах эти возможности обычно реализуются отдельным уровнем программного обеспечения, называемым монитором транзакций. В UNIX-кластерах мониторы транзакций кроме того используются также для целей балансировки нагрузки, в то время как VAX-кластеры имеют встроенную в программное обеспечение утилиту балансировки загрузки.
Ожидается, что UNIX-кластеры подойдут и обгонят по функциональным возможностям VAX-кластеры в период 1996-1997 года.

в настоящее время являются НМЛ

Таблица 9.1

Тип НДЛ	Емкость	Скорость передачи данных	Скорость пересылки по шине	Коэффициент использования шины SCSI
4 мм 8 мм 8 мм 1/2" 9 дор. 1/4" QIC	5 Гб 2.3 Гб 5 Гб 120 Мб 150 Мб	920 Кб/c 220 Кб/c 500 Кб/c 780 Кб/c 200 Кб/c	5 Мб/с (синх.) 1.2 Мб/с (асинх.) 3 Мб/с (асинх.) 1.2 Мб/с (асинх.) 1.0 Мб/с (асинх.)	25 % 25 % 20 % 65-75 % 28 %

Наиболее популярным в настоящее время являются НМЛ с 8 и 4 мм цифровой аудио- лентой (DAT), использующие технологию спирального сканирования. В отличие от традиционных НМЛ со стационарными головками и ограниченным числом дорожек, эти устройства осуществляют чтение и запись данных на медленно двигающуюся магнитную ленту с помощью головок, размещаемых на быстро вращающемся барабане. При этом дорожки пересекают ленту с края на край и расположены под небольшим углом к направлению, перпендикулярному направлению движения ленты. Иногда эту технологию называют "поперечной записью". На сегодняшний день подобные устройства дают наивысшую поверхностную плотность записи. Например, накопитель EXB-8200 компании Exabyte Corp. позволяет записывать около 35 мегабит на квадратный дюйм 8 мм ленты, а накопитель EXB-8500 - около 75 мегабит на квадратный дюйм. Устройства DAT записывают данные на 4 мм ленту с плотностью 114 мегабит на дюйм, что близко к теоретическому пределу плотности записи. Дальнейшее ее увеличение требует смены типа носителя или использования технологии компрессии (сжатия) данных.
На сегодняшний день продолжают использоваться и старые типы катушечных НМЛ, которые используют стандартную магнитную ленту шириной 0.5 дюйма. Они главным образом применяются для обмена информацией со старыми ЭВМ и поддерживают плотность записи 6250, 1600 и 800 бит на дюйм.
Наиболее популярными в течение многих лет были 150-250 Мб картриджи QIC с лентой шириной 1/4 дюйма. В настоящее время существует 10 производственных стандартов для картриджей конструктива 5.25" и 9 стандартов мини-картриджей конструктива 3.5". В мае 1994 года появился новый формат для записи 2 Гбайт (без сжатия) на микрокартридже QIC-153 c барий-ферритовой лентой длиной 400 футов. QIC-картриджи вмещают до 1200 футов магнитной ленты, при этом данные записываются на дорожках, расположенных вдоль ленты. Число дорожек может достигать 48. В зависимости от формата (QIC-40, QIC-80, QIC-3GB(M) и т.д.) мини-картриджи имеют емкость (без сжатия) от 40 Мбайт до 3 и более Гбайт. Картриджи наибольшей емкости позволяют записать до 13 Гбайт данных. В настоящее время наблюдается рост числа накопителей QIC с картриджами емкостью до 5 Гбайт и форматом записи 5GB(M). В 1995 году ожидается появление накопителей QIC формата 25 Мбайт с постоянной скоростью передачи 2.4 Мбайт/с. Такие системы составят серьезную конкуренцию 8 мм накопителям типа Exabyte, которые сейчас доминируют на рынке систем хранения большой емкости.
Одним из сравнительно новых направлений в области резервного копирования является появление устройств ленточных массивов (аналогичных дисковым массивам), используемых главным образом в системах высокой готовности. Примером такого устройства может служить CLARiiON Series 4000 tape array компании Data General. Оно может иметь в своем составе до пяти 4 мм DAT накопителей общей емкостью до 25 Гбайт. Устройство относится к разряду открытых систем и совместимо со всеми UNIX-платформами компаний IBM, Sun, Hewlett-Packard, Unisys и ICL.

Такие пассивные инвестиционные соглашения

Теги станций резервирования и регистров

Рисунок 6.6. Теги станций резервирования и регистров

Имеются два важных отличия от централизованной схемы управления, которые заметны в этих таблицах. Во-первых, значение операнда хранится в станции резервирования в одном из полей V как только оно становится доступным; оно не считывается из регистрового файла во время выдачи команды. Во-вторых, команда ADDD выдана для выполнения. Ее выдача была заблокирована в централизованной схеме управления из-за наличия структурного конфликта.
Большие преимущества схемы Томасуло заключаются в (1) распределении логики обнаружения конфликтов, и (2) устранение приостановок, связанных с конфликтами типа WAW и WAR. Первое преимущество возникает из-за наличия распределенных станций резервирования и использования CDB. Если несколько команд ожидают один и тот же результат и каждая команда уже имеет свой другой операнд, то команды могут выдаваться одновременно посредством трансляции по CDB. В централизованной схеме управления ожидающие команды должны читать свои операнды из регистров когда станут доступными регистровые шины.
Конфликты типа WAW и WAR устраняются путем переименования регистров используя станции резервирования. Например, в нашей кодовой последовательности на Рисунок 6.6 мы выдали на выполнение как команду DIVD, так и команду ADDD, даже хотя имелся конфликт типа WAR по регистру F6. Конфликт устраняется одним из двух способов. Если команда, поставляющая значение для команды DIVD, завершилась, тогда Vk будет хранить результат, позволяя DIVD выполняться независимо от команды ADDD. С другой стороны, если выполнение команды LF не завершилось, то Qk будет указывать на LOAD1 и команда DIVD будет независимой от ADDD. Таким образом, в любом случае команда ADDD может быть выдана и начать выполняться. Любое использование результата команды MULTD будет указывать на станцию резервирования, позволяя ADDD завершить и записать свое значение в регистры без воздействия DIVD. Вскоре мы увидим пример устранения конфликта типа WAW.
Чтобы понять полную мощность устранения конфликтов типа WAW и WAR посредством динамического переименования регистров мы должны рассмотреть цикл. Рассмотрим следующую простую последовательность команд для умножения элементов вектора на скалярную величину, находящуюся в регистре F2:
Loop: LD F0,0(R1)
MULTD F4,F0,F2
SD 0(R1),F4
SUBI R1,R1,#8
BNEZ R1,Loop ; условный переход при R1 /=0
Со стратегией выполняемого перехода использование станций резервирования позволит сразу же продолжить выполнение нескольких итераций этого цикла. Это преимущество дается без статического разворачивания цикла программными средствами: в действительности цикл разворачивается динамически аппаратурой. В архитектуре 360 наличие всего 4 регистров ПТ сильно ограничивало бы использование статического разворачивания цикла. (Вскоре мы увидим, что при статическом разворачивании и планировании выполнения цикла для обхода взаимных блокировок требуется значительно большее число регистров). Алгоритм Томасуло поддерживает выполнение с перекрытием нескольких копий одного и того же цикла при наличии лишь небольшого числа регистров, используемых программой.
Давайте предположим, что мы выдали для выполнения все команды двух последовательных итераций цикла, но еще не завершилось выполнение ни одной операции загрузки/записи в память. Станции резервирования, таблицы состояния регистров и буфера загрузки/записи в этой точке показаны на Рисунок 6.7. (Здесь операции целочисленного АЛУ игнорируются и предполагается, что условный переход был спрогнозирован как выполняемый). Когда система достигла такого состояния могут поддерживаться две копии цикла с CPI близким к единице при условии, что операции умножения могут завершиться за четыре такта. Если мы игнорируем накладные расходы цикла, которые не снижены в этой схеме, достигнутый уровень производительности будет соответствовать тому, который мы могли бы достигнуть посредством статического разворачивания и планирования цикла компилятором при условии наличия достаточного числа регистров.
В этом примере показан дополнительный элемент, который является важным для того, чтобы алгоритм Томасуло работал. Команда загрузки из второй итерации цикла может легко закончиться раньше команды записи из первой итерации, хотя нормальный последовательный порядок отличается. Загрузка и запись могут надежно (безопасно) выполняться в различном порядке при условии, что загрузка и запись обращаются к разным адресам. Это контролируется путем проверки адресов в буфере записи каждый раз при выдаче команды загрузки. Если адрес команды загрузки соответствует одному из адресов в буфере записи мы должны остановиться и подождать до тех пор, пока буфер записи не получит требуемое значение; затем мы можем к нему обращаться или выбирать значение из памяти. Это динамическое сравнение адресов является альтернативой технике, которая может использоваться компилятором при перестановке команд загрузки и записи.

Такие пассивные инвестиционные соглашения

Такие пассивные инвестиционные соглашения, более точно называемые "пассивная
спекуляция" неизменно заканчиваются крупными финансовыми потерями,
помимо разочарования и потери иллюзий.
Против них могут возбуждаться судебные процессы и направляться жалобы в комиссии по безопасности и биржевые комитеты. Когда это случается, делая продолжение работы слишком опасным, эти фирмы часто закрываются и переходят на другую сторону улицы основывать другую кухню под иным названием; но трюки в этом финансовом цирке остаются теми же самыми. Они имеют тенденцию исчезать с такой же быстротой, с которой они появились.
Помните, что они вообще не обязаны иметь какие-либо специальные лицензии, квалификации или свидетельства, чтобы открыть свою кухню, кроме административной лицензии для работы, как деловое предприятие.
Как Вы можете защититься от таких схем?
Первым делом, если это "оффшорная" брокерская фирма, будет справедливо подвергнуть сомнению ее законность в столь нерегулируемой индустрии,
учитывая их отчеты и запятнанную репутацию. Нельзя сказать, что никакая "оффшорная" брокерская фирма не может быть жизнеспособной, но вероятность этого очень велика.
Во вторых, рассмотрите четыре руководящих принципа, выдвинутые на первый план для брокеров Группы 3. В третьих, доверяйте себе и поторгуйте некоторое время "на бумаге" в режиме реального времени, чтобы проверить 'умные' стратегии торговли, которые они преподавали Вам на своих курсах. В четвертых, если Вы все еще чувствуете, что имеете достаточно знаний и навыков, чтобы торговать с выгодой, начните с маленького счета. В пятых,
изучайте столько, сколько сможете и все, что сможете о рынке forex также как и о стратегиях торговли до того, как рисковать большими суммами вашего с таким трудом заработанного капитала.
Проконсультируйтесь с вашим налоговым советником и адвокатом перед подписанием любых соглашений с брокерской фирмой.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Состояние команд
Команда	Номер итерации	Выдача	Выполнение	Запись результата
LD	F0,0(R1)	1	(	(
MULTD	F4,F0,F2	1	(
SD	0(R1),F4	1	(
LD	F0,0(R1)	2	(	(
MULTD	F4,F0,F2	2	(
SD	0(R1),F4	2	(

Станции резервирования
Имя	Занятость	Fm	Vj	Vk	Qj	Qk
Add1	Нет		Mem[34+Regs[R2]]
Add2	Нет
Add3	Нет
Mult1	Да	MULT		Regs[F2]	Load1
Mult2	Да	MULT		Regs[F2]	Load2

Состояние регистров
Поле	F0	F2	F4	F6	F8	F10	F12	. . .	F30
Qi	Load2		Mult2

Буфера загрузки			Буфера записи
Поле	Load1	Load2	Load3			Поле	Store1	Store2	Store3
Адрес	Regs[R1]	Regs[R1]-8				Qi	Mult1	Mult2
Заня-тость	Да	Да	Нет			Заня-тость	Да	Да	Нет
						Адрес	Regs[R1]	Regs[R1]-8

Telerate Charting

Teletrac

Telerate Charting

Необходимо, однако, отметить, что средства технического анализа, имеющиеся в продукте Telerate Matrix, ни в коей мере не могут служить заменой Teletrac, т.к. они
носят скорее иллюстративный характер и не могут быть основой серьезной аналитической работы.
Telerate Charting Популярный в Европе, но пока менее распространенный в России продукт, — Telerate Charting — обладает сопоставимыми с Telerac возможностями технического анализа и функционирует в среде Microsoft Windows, что само по себе делает его весьма привлекательным для пользователя.
Уже само по себе название продукта показывает, что его основным назначением является проведение технического анализа. Однако по своей сути Telerate Charting является интегрированным информационно-аналитическим продуктом. Пользователь имеет возможность в отдельном окне просматривать все стандартные страницы Dow Jones Telerate, число которых составляет около 60000.
При этом возможности Microsoft Windows позволяют существенно упростить поиск нужных страниц по сравнению с Telerate Matrix. В отдельных окнах можно организовать просмотр новостей; пользователь также имеет возможность создавать окна котировок; их содержимое можно самостоятельно редактировать. Абонент Telerate Charting имеет доступ к котировкам значительно большего числа рыночных инструментов, чем абоненты Matrix и Teletrac. Общее число доступных котировок превышает 200000.
Средства технического анализа, предоставляемые абоненту Telerate Charting ,
включают в себя практически весь арсенал стандартных методов технического анализа, причем количество встроенных индикаторов существенно превышает аналогичный показатель для Teletrac. Пользователь также имеет возможность определять свои формулы и, тем самым, строить свои собственные индикаторы;
возможно построение рыночной стратегии на основе используемых технических индикаторов и программирование выдачи системой сигналов на покупку и продажу.
Следует все же отметить, что, несмотря на преимущества использования Microsoft Windows, в описываемом продукте пока не удалось реализовать все возможности Teletrac по формированию новых технических индикаторов, а также по проверке адекватности выбранной рыночной стратегии на материале исторической базы данных.
Существенное преимущество, которое дает использование Microsoft Windows — это возможность одновременной работы на том же компьютере с другими приложениями под Windows (они могут быть динамически связаны с Telerate Сharting).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Teletrac Tradestation

Teletrac
Например, можно строить линии тренда и скользящих средних на графике RSI, легко переходить от одной формы представления данных к другой. Но самое существенное — можно без особых усилий дополнить доступный арсенал методов технического анализа практически любыми новыми, в том числе и такими, которые разработаны пользователями.

Пользователь Teletrac имеет возможность разработать собственную стратегию поведения на рынке (trading rules), включающую в себя условия открытия и закрытия позиций, условия выхода из сделок (trading stops) и т.д. Каждое такое правило, в свою очередь, может включать в себя все ранее введенные в торговый план технические индикаторы. В дальнейшем система будет самостоятельно отслеживать ситуацию, и подавать сигналы на покупку или продажу. Кроме того, можно проверить потенциальную доходность своей стратегии на материале исторической базы данных, которая включает в себя информацию по большинству доступных инструментов рынка за 10 и более лет.
Пользователь Teletrac имеет возможность распечатывать графическую и табличную информацию, сохранять графики на дискетах в графическом формате .рсх, а также экспортировать данные в электронные таблицы Excel или Lotus 1-2-3.
Привлекательность Teletrac в значительной степени усиливается тем, что он является одним из двух (наряду с Telerate Matrix) продуктов, доступных по спутниковому каналу. Для большинства российских регионов это практически единственная возможность принимать и анализировать информацию, в частности —
от Dow Jones Telerate.
Telerate Matrix До недавнего времени самый популярный среди российских потребителей информационный продукт Dow Jones Telerate — Telerate Matrix — не имел в своем арсенале средств технического анализа, хотя на композиционных страницах пользователь имел возможность строить графики. В поставляемой в настоящее время версии появилась возможность не просто строить графики на экране, но и использовать для анализа графической информации ряд наиболее популярных технических индикаторов. В частности, пользователь имеет возможность построить на графике два Moving Average, а также графики наиболее распространенных осцилляторов, в частности RSI.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Teletrac Tradestation 2

Teletrac Tradestation

Уже само название описываемого продукта указывает на то, что он является прямым наследником Teletrac. Не следует, однако, воспринимать Teletrac Tradestation просто как Teletrac, перенесенный в среду Wicrosoft Windows.
Teletrac Tradestation значительно превосходит по своим функциональными возможностям и удобствам для пользователя все ранее созданные средства технического анализа не только за счет чрезвычайно удобного интерфейса,
предоставляемого Microsoft Windows, но, прежде всего, за счет целого ряда новых уникальных возможностей. Ниже перечислены только некоторые из них:
Возможности построения т.н Tick Bar Charts. Это позволяет, в частности, не регистрировать на графиках периоды отсутствия активности на рынках.
Использования "Paint Bar Charts", т.е. возможности раскраски определенных элементов графиков в соответствии с заданными требованиям. Это позволяет выделять наиболее интересные с точки зрения пользователя элементы графиков, а также использовать их в качестве предупредительных сигналов.
Операция “Show me” позволяет пользователю существенно сэкономить время поиска наиболее характерных участков графиков. Например, возможно задать запрос на поиск точек пересечения скользящих средних, разрывов и т.д.
Многие из возможностей, формально присутствующих и в других информационных продуктах, в Teletrac Tradestation приобретают ряд новых черт, которые позволяют существенно улучшить качество проводимых аналитических исследований.
Например, здесь, аналогично Teletrac, возможно построение рыночной стратегии и проверка ее доходности. Однако, в Teletrac Tradestation, помимо собственно сигналов на покупку и продажу можно сформировать подробные отчеты по применению этой стратегии.
Так же как и в Teletrac, здесь можно добавить новые технические индикаторы и методы исследования. В этом плане Teletrac Tradestation обладает несравненно большими возможностями. Здесь имеется встроенный язык Easy Language,
напоминающий язык программирования Pascal и обладающий удобными средствами ведения диалога. Для пользователей, не слишком искушенных в программировании,
предлагается работа со встроенным приложением Quick Editor, которое позволяет строить достаточно сложные логические конструкции.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тenfore

Teletrac Tradestation 2

Для тех же, кто имеет опыт программирования на алгоритмических языках высокого уровня, предлагается специальное приложение Power Editor, позволяющее разработать программу
практически любого уровня сложности для определения новых индикаторов и стратегий.
Teletrac Tradestation обладает обширной исторической базой данных, работа с которой возможна в интерактивном режиме.
Уникальной особенностью TTS является также то, что она способна работать с различными информационными потоками. В частности, пользователи Telerate trading Room System имеют возможность использовать Teletrac Tradestation для обработки информации от Рейтер средствами технического анализа, которые доступны только абонентам Dow Jones Telerate.
Информационная система Блумберг (Bloomberg)
Информационное агентство Блумберг создано в 1982 г. Идеи его создателя позволили системе развиваться на рынке финансовой информации быстрыми темпами.
Терминалы Блумберга быстро завоевывают расположение специалистов крупнейших финансовых фирм и фондовых бирж. В Великобритании среди подписчиков системы — журналы “The Economist” и Bank of England.
Основной упор агентство Блумберг делает на качество и скорость поступления деловой и светской информации со всех сторон мира. Информационное агентство Блумберг расположено в Нью-Йорке, региональные отделения — в Лондоне и Токио.
В нем работают 250 журналистов, передающих до 1800 сводок в день. Эти сводки содержат любую информацию — от прогноза по правительственным ценным бумагам до неожиданных изменений в цене акций различных компаний. Подписчики также получают специальный журнал информационной сети Блумберга.
Блумберг дает сведения об огромном числе самых разных элементов рынка, причем объем данной информации постоянно увеличивается.
В компьютерной системе Блумберг есть несколько тысяч информационных окон и специальные разделы Bloomberg News. При этом клиенты могут выбрать любую информацию по котировкам валют, акций, товаров, фьючерсов и опционов. Все котировки и новости поступают в режиме реального времени.
Основными информационными экранами являются следующие:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Tenforex Tenforex

Тenfore

Тenfore входит в международный холдинг EuroAmerican Group, имеющий отделения и представительства в Европе, Ближнем Востоке и Америке. Акции холдинга EAG, Inc.
Торгуются на ведущей американской бирже NASDAQ с 1989.
Международная информационная система Тenfore предоставляет оперативные данные от всех ведущих банков и бирж мира. В числе этой информации: котировки по валютам, ценным бумагам и производным финансовым инструментам (фьючерсам, опционам и проч.); процентные ставки денежных рынков; цены сырьевых и товарных рынков; фондовые индексы; экономические новости международных и российских агентств.
Информация поступает на обычный персональный компьютер по спутниковому каналу или через Интернет. Каждый клиент может выбрать необходимый блок информации, а также наиболее удобный для него формат, в котором эта информация начнет поступать. Причем любая финансовая информация из-за рубежа и из России поступает клиенту в течение долей секунды.
Богатое аналитическое сопровождение Тenfore позволяет проводить анализ открытых и закрытых позиций, оценку инвестиционного портфеля дилера, динамику доходности финансовых инструментов в режиме реального времени. Огромным достоинством Тenfore является возможность применения технического анализа рыночных процессов для принятия обоснованного инвестиционного решения.
Программа позволяет формировать оптимальный инвестиционный портфель и принимать оперативные решения по его пересмотру вследствие изменения курсов.
К несомненным достоинствам Тenfore так же можно отнести:
• Дружественный интерфейс на русском языке, простота в освоении и использовании;
• Документация на русском языке;
• Пользуясь Тenfore или Satquote, Вы можете анализировать получаемые данные в программах технического анализа ProSuite 2000 (объединение TradeStation 2000 и OptionStation 2000), TradeStation, MetaStock и Danalyzer;
• Поддерживается режим динамического обмена данными DDE;
• Встроенные базы данных с историческими данными;
• Использование для передачи данных надежных спутниковых каналов связи и Интернет;
• Низкие затраты на установку и эксплуатацию (в 2-3 раза нижеu1072 аналогичных систем);

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Tenfore Tenforex 2

Tenforex Tenforex

Система Tenforex Tenforex — это новый экспериментальный проект компании Tenfore, который поможет каждому трейдеру круглосуточно получать информацию об изменении котировок всех валют мира. Мы решили начать этот проект, потому что информация о валютном рынке является наиболее актуальной для большинства трейдеров, работающих на FOREX. Эта информация собирается Tenfore из разных уголков Земли и передается на компьютер трейдера через Интернет или спутник.
Интернет-версия Tenforeх позволяет трейдеру увидеть историю по рынку за то время, пока он не был подключен к Интернету. Вся историческая информация накапливается на нашем сервере и доступна для Вас в любую минуту. Вы так же можете заделывать "дыры" в исторических данных, если накапливаете их в своих программах технического анализа. Tenforeх по цене доступен каждому: и новичку, и профессионалу.
Информационно-аналитическая система DBC Signal КорпорацияData Broadcasting Corporation (сокращенно DBC) основана в 1982 году. В настоящее время DBC имеет сервис центры во многих странах мира, в том числе и в России.
Для передачи информации DBC использует спутниковое вещание, интернет, FM-
диапазон и кабельные сети. В России пока используется только спутниковый вариант (сервис DBC Signal Broadcast) и интернет-вариант (сервис DBC eSignal). DBC Signal — обобщенное название для все сервисов DBC.
Цены, новости, отчеты Система DBC Signal обеспечивает передачу в реальном времени новостной и торговой информации по акциям, фьючерсам, опционам американских, европейских и азиатских фондовых и товарных барж. Информация по FOREX включает в себя спотовые, форвардные курсы и кросс-курсы валют, ценные металлы, межбанковские депозитные ставки.
Пользователь может подписаться на новостные потоки лидирующих новостных агентств мира — Dow Jones Broadtape Headlines, Dow Jones Online News, DBC News Headlines, Options News Exchange, Hightower News Headlines, Future World News Headlines и др. По новостной базе донных можно осуществлять расширенный поиск.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тenfore Workstation

Tenfore Tenforex 2

• Regular Moving Average • Weighted Moving Average • Moving Average Oscillator • Moving Average Convergence / Divergence (MCAD)
• Bollinger Bands • CCI • On Balance Volume • Stochastics Indicator • Volume • Parabolic • Rate of Change В SATQUOTE Вы можете построить собственные финансовые страницы с информацией в режиме реального времени. Вы самостоятельно формируете таблицы на экране, в которые выводятся только необходимые данные. В Вашем распоряжении большой выбор сервисных функций, позволяющих изменять цвет,
шрифт, расположение поступающих данных и т.д. вы можете сохранять различные рабочие области и открывать их каждый раз, когда Вам это нужно. Заполнив анкету на нашем сервере, Вы можете бесплатно подключиться к системе SATQUOTE на неделю.
Мы предлагаем Вам информационную систему для дома и мобильного офиса.
Каждый найдет в ней что-то для себя: невысокие цены и качественную информацию,
удобный интерфейс и оперативность. Используя эту систему, Вы имеете возможность самостоятельно оценивать ситуацию на рынке и быть независимым от информации, предоставленной брокером. Вы будете принимать решения,
основываясь на достоверной информации о рынке. Система проста в использовании и легко осваивается, имеется возможность построить свои рабочие области и использовать как встроенные инструменты технического анализа, так и такие программы, как TradeStation 2000, MetaStock или Danalyzer. Вы можете смотреть графики необходимых финансовых инструментов хоть раз в день, но будете видеть полную картину происходившего на рынке. Мы сохраним эту информацию на нашем сервере, Вы сможете ее посмотреть и проанализировать в любое время.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

ТЕОРИЯ ФИБОНАЧЧИ (Theory Fibonacci)

Тenfore Workstation

• Короткие сроки установки (3-4 дня);
• Возможность получать Тenfore Workstation и спутниковое телевидение (Bloomberg,
CNBC и другие каналы) на одну спутниковую антенну, а при установке дополнительного оборудования — все телевизионные каналы со спутников Hot Bird;
• Сетевые решения для Тenfore и Satquote;
• Создание индивидуальных рабочих областей;
• Ориентация на широкий круг потребителей: от крупных банков до частных инвесторов.
Тenfore Workstation работает под управлением операционной системы Windows (95,
98 или NT). Котировки передаются через спутник или Интернет в систему Тenfore,
интерфейс которой позволяет просматривать информацию в удобном для пользователя виде и производить ее анализ. Информационный сигнал со спутника передается на параболическую антенну диаметром от 60 см и специальное приемное устройство, устанавливаемое у пользователя.
Вы можете использовать свой компьютер для управления Портфелем и сможете всегда с одного взгляда оценить его состояние, опираясь на реальные данные. Вы также имеете возможность пользоваться стандартными приложениями Windows такими, как текстовые редакторы (Word), электронные таблицы (Excel), электронная почта и Интернет (Internet Explorer), а также различными программами технического анализа.
Финансовая информация Тenfore — передает информацию более чем с 60 бирж мира, 10 ведущих агентств новостей и 200 международных банков. Каждый день EAG/ Тenfore передает более чем 350 000 финансовых котировок и до 15 000 бизнес новостей на семи языках.
Технический анализ в системе Тenfore В поставляемой в настоящее время версии имеется возможность строить графики в виде баров, линий и гистограмм и наиболее популярные технические индикаторы,
такие как Moving Average, Relative Strength Indicator (RSI), Perfomance. Системой Тenfore поддерживается режим динамического обмена данными DDE, что позволяет без труда использовать данные, поставляемые Тenfore в различных программах технического анализа, например, TradeStation 2000i, MetaStock 7 Pro, EuroCharts,
SuperCharts, INEXIA, FOREX-94, Collective, WinWaves и другие. Мы предоставляем Вам возможность выбирать и работать с наиболее понравившимися программами.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Теперь для возможности видеть графики

ТЕОРИЯ ФИБОНАЧЧИ (Theory Fibonacci)
ТЕОРИЯ ФИБОНАЧЧИ (Theory Fibonacci) позволяет показать своеобразные уровни поддержки и сопротивления на рынке. В основе теории - числа Фибоначчи, в которой каждое последующее число ряда равно сумме 2-х предыдущих:
1,1,2,3,5,8,13,21,34,55,89... В этой последовательности отношение любого числа к следующему приближается к "золотому сечению" - 0,618, к предыдущему - 1.618
(величина обратная 0,618), к следующему через одно - 0,382.
Пропорции Фибоначчи дают ориентиры вероятных уровней отката, и указывают вероятную величину хода в случае продолжения тенденции.
Наиболее простое употребление числа Фибоначчи находят при расчете уровня отката (retracement) или отскока (rebound). Так как цены не могут непрерывно расти или падать продолжительное время, после каждого их изменения существует откат в противоположную сторону. Особенно ярко это видно после сильного и продолжительного движения.
Если цена сильнее обычного (некий всплеск) возросла, то с вероятностью 75%
следует ожидать возвратного движения (падения) до уровня половины величины подъема (2-го уровня Фибоначчи), при этом первый уровень Фибоначчи является уровнем наиболее вероятного отката, а пробитие 3-го уровня будет означать, что движение развернулось, т.е. произошло зарождение нового движения.
При компьютерном анализе проводится математическая обработка временных рядов цен в интерактивном режиме. При этом рассматривают:
1. Трендовые индикаторы (trend moving) используются при наличии выраженного тренда, но они подают совершенно ложные сигналы при боковом рынке.
Для построения этих показателей используются стандартные методы математической статистики и теории вероятностей.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Терминал системы

Теперь для возможности видеть графики
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 42

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тест TPCA

Тест TPC-A

Выпущенный в ноябре 1989 года, тест TCP-A предназначался для оценки производительности систем, работающих в среде интенсивно обновляемых баз данных, типичной для приложений интерактивной обработки данных (OLDP - on-line data processing). Такая среда характеризуется:

множеством терминальных сессий в режиме on-line

значительным объемом ввода/вывода при работе с дисками

умеренным временем работы системы и приложений

целостностью транзакций.

Практически при выполнении теста эмулируется типичная вычислительная среда банка, включающая сервер базы данных, терминалы и линии связи. Этот тест использует одиночные, простые транзакции, интенсивно обновляющие базу данных. Одиночная транзакция (подобная обычной операции обновления счета клиента) обеспечивает простую, повторяемую единицу работы, которая проверяет ключевые компоненты системы OLTP.
Тест TPC-A определяет пропускную способность системы, измеряемую количеством транзакций в секунду (tps A), которые система может выполнить при работе с множеством терминалов. Хотя спецификация TPC-A не определяет точное количество терминалов, компании-поставщики систем должны увеличивать или уменьшать их количество в соответствии с нормой пропускной способности. Тест TPC-A может выполняться в локальных или региональных вычислительных сетях. В этом случае его результаты определяют либо "локальную" пропускную способность(TPC-A-local Throughput), либо "региональную" пропускную способность (TPC-A wide Throughput). Очевидно, эти два тестовых показателя нельзя непосредственно сравнивать. Спецификация теста TPC-A требует, чтобы все компании полностью раскрывали детали работы своего теста, свою конфигурацию системы и ее стоимость (с учетом пятилетнего срока обслуживания). Это позволяет определить нормализованную стоимость системы ($/tpsA).

Тест TPCB

Тест TPC-B

В августе 1990 года TPC одобрил TPC-B, интенсивный тест базы данных, характеризующийся следующими элементами:

значительный объем дискового ввода/вывода

умеренное время работы системы и приложений

целостность транзакций.

TPC-B измеряет пропускную способность системы в транзакциях в секунду (tpsB). Поскольку имеются существенные различия между двумя тестами TPC-A и TPC-B (в частности, в TPC-B не выполняется эмуляция терминалов и линий связи), их нельзя прямо сравнивать. На Рисунок 3.2 показаны взаимоотношения между TPC-A и TPC-B.

Тест TPCC

Тест TPC-C

Тестовый пакет TPC-C моделирует прикладную задачу обработки заказов. Он моделирует достаточно сложную систему OLTP, которая должна управлять приемом заказов, управлением учетом товаров и распространением товаров и услуг. Тест TPC-C осуществляет тестирование всех основных компонентов системы: терминалов, линий связи, ЦП, дискового в/в и базы данных.
TPC-C требует, чтобы выполнялись пять типов транзакций:

новый заказ, вводимый с помощью сложной экранной формы

простое обновление базы данных, связанное с платежом

простое обновление базы данных, связанное с поставкой

справка о состоянии заказов

справка по учету товаров

Среди этих пяти типов транзакций по крайней мере 43%должны составлять платежи. Транзакции, связанные со справками о состоянии заказов, состоянии поставки и учета, должны составлять по 4%. Затем измеряется скорость транзакций по новым заказам, обрабатываемых совместно со смесью других транзакций, выполняющихся в фоновом режиме.
База данных TPC-C основана на модели оптового поставщика с удаленными районами и товарными складами. База данных содержит девять таблиц: товарные склады, район, покупатель, заказ, порядок заказов, новый заказ, статья счета, складские запасы и история.
Обычно публикуются два результата. Один из них, tpm-C, представляет пиковую скорость выполнения транзакций (выражается в количестве транзакций в минуту). Второй результат, $/tpm-C, представляет собой нормализованную стоимость системы. Стоимость системы включает все аппаратные средства и программное обеспечение, используемые в тесте, плюс стоимость обслуживания в течение пяти лет.

Тесты TPC

Тесты TPC

TPC определяет и управляет форматом нескольких тестов для оценки производительности OLTP (On-Line Transaction Processing), включая тесты TPC-A, TPC-B и TPC-C. Как уже отмечалось, создание оценочного теста является ответственностью организации, выполняющей этот тест. TPC требует только, чтобы при создании оценочного теста выполнялись определенные условия. Хотя упомянутые тесты TPC не являются характерными тестами для оценки производительности баз данных, системы реляционных баз данных являются ключевыми компонентами любой системы обработки транзакций.
Следует отметить, что как и любой другой тест, ни один тест TPC не может измерить производительность системы, которая применима для всех возможных сред обработки транзакций, но эти тесты действительно могут помочь пользователю справедливо сравнивать похожие системы. Однако, когда пользователь делает покупку или планирует решение о покупке, он должен понимать, что никакой тест не может заменить его конкретную прикладную задачу.

The Wall Street Journal

Терминал системы
Терминал системы позволяет получать информацию по каждому эмитенту,

заведенному в систему: спрос, предложение, последняя сделка, объем последней
сделки, отношение цены последней сделки к цене закрытия предыдущего дня, общий объем по всем проведенным сделкам, количество сделок, средневзвешанная цена,

минимальная и максимальная цена за сессию. Клиент может открыть окно с 10
лучшими предложениями по покупке и продаже (стакан) по каждой ценной бумаге,
окно с заявками и сделками (с возможностью фильтрации), окно с остатками средств на счете по бумагам и деньгам. Терминал предоставляет возможность построения внутридневного потикового графика по каждой акции с автоматическим восстановлением пробелов при разрыве связи, экспорта данных в систему технического анализа MetaStock по всем ценным бумагам, экспорта котировок в текстовый файл. С помощью встроенной функции клиент может рассчитать свой баланс на текущий момент, вывести протокол торгов и реестр собственных сделок.
Архитектура системы имеет структуру "звезда" с центром у дилера. Удаленные рабочие места инвесторов могут быть связаны с центром через Интернет, по локальной сети или по коммутируемому каналу. Задержка обновления данных в системе - менее 1 секунды.
Стоимость лицензии на использование системы для брокера составляет 1000
долларов, ежемесячная плата от 100 до 300 долларов, в зависимости от количества клиентов.
На данный момент система эффективно используется финансовой компанией "Эми Траст" (www.emi-trust.ru). За установку и использование системы абонентская плата не взимается. Кроме того, размер минимального депозита для начала работы клиент определяет для себя самостоятельно.
Система TRANSAQ (www.transaq.ru)
Разработчиком торговой системы Transaq является компания Скрин Маркет Системз - разработчик электронных систем для финансового рынка, в числе которых и проекты для зарубежных финансовых агентств, и российские проекты, такие как биржевая система МЦФБ для фьючерсов и опционов, дилинговый центр Сембанка (www.sembank.ru).

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Типовая архитектура машины с распределенной памятью

Рисунок 10.2. Типовая архитектура машины с распределенной памятью.

Типовая архитектура мультипроцессорной системы с общей памятью

Рисунок 10.1. Типовая архитектура мультипроцессорной системы с общей памятью.

Вторую группу машин составляют крупномасштабные системы с распределенной памятью. Для того чтобы поддерживать большое количество процессоров приходится распределять основную память между ними, в противном случае полосы пропускания памяти просто может не хватить для удовлетворения запросов, поступающих от очень большого числа процессоров. Естественно при таком подходе также требуется реализовать связь процессоров между собой. На Рисунок 10.2 показана структура такой системы.
С ростом числа процессоров просто невозможно обойти необходимость реализации модели распределенной памяти с высокоскоростной сетью для связи процессоров. С быстрым ростом производительности процессоров и связанным с этим ужесточением требования увеличения полосы пропускания памяти, масштаб систем (т.е. число процессоров в системе), для которых требуется организация распределенной памяти, уменьшается, также как и уменьшается число процессоров, которые удается поддерживать на одной разделяемой шине и общей памяти.
Распределение памяти между отдельными узлами системы имеет два главных преимущества. Во-первых, это эффективный с точки зрения стоимости способ увеличения полосы пропускания памяти, поскольку большинство обращений могут выполняться параллельно к локальной памяти в каждом узле. Во-вторых, это уменьшает задержку обращения (время доступа) к локальной памяти. Эти два преимущества еще больше сокращают количество процессоров, для которых архитектура с распределенной памятью имеет смысл.
Обычно устройства ввода/вывода, также как и память, распределяются по узлам и в действительности узлы могут состоять из небольшого числа (2-8) процессоров, соединенных между собой другим способом. Хотя такая кластеризация нескольких процессоров с памятью и сетевой интерфейс могут быть достаточно полезными с точки зрения эффективности в стоимостном выражении, это не очень существенно для понимания того, как такая машина работает, поэтому мы пока остановимся на системах с одним процессором на узел. Основная разница в архитектуре, которую следует выделить в машинах с распределенной памятью заключается в том, как осуществляется связь и какова логическая модель памяти.

Типовая среда обработки транзакций и соответствующие оценочные тесты TPC

Рисунок 3.2. Типовая среда обработки транзакций и соответствующие оценочные тесты TPC

Типовые значения ключевых параметров для кэшпамяти рабочих станций и серверов

Рисунок 7.1. Типовые значения ключевых параметров для кэш-памяти рабочих станций и серверов.

Рассмотрим организацию кэш-памяти более детально, отвечая на четыре вопроса об иерархии памяти.

Типы и размеры операндов

Типы и размеры операндов

Имеется два альтернативных метода определения типа операнда. В первом из них тип операнда может задаваться кодом операции в команде. Это наиболее употребительный способ задания типа операнда. Второй метод предполагает указание типа операнда с помощью тега, который хранится вместе с данными и интерпретируется аппаратурой во время выполнения операций над данными. Этот метод использовался, например, в машинах фирмы Burroughs, но в настоящее время он практически не применяется и все современные процессоры пользуются первым методом.
Обычно тип операнда (например, целый, вещественный с одинарной точностью или символ) определяет и его размер. Однако часто процессоры работают с целыми числами длиною 8, 16, 32 или 64 бит. Как правило целые числа представляются в дополнительном коде. Для задания символов (1 байт = 8 бит) в машинах компании IBM используется код EBCDIC, но в машинах других производителей почти повсеместно применяется кодировка ASCII. Еще до сравнительно недавнего времени каждый производитель процессоров пользовался своим собственным представлением вещественных чисел (чисел с плавающей точкой). Однако за последние несколько лет ситуация изменилась. Большинство поставщиков процессоров в настоящее время для представления вещественных чисел с одинарной и двойной точностью придерживаются стандарта IEEE 754.
В некоторых процессорах используются двоично кодированные десятичные числа, которые представляются в в упакованном и неупакованном форматах. Упакованный формат предполагает, что для кодирования цифр 0-9 используются 4 разряда и что две десятичные цифры упаковываются в каждый байт. В неупакованном формате байт содержит одну десятичную цифру, которая обычно изображается в символьном коде ASCII.
В большинстве процессоров, кроме того, реализуются операции над цепочками (строками) бит, байт, слов и двойных слов.

Типы команд

Типы команд

Команды традиционного машинного уровня можно разделить на несколько типов, которые показаны на Рисунок 4.3.

The Wall Street Journal

С начала века компания выпускает наиболее авторитетное среди бизнесменов всего мира издание — газету The Wall Street Journal, а также ряд более специализированных и
региональных газет и журналов. В общемировом рейтинге компания по различным показателям занимает места не ниже 120.
Практически во всех предлагаемых в настоящее время продуктах компании пользователь имеет возможность графически представить поступающую в режиме реального времени информацию по ценам и котировкам, а также применить к этим графикам методы технического анализа.
Чарльз Доу — основатель концерна Dow Jones & Co — является также и основоположником технического анализа. Именно им свыше 100 лет назад впервые были сформулированы понятия тренда, уровня сопротивления, поддержки и т.д.
В начале века трейдерам было достаточно газетной информации для того, чтобы с помощью средств технического анализа определиться в ситуации на том или ином рынке. Сейчас ситуация на финансовых и фьючерсных рынках меняется столь стремительно, что только получение и обработка информации в реальном времени может обеспечить успех. Порой считанные минуты или даже секунды могут превратить выгодную сделку в проигрышную и наоборот. Уже свыше 10 лет хорошим помощником трейдеров во всем мире являются предоставляемые Dow Jones Telerate информационно-аналитические продукты, самым известным и популярным из которых является Teletrac.
Teletrac Пользователь Teletrac имеет доступ к текущей информации по котировкам более чем полутора тысяч инструментов финансового, товарного и фондовых рынков. В соответствии со своими запросами пользователь формирует т.н. торговые планы (trade plans), число которых в последней версии продукта равно 32. В рамках одного плана пользователь имеет возможность построить до восьми графиков по одному или нескольким рыночным инструментам, каждый из которых может быть дополнен техническими индикаторами (Support and Resistance Levels, Moving Average, Trend lines, Fan Lines, Retracement lines и т.д.), которые строятся в одном окне. В отдельных окнах могут быть построены графики изменения большинства известных индикаторов, используемых в техническом анализе (RSI, Stochastics, MACD, CCI etc)
Пользователю Teletrac доступны почти все инструменты построения графиков, в том числе Line Charts, Bar Charts, Point &Figure Charts, Сandlestick Сharts.
Однако особенность Teletrac состоит не только и даже не столько во множестве доступных индикаторов, сколько в гибкости продукта, позволяющего легко комбинировать все доступные методы во всевозможных сочетаниях.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Тип операции	Примеры
Арифметические и логические	Целочисленные арифметические и логические операции: сложение, вычитание, логическое сложение, логическое умножение и т.д.
Пересылки данных	Операции загрузки/записи
Управление потоком команд	Безусловные и условные переходы, вызовы процедур и возвраты
Системные операции	Системные вызовы, команды управления виртуальной памятью и т.д.
Операции с плавающей точкой	Операции сложения, вычитания, умножения и деления над вещественными числами
Десятичные операции	Десятичное сложение, умножение, преобразование форматов и т.д.
Операции над строками	Пересылки, сравнения и поиск строк

Точность прогноза для адресов возврата

Рисунок 6.12. Точность прогноза для адресов возврата

Точность прогноза в данном случае есть доля адресов возврата, предсказанных правильно. Поскольку глубина вызовов процедур обычно не большая, за некоторыми исключениями даже небольшой буфер работает достаточно хорошо. В среднем возвраты составляют 81% общего числа косвенных переходов для этих шести тестов.
Схемы прогнозирования условных переходов ограничены как точностью прогноза, так и потерями в случае неправильного прогноза. Как мы видели, типичные схемы прогнозирования достигают точности прогноза в диапазоне от 80 до 95% в зависимости от типа программы и размера буфера. Кроме увеличения точности схемы прогнозирования, можно пытаться уменьшить потери при неверном прогнозе. Обычно это делается путем выборки команд по обоим ветвям (по предсказанному и по непредсказанному направлению). Это требует, чтобы система памяти была двухпортовой, включала кэш-память с расслоением, или осуществляла выборку по одному из направлений, а затем по другому (как это делается в IBM POWER-2). Хотя подобная организация увеличивает стоимость системы, возможно это единственный способ снижения потерь на условные переходы ниже определенного уровня. Другое альтернативное решение, которое используется в некоторых машинах, заключается в кэшировании адресов или команд из нескольких направлений (ветвей) в целевом буфере.

Тогда у вас при нажатии Edit Edit symbol

Только через Интернет Вы можете мгновенно получать котировки

Тогда у вас при нажатии Edit Edit symbol

Тогда у вас при нажатии Edit Edit symbol появится следующее окно:

Настройка сессий и History to save производится почти аналогичным способом, с небольшими отличиями по настройкам:

Тогда у вас при нажатии Edit Edit symbol

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Торговая система "Инвестор"

Только через Интернет Вы можете мгновенно получать котировки

В силу этих же причин, если вы хотите быть "на гребне"
информационной волны, Вам остается лишь соответствовать уровню,
предъявляемому сегодняшним днем к профессиональному участнику валютного и фондового рынка.
Только через Интернет Вы можете мгновенно получать котировки,
новости, осуществлять сделки буквально за доли секунды. А ведь еще совсем недавно, чтобы сделать ставку, нужно было обязательно позвонить брокеру по телефону, и объяснить ему в течение нескольких минут, что вы хотите. Только после разговора с Вами, он подходил к компьютеру, и делал ставки. Как же это уже устарело, не правда ли?
Сегодня Вы имеете возможность "покупать и продавать то, что видите".
Т.е. в хороших торговых программах у брокера даже отсутствует возможность менять котировки по запросу клиента. Те котировки, которые он предлагает в окне торгового терминала, являются его публичной офертой. Вы можете мгновенно осуществить сделку одним нажатием клавиши на компьютере. Но не ошибитесь: не нажмите случайно SELL вместо того, чтобы нажать BUY.
Обратная сторона этого прогресса заключается в том, что если вы ошиблись,
то Вам и придется расплачиваться за свою ошибку.
Основные понятия Интернет-трейдинга Частное лицо не имеет права непосредственно совершать сделки на бирже. Для этого существует целая цепочка посредников. Маршрут заявки таков: трейдер -
брокер - маркет - мейкер - торговая площадка.
Биржа В классическом определении биржа - это "место или возможность для сведения друг с другом продавцов и покупателей ценных бумаг, либо для других действий с ценными бумагами".

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

TPCA TPCB TPCC

TPC-A, TPC-B, TPC-C

По мере расширения использования компьютеров при обработке транзакций в сфере бизнеса все более важной становится возможность справедливого сравнения систем между собой. С этой целью в 1988 году был создан Совет по оценке производительности обработки транзакций (TPC - Transaction Processing Performance Council), который представляет собой бесприбыльную организацию. Любая компания или организация может стать членом TPC после уплаты соответствующего взноса. На сегодня членами TPC являются практически все крупнейшие производители аппаратных платформ и программного обеспечения для автоматизации коммерческой деятельности. К настоящему времени TPC создал три тестовых пакета для обеспечения объективного сравнения различных систем обработки транзакций и планирует создать новые оценочные тесты.
В компьютерной индустрии термин транзакция (transaction) может означать почти любой вид взаимодействия или обмена информацией. Однако в мире бизнеса "транзакция" имеет вполне определенный смысл: коммерческий обмен товарами, услугами или деньгами. В настоящее время практически все бизнес-транзакции выполняются с помощью компьютеров. Наиболее характерными примерами систем обработки транзакций являются системы управления учетом, системы резервирования авиабилетов и банковские системы. Таким образом, необходимость стандартов и тестовых пакетов для оценки таких систем все больше усиливается.
До 1988 года отсутствовало общее согласие относительно методики оценки систем обработки транзакций. Широко использовались два тестовых пакета: Дебет/Кредит и TPI. Однако эти пакеты не позволяли осуществлять адекватную оценку систем: они не имели полных, основательных спецификаций; не давали объективных, проверяемых результатов; не содержали полного описания конфигурации системы, ее стоимости и методологии тестирования; не обеспечивали объективного, беспристрастного сравнения одной системы с другой.
Чтобы решить эти проблемы, и была создана организация TPC, основной задачей которой является точное определение тестовых пакетов для оценки систем обработки транзакций и баз данных, а также для распространения объективных, проверяемых данных в промышленности.
TPC публикует спецификации тестовых пакетов, которые регулируют вопросы, связанные с работой тестов. Эти спецификации гарантируют, что покупатели имеют объективные значения данных для сравнения производительности различных вычислительных систем. Хотя реализация спецификаций оценочных тестов оставлена на усмотрение индивидуальных спонсоров тестов, сами спонсоры, объявляя результаты TPC, должны представить TPC детальные отчеты, документирующие соответствие всем спецификациям. Эти отчеты, в частности, включают конфигурацию системы, методику калькуляции цены, диаграммы значений производительности и документацию, показывающую, что тест соответствует требованиям атомарности, согласованности, изолированности и долговечности (ACID - atomicity, consistency, isolation, and durability), которые гарантируют, что все транзакции из оценочного теста обрабатываются должным образом.
Работой TPC руководит Совет Полного Состава (Full Council), который принимает все решения; каждая компания-участник имеет один голос, а для того, чтобы провести какое-либо решение требуется две трети голосов. Управляющий Комитет (Steering Committee), состоящий из пяти представителей и избираемый ежегодно, надзирает за работой администрации TPC, поддерживает и обеспечивает все направления и рекомендации для членов Совета Полного Состава и Управляющего Комитета.
В составе TPC имеются два типа подкомитетов: постоянные подкомитеты, которые управляют администрацией TPC, осуществляют связи с общественностью и обеспечивают выпуск документации; и технические подкомитеты, которые формируются для разработки предложений по оценочным тестам и распускаются после того, как их работа по разработке завершена.

Требования к сетевой организации и к коммуникациям

Требования к сетевой организации и к коммуникациям

Системы высокой готовности требуют также высокой готовности коммуникаций. Чем быстрее коммуникации между машинами, тем быстрее происходит восстановление после отказа. Некоторые конфигурации систем высокой готовности имеют дублированные коммуникационные связи. В результате связь перестает быть точкой, отказ которой может привести к выходу из строя всей системы. Существующая в настоящее время тенденция в направлении сетей LAN и WAN с повышенной пропускной способностью обеспечивает как локальные, так и удаленные компьютеры более быстрыми коммуникациями, что приводит в итоге к более быстрому восстановлению в распределенных системах.
Современная сетевая технология сама по себе требует устранения таких точек, выход из строя которых, может привести к отказу всей сети. Сегодня при создании сетей характерно использование более сложных сетевых устройств от различных поставщиков, таких как маршрутизаторы и сетевые хабы. Маршрутизаторы, которые определяют путь данных в сетях, могут вычислить новый путь в случае отказа связи. Хабы могут иметь конфигурации с избыточными устройствами и могут изолировать отказы в физической сети для предотвращения отказа всей сети. Важную роль в поддержании оптимального функционирования систем играют также сетевые анализаторы, позволяющие вызвать системного менеджера по любому симптому, который может потенциально привести к простою.
Высокая готовность сетевой организации всегда очень зависит от размера сети. По мере своего разрастания сеть стремится приобрести свойства встроенной надежности: чем больше сеть, тем более желательно использование альтернативных маршрутов, чтобы отказ одного компонента блокировал только какую-то небольшую ее часть.
В настоящее время ведутся активные разработки в направлении создания высокоскоростных сетей ATM. Широкое внедрение этой технологии позволит достаточно быстро передавать большие объемы информации через WAN и обеспечит высокоскоростное переключение в случае отказа между удаленными системами.
Цены на сети высокой готовности в значительной степени зависят от их конфигурации. Ниже даны несколько примеров для одноранговых сетей высокой готовности.
Для небольшой сети, расположенной на одной площадке и имеющей менее 500 узлов, пользователь должен ожидать примерно 50-процентного увеличения стоимости за обеспечение высокой готовности.
Средняя по размеру сеть, предполагающая размещение на нескольких площадках и имеющая до 5000 узлов потребует от 30 до 40 процентов надбавки к стоимости обычной сети.
Для очень большой сети с более 5000 узлов, расположенных на одной площадке надбавка к стоимости за обеспечение высокой готовности уменьшается примерно до 20 - 30%.
В отказоустойчивых системах стоимость сети еще больше увеличивается. Надбавка к стоимости за базовую отказоустойчивую сеть обычно находится в пределах 80-100 и более процентов, и связана скорее не с размером сети, а с платой за высокую готовность.

Требования к системному программному обеспечению

Требования к системному программному обеспечению

Поставщики, предлагающие системы с горячим резервом, обычно в своих версиях системы UNIX предоставляют также некоторые дополнительные свойства высокой готовности, обеспечивающие быструю загрузку и/или перезагрузку резервной системы в случае переключения при возникновении неисправности.

Требования начальной установки системы

Требования начальной установки системы

Большинство систем высокой готовности требуют включения в свой состав процедур начальной установки (System Setup), обеспечивающих конфигурацию кластера для подобающего выполнения процедур переключения, необходимых в случае отказа. Пользователи могут запрограммировать "скрипты" начальной установки самостоятельно или попросить системного интегратора или поставщика проделать эту работу. В зависимости от того, насколько сложна начальная установка системы, и в зависимости от типа системы, с которой мигрирует пользователь, написание "скриптов", которые управляют действиями системы высокой готовности в случае отказа, может занять от одного - двух дней до нескольких недель или даже месяцев для опытных программистов. Многие поставщики обеспечивают несколько стандартных "скриптов" начальной установки. Кроме того, некоторые из них предоставляют сервисные услуги по начальной установке конфигурации, которые включают программирование сценариев переключения на горячий резерв в случае отказа, а также осуществляют работу с заказчиком по написанию или модификации "скриптов". Пользователи могут самостоятельно создавать "скрипты", однако для реализации подобающей конфигурации требуется высококвалифицированный программист - знаток UNIX и C.
Время простоя при переключении системы на резервную для систем высокой готовности может меняться в диапазоне от нескольких секунд до 20-40 и более минут. Процедура переключения на резерв включает в себя следующие этапы: резервная машина обнаруживает отказ основной и затем следует предписаниям скрипта, который вероятнее всего включает перезапуск системы, передачу адресов пользователей, получение и запуск необходимых приложений, а также выполнение определенных шагов по обеспечению корректного состояния данных. Время восстановления зависит главным образом от того, насколько быстро вторая машина сможет получить и запустить приложения, а также от того, насколько быстро операционная система и приложения, такие как базы данных или мониторы транзакций, смогут получить приведенные в порядок данные.
В общем случае аппаратное переключение на резерв занимает по порядку величины одну - две минуты, а система перезагружается за следующие одну - две минуты. В большинстве случаев от 5 до 20 минут требуется на то, чтобы получить и запустить приложение с полностью восстановленными данными. В противном случае пользователи инструктируются о необходимости заново ввести последнюю транзакцию.
Накладные системные расходы зависят от типа используемой системы и от сложности процедур ее начальной установки. Для простых процедур начальной установки при переходе на резерв они очень небольшие: от долей процента до 1.5%. Однако, чтобы получить истинную стоимость накладных расходов к этим накладным расходам необходимо добавить еще потери, связанные с недоиспользованием процессорной мощности резервной системы. Хотя покупатели стремятся использовать резервную систему для некритических приложений, она оказывается менее загруженной по сравнению с основной системой. Истинно кластерные системы, такие как VAXclasters компании DEC или кластер LifeKeeper Claster отделения NCR компании AT&T, являются примерами намного более сложного управления по сравнению с простыми процедурами начальной установки при переключении на резерв, и полностью используют все доступные процессоры. Однако организация таких систем влечет за собой и большие накладные расходы, которые увеличиваются с ростом числа узлов в кластере.

Требования предъявляемые к системам высокой готовности

Требования, предъявляемые к системам высокой готовности

В настоящее время одним из ключевых требований пользователей UNIX-систем является возможность их наращивания с целью обеспечения более высокой степени готовности. Главными характеристиками систем высокой готовности по сравнению со стандартными системами являются пониженная частота отказов и более быстрый переход к нормальному режиму функционирования после возникновения неисправности посредством быстрого восстановления приложений и сетевых сессий до того состояния, в котором они находились в момент отказа системы. Следует отметить, что во многих случаях пользователей вполне может устроить даже небольшое время простоя в обмен на меньшую стоимость системы высокой готовности по сравнению со значительно более высокой стоимостью обеспечения режима непрерывной готовности.

Требования высокой готовности к прикладному программному обеспечению

Требования высокой готовности к прикладному программному обеспечению

Первыми открытыми системами, построенными в расчете на высокую готовность, были приложения баз данных и систем коммуникаций. Базы данных высокой готовности гарантируют непрерывный доступ к информации, которая является жизненно важной для функционирования многих корпораций и стержнем сегодняшней информационной экономики. Программное обеспечение систем коммуникаций высокой готовности усиливает средства горячего резервирования систем и составляет основу для распределенных систем высокой готовности и систем, устойчивых к стихийным бедствиям.
Высокая готовность баз данных. Несколько компаний, поставляющих базы данных, такие как Oracle, Sybase, Informix имеют в составе своих продуктов программное обеспечение, позволяющее выполнять быструю реконструкцию файлов в случае отказа системы. Это снижает время простоя для зеркальных серверов и кластерных решений.
Продукт Oracle7 Parallel Server позволяет нескольким системам одновременно работать с единым представлением базы данных Oracle. Балансировка нагрузки и распределенный менеджер блокировок, которые позволяют множеству систем обращаться к базе данных в одно и то же время, увеличивают потенциальную готовность базы данных.
Первоначально модель вычислительного кластера была разработана компанией DEC в конце 80-х годов. Она известна под названием VMS-кластеров (или VAX-кластеров), которые представляли собой объединенные в кластер миникомпьютеры VAX, работающие под управлением операционной системы VMS. Компания DEC была первым поставщиком Oracle Parallel Server на VMS-кластерах в 1991 году. После появления версии Oracle 7, у компании Oracle появился интерес к концепции базы данных на UNIX-кластерах и в 1991 году она опубликовала программный интерфейс приложений (API) для своего менеджера блокировок. Публикация этого API означала открытое приглашение всех поставщиков вычислительных систем для организации поддержки на их платформах Oracle 7 Parallel Server. В результате основные поставщики UNIX-кластеров в настоящее время поддерживают этот продукт.
Кроме того, существуют продукты третьих фирм, дополняющие возможности баз данных известных производителей и обеспечивающие увеличение степени высокой готовности. Например, компания Afic Computer Incorporated (New York) продает продукт под названием Multi Server Option (MSO), который позволяет пользователям осуществлять через сеть TCP/IP одновременную запись в любое количество распределенных зеркальных баз данных Sybase. Информация распространяется широковещательным способом одновременно ко всем базам данных. MSO обеспечивает также балансировку нагрузки по множеству серверов. Если один из серверов отказывает, программное обеспечение перенаправит запрос на дублирующую базу данных в течение не более 30 секунд.

Убыток, полученный по операциям с ценными бумагами

Торговая система "Инвестор"

БК "Альпари" удерживает 3 доллара за 1 лот и, так же как Inforex Consulting Corp., предоставляет плечо 1:100. Для открытия счета и подключения к системе клиенту не обязательно посещать офис компании, все вопросы могут быть решены с помощью Интернета и телефона.
Торговая система "Инвестор"
Торговая система "Инвестор" является разработкой компании "ИНИСТ"
(www.inist.ru). Фирма "ИНИСТ" создана в 1991 году на базе подразделения компании ПРОГРАМБАНК, ориентированного на разработку распределенных биржевых и банковских систем. Компания является разработчиком Универсального Биржевого Комплекса, который установлен почти на всех крупных российских биржах, в том числе и на ММВБ и СПФБ. Для поддержки операций с ценными бумагами на фондовом рынке фирмой "ИНИСТ" поставляются:
трейдинговая система "ИНВЕСТОР" для частных инвесторов;
"Ассистент трейдера" для ведения позиций клиентов трейдера во время торговой сессии на бирже (в настоящее время используется участниками торгов на ММВБ);
"ИНИСТ-ЦБ" - система автоматизации операций бухучета при работе инвестора на рынке ценных бумаг.
Деятельность фирмы "ИНИСТ" в области разработки средств защиты информации лицензирована Государственной Технической Комиссией при президенте РФ.
ТС "Инвестор" предоставляет частным инвесторам возможность активно участвовать в биржевых торгах через "уполномоченный" банк на ММВБ. Рабочее место инвестора соединяется с центром системы, установленным в офисе брокера.
Через брокера заявки инвестора автоматически экспортируются в биржевую систему,
откуда поступает информация по биржевым котировкам и совершенным сделкам. На каждую выставленную заявку система автоматически высылает подтверждение получения заявки, что защищает пользователя от ошибок при передаче информации дилеру.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Удобство обслуживания системы

Удобство обслуживания системы.

Общие базы данных могут обслуживаться с единственного места. Прикладные программы могут инсталлироваться только однажды на общих дисках кластера и разделяться между всеми компьютерами кластера.

Удобство обслуживания системы

Удобство обслуживания системы

. Общие базы данных могут обслуживаться с единственного места. Прикладные программы могут инсталлироваться только однажды на общих дисках кластера и разделяться между всеми компьютерами кластера.

УНИКОМ Партнер

Убыток, полученный по операциям с ценными бумагами

В случае, если при осуществлении доверительного управления совершаются сделки с ценными бумагами различных категорий, а также если в процессе доверительного управления возникают иные виды доходов (в том числе доходы по операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, доходы в виде дивидендов,
процентов), налоговая база определяется отдельно по каждой категории ценных бумаг и каждому виду дохода. При этом расходы, которые не могут быть непосредственно отнесены на уменьшение дохода по сделкам с ценными бумагами соответствующей категории или на уменьшение соответствующего вида дохода,
распределяются пропорционально доле каждого вида дохода (дохода, полученного по операциям с ценными бумагами соответствующей категории).
Убыток, полученный по операциям с ценными бумагами, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), совершенным в налоговом периоде, уменьшает доходы по указанным операциям.
Убыток, полученный по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя), уменьшает доходы, полученные по операциям с ценными бумагами соответствующей категории и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, а доходы, полученные по указанным операциям, увеличивают доходы (уменьшают убытки) по операциям с ценными бумагами соответствующей категории и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок.
Убыток, полученный по операциям с ценными бумагами и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок, осуществляемым доверительным управляющим в пользу учредителя доверительного управления (выгодоприобретателя),
совершенным в налоговом периоде, уменьшает налоговую базу по операциям с ценными бумагами соответствующей категории и по операциям с финансовыми инструментами срочных сделок соответственно.
8. Налоговая база по операциям купли-продажи ценных бумаг и операциям с финансовыми инструментами срочных сделок определяется по окончании налогового периода. Расчет и уплата суммы налога осуществляются налоговым агентом по окончании налогового периода или при осуществлении им выплаты денежных средств налогоплательщикуu1076 до истечения очередного налогового периода.
При осуществлении выплаты денежных средств налоговым агентом до истечения очередного налогового периода налог уплачивается с доли дохода, определяемого в соответствии с настоящей статьей, соответствующей фактической сумме выплачиваемых денежных средств.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

UNIXкластеры компании IBM

UNIX-кластеры компании IBM

Компания IBM предлагает несколько типов слабо связанных систем на базе RS/6000, объединенных в кластеры и работающих под управлением программного продукта High-Availability Clastered Multiprocessor/6000 (HACMP/6000). В этих системах поддерживаются три режима автоматического восстановления системы после отказа:
Режим 1 - в конфигурации с двумя системами, одна из которых является основной, а другая находится в горячем резерве, в случае отказа обеспечивает автоматическое переключение с основной системы на резервную.
Режим 2 - в той же двухмашинной конфигурации позволяет резервному процессору обрабатывать некритичные приложения, выполнение которых в случае отказа основной системы можно либо прекратить совсем, либо продолжать их обработку в режиме деградации.
Режим 3 - можно действительно назвать кластерным решением, поскольку системы в этом режиме работают параллельно, разделяя доступ к логическим и физическим ресурсам пользуясь возможностями менеджера блокировок, входящего в состав HACMP/6000.
Начиная с объявления в 1991 году продукт HACMP/6000 постоянно развивался. В его состав были включены параллельный менеджер ресурсов, распределенный менеджер блокировок и параллельный менеджер логических томов, причем последний обеспечил возможность балансировки загрузки на уровне всего кластера. Максимальное количество узлов в кластере возросло до восьми. В настоящее время в составе кластера появились узлы с симметричной многопроцессорной обработкой, построенные по технологии Data Crossbar Switch, обеспечивающей линейный рост производительности с увеличением числа процессоров.
Первоначально обязательным требованием режима 3 было использование высокопроизводительной дисковой подсистемы IBM 9333, которая использовала последовательный дисковый интерфейс с поддержкой 17.6 Гбайт дискового пространства, а также дисковой подсистемы IBM 9334 с интерфейсом SCSI, обеспечивающим дисковое пространство в 8.2 Гбайт. В августе 1993 года была анонсирована первая подсистема RAID: две модели 7135 RAIDiant Array могут поддерживать до 768 Гбайт дискового пространства в стоечной конструкции серии 900 и 96 Гбайт в напольных тумбовых конструкциях, при этом реализуют RAID уровней 1, 3 и 5.
Кластеры RS/6000 строятся на базе локальных сетей Ethernet, Token Ring или FDDI и могут быть сконфигурированы различными способами с точки зрения обеспечения повышенной надежности:

Горячий резерв или простое переключение в случае отказа. В этом режиме активный узел выполняет прикладные задачи, а резервный может выполнять некритичные задачи, которые могут быть остановлены в случае необходимости переключения при отказе активного узла.

Симметричный резерв. Аналогичен горячему резерву, но роли главного и резервного узлов не фиксированы.

Взаимный подхват или режим с распределением нагрузки. В этом режиме каждый узел в кластере может "подхватывать" задачи, которые выполняются на любом другом узле кластера.

Управление командами плавающей точки

Рисунок 8.7. Управление командами плавающей точки

Большинство улучшений производительности процессора связано с увеличением тактовой частоты до 100 МГц по сравнению с 66 МГц у его предшественника.
Конвейер целочисленного устройства включает шесть ступеней: Чтение из кэша команд (IR), Чтение операндов (OR), Выполнение/Чтение из кэша данных (DR), Завершение чтения кэша данных (DRC), Запись в регистры (RW) и Запись в кэш данных (DW). На ступени ID выполняется выборка команд. Реализация механизма выдачи двух команд требует небольшого буфера предварительной выборки, который обеспечивает предварительную выборку команд за два такта до начала работы ступени IR. Во время выполнения на ступени OR все исполнительные устройства декодируют поля операндов в команде и начинают вычислять результат операции. На ступени DR целочисленное устройство завершает свою работу. Кроме того, кэш-память данных выполняет чтение, но данные не поступают до момента завершения работы ступени DRC. Результаты операций сложения (ADD) и умножения (MULTIPLY) также становятся достоверными в конце ступени DRC. Запись в универсальные регистры и регистры плавающей точки производится на ступени RW. Запись в кэш данных командами записи (STORE) требует двух тактов. Наиболее раннее двухтактное окно команды STORE возникает на ступенях RW и DW. Однако это окно может сдвигаться, поскольку записи в кэш данных происходят только когда появляется следующая команда записи. Операции деления и вычисления квадратного корня для чисел с плавающей точкой заканчиваются на много тактов позже ступени DW.
Конвейер проектировался с целью максимального увеличения времени, необходимого для выполнения чтения внешних кристаллов SRAM кэш-памяти данных. Это позволяет максимизировать частоту процессора при заданной скорости SRAM. Все команды загрузки (LOAD) выполняются за один такт и требуют только одного такта полосы пропускания кэш-памяти данных. Поскольку кэши команд и данных размещены на разных шинах, в конвейере отсутствуют какие-либо потери, связанные с конфликтами по обращениям в кэш данных и кэш команд.
Процессор может в каждом такте выдавать на выполнение одну целочисленную команду и одну команду плавающей точки. Полоса пропускания кэша команд достаточна для поддержания непрерывной выдачи двух команд в каждом такте. Отсутствуют какие-либо ограничения по выравниванию или порядку следования пары команд, которые выполняются вместе. Кроме того, отсутствуют потери тактов, связанных с переключением с выполнения двух команд на выполнение одной команды. Специальное внимание было уделено тому, чтобы выдача двух команд в одном такте не приводила к ограничению тактовой частоты. Чтобы добиться этого, в кэше команд был реализован специально предназначенный для этого заранее декодируемый бит, чтобы отделить команды целочисленного устройства от команд устройства плавающей точки. Этот бит предварительного декодирования команд минимизирует время, необходимое для правильного разделения команд.
Потери, связанные с зависимостями по данным и управлению, в этом конвейере минимальны. Команды загрузки выполняются за один такт, за исключением случая, когда последующая команда пользуется регистром-приемником команды LOAD. Как правило компилятор позволяет обойти подобные потери одного такта. Для уменьшения потерь, связанных с командами условного перехода, в процессоре используется алгоритм прогнозирования направления передачи управления. Для оптимизации производительности циклов передачи управления вперед по программе прогнозируются как невыполняемые переходы, а передачи управления назад по программе - как выполняемые переходы. Правильно спрогнозированные условные переходы выполняются за один такт.
Количество тактов, необходимое для записи слова или двойного слова командой STORE уменьшено с трех до двух тактов. В более ранних реализациях архитектуры PA-RISC был необходим один дополнительный такт для чтения тега кэша, чтобы гарантировать попадание, а также для того, чтобы объединить старые данные строки кэш-памяти данных с записываемыми данными. PA 7100 использует отдельную шину адресного тега, чтобы совместить по времени чтение тега с записью данных предыдущей команды STORE. Кроме того, наличие отдельных сигналов разрешения записи для каждого слова строки кэш-памяти устраняет необходимость объединения старых данных с новыми, поступающими при выполнении команд записи слова или двойного слова. Этот алгоритм требует, чтобы запись в микросхемы SRAM происходила только после того, когда будет определено, что данная запись сопровождается попаданием в кэш и не вызывает прерывания. Это требует дополнительной ступени конвейера между чтением тега и записью данных. Такая конвейеризация не приводит к дополнительным потерям тактов, поскольку в процессоре реализованы специальные цепи обхода, позволяющие направить отложенные данные команды записи последующим командам загрузки или командам STORE, записывающим только часть слова. Для данного процессора потери конвейера для команд записи слова или двойного слова сведены к нулю, если непосредственно последующая команда не является командой загрузки или записи. В противном случае потери равны одному такту. Потери на запись части слова могут составлять от нуля до двух тактов. Моделирование показывает, что подавляющее большинство команд записи в действительности работают с однословным или двухсловным форматом.
Все операции с плавающей точкой, за исключением команд деления и вычисления квадратного корня, полностью конвейеризованы и имеют двухтактную задержку выполнения как в режиме с одинарной, так и с двойной точностью. Процессор может выдавать на выполнение независимые команды с плавающей точкой в каждом такте при отсутствии каких-либо потерь. Последовательные операции с зависимостями по регистрам приводят к потере одного такта. Команды деления и вычисления квадратного корня выполняются за 8 тактов при одиночной и за 15 тактов при двойной точности. Выполнение команд не останавливается из-за команд деления/вычисления квадратного корня до тех пор, пока не потребуется регистр результата или не будет выдаваться следующая команда деления/вычисления квадратного корня.
Процессор может выполнять параллельно одну целочисленную команду и одну команду с плавающей точкой. При этом "целочисленными командами" считаются и команды загрузки и записи регистров плавающей точки, а "команды плавающей точки" включают команды FMPYADD и FMPYSUB. Эти последние команды объединяют операцию умножения с операциями сложения или вычитания соответственно, которые выполняются параллельно. Пиковая производительность составляет 200 MFLOPS для последовательности команд FMPYADD, в которых смежные команды независимы по регистрам.
Потери для операций плавающей точки, использующих предварительную загрузку операнда командой LOAD, составляют один такт, если команды загрузки и плавающей арифметики являются смежными, и два такта, если они выдаются для выполнения одновременно. Для команды записи, использующей результат операции с плавающей точкой, потери отсутствуют, даже если они выполняются параллельно.
Потери, возникающие при промахах в кэше данных, минимизируются посредством применения четырех разных методов: "попадание при промахе" для команд LOAD и STORE, потоковый режим работы с кэшем данных, специальная кодировка команд записи, позволяющая избежать копирования строки, в которой произошел промах, и семафорные операции в кэш-памяти. Первое свойство позволяет во время обработки промаха в кэше данных выполнять любые типы других команд. Для промахов, возникающих при выполнении команды LOAD, обработка последующих команд может продолжаться до тех пор, пока регистр результата команды LOAD не потребуется в качестве регистра операнда для другой команды. Компилятор может использовать это свойство для предварительной выборки в кэш необходимых данных задолго до того момента, когда они действительно потребуются. Для промахов, возникающих при выполнении команды STORE, обработка последующих команд загрузки или операций записи в части одного слова продолжается до тех пор, пока не возникает обращений к строке, в которой произошел промах. Компилятор может использовать это свойство для выполнения команд на фоне записи результатов предыдущих вычислений. Во время задержки, связанной с обработкой промаха, другие команды LOAD и STORE, для которых происходит попадание в кэш данных, могут выполняться как и другие команды целочисленной арифметики и плавающей точки. В течение всего времени обработки промаха команды STORE, другие команды записи в ту же строку кэш-памяти могут происходить без дополнительных потерь времени. Для каждого слова в строке кэш-памяти процессор имеет специальный индикационный бит, предотвращающий копирование из памяти тех слов строки, которые были записаны командами STORE. Эта возможность применяется к целочисленным и плавающим операциям LOAD и STORE.
Выполнение команд останавливается, когда регистр-приемник команды LOAD, выполняющейся с промахом, требуется в качестве операнда другой команды. Свойство "потоковости" позволяет продолжить выполнение как только нужное слово или двойное слово возвращается из памяти. Таким образом, выполнение команд может продолжаться как во время задержки, связанной с обработкой промаха, так и во время заполнения соответствующей строки при промахе.
При выполнении блочного копирования данных в ряде случаев компилятор заранее знает, что запись должна осуществляться в полную строку кэш-памяти. Для оптимизации обработки таких ситуаций архитектура PA-RISC 1.1 определяет специальную кодировку команд записи ("блочное копирование"), которая показывает, что аппаратуре не нужно осуществлять выборку из памяти строки, при обращении к которой может произойти промах кэш-памяти. В этом случае время обращения к кэшу данных складывается из времени, которое требуется для копирования в память старой строки кэш-памяти по тому же адресу в кэше (если он "грязный") и времени, необходимого для записи нового тега кэша. В процессоре PA 7100 такая возможность реализована как для привилегированных, так и для непривилегированных команд.
Последнее улучшение управления кэшем данных связано с реализацией семафорных операций "загрузки с обнулением" непосредственно в кэш-памяти. Если семафорная операция выполняется в кэше, то потери времени при ее выполнении не превышают потерь обычных операций записи. Это не только сокращает конвейерные потери, но и снижает трафик шины памяти. В архитектуре PA-RISC 1.1 предусмотрен также другой тип специального кодирования команд, который устраняет требование синхронизации семафорных операций с устройствами ввода/вывода.
Управление кэш-памятью команд позволяет при промахе продолжить выполнение команд сразу же после поступления отсутствующей в кэше команды из памяти. 64-битовая магистраль данных, используемая для заполнения блоков кэша команд, соответствует максимальной полосе пропускания внешней шины памяти 400 Мбайт/с при тактовой частоте 100 МГц.
В процессоре предусмотрен также ряд мер по минимизации потерь, связанных с преобразованиями виртуальных адресов в физические.
Конструкция процессора обеспечивает реализацию двух способов построения многопроцессорных систем. При первом способе каждый процессор подсоединяется к интерфейсному кристаллу, который наблюдает за всеми транзакциями на шине основной памяти. В такой системе все функции по поддержанию когерентного состояния кэш-памяти возложены на интерфейсный кристалл, который посылает процессору соответствующие транзакции. Кэш данных построен на принципах отложенного обратного копирования и для каждого блока кэш-памяти поддерживаются биты состояния "частный" (private), "грязный" (dirty) и "достоверный" (valid), значения которых меняются в соответствии с транзакциями, которые выдает или принимает процессор.
Второй способ организации многопроцессорной системы позволяет объединить два процессора и контроллер памяти и ввода-вывода на одной и той же локальной шине памяти. В такой конфигурации не требуется дополнительных интерфейсных кристаллов и она совместима с существующей системой памяти. Когерентность кэш-памяти обеспечивается наблюдением за локальной шиной памяти. Пересылки строк между кэшами выполняются без участия контроллера памяти и ввода-вывода. Такая конфигурация обеспечивает возможность построения очень дешевых высокопроизводительных многопроцессорных систем.
Процессор поддерживает ряд операций, необходимых для улучшения графической производительности рабочих станций серии 700: блочные пересылки, Z-буфери-зацию, интерполяцию цветов и команды пересылки данных с плавающей точкой для обмена с пространством ввода/вывода.
Процессор построен на базе технологического процесса КМОП с проектными нормами 0.8 микрон, что обеспечивает тактовую частоту 100 МГц.

Упрощенная блок схема процессора Pentium

Рисунок 8.1. Упрощенная блок схема процессора Pentium

Следует отметить, что возросшая производительность процессора Pentium требует и соответствующей организации системы на его основе. Компания Intel разработала и поставляет все необходимые для этого наборы микросхем. Прежде всего для согласования скорости с динамической основной памятью необходима кэш-память второго уровня. Контроллер кэш-памяти 82496 и микросхемы статической памяти 82491 обеспечивают построение такой кэш-памяти объемом 256 Кбайт и работу процессора без тактов ожидания. Для эффективной организации систем Intel разработала стандарт на высокопроизводительную локальную шину PCI. Выпускаются наборы микросхем для построения мощных компьютеров на ее основе.
В настоящее время компания Intel ведет разработку нового процессора, продолжающего архитектурную линию x86. Этот процессор получил название P6. По оценкам экспертов число транзисторов в новом кристалле составит 4-5 миллионов, что может обеспечить повышение производительности до уровня 200 MIPS (66 МГц Pentium имеет производительность 112 MIPS). Для достижения такой производительности необходимо использование технических решений, широко применяющихся при построении RISC-процессоров:

выполнение команд не в предписанной программой последовательности, что устраняет во многих случаях приостановку конвейеров из-за ожидания операндов операций;

использование методики переименования регистров, позволяющей увеличивать эффективный размер регистрового файла (малое количество регистров - одно из самых узких мест архитектуры x86);

расширение суперскалярных возможностей по отношению к процессору Pentium, в котором обеспечивается одновременная выдача только двух команд с достаточно жесткими ограничениями на их комбинации.

Кроме того, в борьбу за новое поколение процессоров x86 включились компании, ранее занимавшиеся изготовлением Intel-совместимых процессоров. Это компании Advanced Micro Devices (AMD), Cyrix Corp и NexGen. С точки зрения микроархитектуры наиболее близок к Pentium процессор М1 компании Cyrix, который должен появиться на рынке в ближайшее время. Также как и Pentium он имеет два конвейера и может выполнять до двух команд в одном такте. Однако в процессоре М1 число случаев, когда операции могут выполняться попарно, значительно увеличено. Кроме того в нем применяется методика обходов и ускорения пересылки данных, позволяющая устранить приостановку конвейеров во многих ситуациях, с которыми не справляется Pentium. Процессор содержит 32 физических регистра (вместо 8 логических, предусмотренных архитектурой x86) и применяет методику переименования регистров для устранения зависимостей по данным. Как и Pentium, процессор M1 для прогнозирования направления перехода использует буфер целевых адресов перехода емкостью 256 элементов, но кроме того поддерживает специальный стек возвратов, отслеживающий вызовы процедур и последующие возвраты.
Процессоры К5 компании AMD и Nx586 компании NexGen используют в корне другой подход. Основа их процессоров - очень быстрое RISC-ядро, выполняющее высокорегулярные операции в суперскалярном режиме. Внутренние форматы команд (ROP у компании AMD и RISC86 у компании NexGen) соответствуют традиционным системам команд RISC-процессоров. Все команды имеют одинаковую длину и кодируются в регулярном формате. Обращения к памяти выполняются специальными командами загрузки и записи. Как известно, архитектура x86 имеет очень сложную для декодирования систему команд. В процессорах K5 и Nx586 осуществляется аппаратная трансляция команд x86 в команды внутреннего формата, что дает лучшие условия для распараллеливания вычислений. В процессоре К5 имеются 40, а в процессоре Nx586 22 физических регистра, которые реализуют методику переименования. В процессоре К5 информация, необходимая для прогнозирования направления перехода, записывается прямо в кэш команд и хранится вместе с каждой строкой кэш-памяти. В процессоре Nx586 для этих целей используется кэш-память адресов переходов на 96 элементов.
Таким образом, компания Intel больше не обладает монополией на методы конструирования высокопроизводительных процессоров x86, и можно ожидать появления новых процессоров, не только не уступающих, но и возможно превосходящих по производительности процессоры компании, стоявшей у истоков этой архитектуры. Следует отметить, что сама компания Intel заключила стратегическое соглашение с компанией Hewlett-Packard на разработку следующего поколения микропроцессоров, в которых архитектура x86 будет сочетаться с архитектурой очень длинного командного слова (VLIW -архитектурой). Появление этих микропроцессоров не ожидается до конца 1998 года.

Условные команды в современных архитектурах

Рисунок 6.18. Условные команды в современных архитектурах

Условные команды

Условные команды

Концепция, лежащая в основе условных команд, достаточно проста: команда обращается к некоторому условию, оценка которого является частью выполнения команды. Если условие истинно, то команда выполняется нормально; если условие ложно, то выполнение команды осуществляется, как если бы это была пустая команда. Многие новейшие архитектуры включают в себя ту или иную форму условных команд. Наиболее общим примером такой команды является команда условной пересылки, которая выполняет пересылку значения одного регистра в другой, если условие истинно. Такая команда может использоваться для полного устранения условных переходов в простых последовательностях программного кода.
Например, рассмотрим следующий оператор:
if (A=0) {S=T;};
Предполагая, что регистры R1, R2 и R3 хранят значения A, S и T соответственно, представим код этого оператора с командой условного перехода и с командой условной пересылки.
Код с использованием команды условного перехода будет иметь следующий вид:
BEQZ R1,L
MOV R2,R3
L:
Используя команду условной пересылки, которая выполняет пересылку только если ее третий операнд равен нулю, мы можем реализовать этот оператор с помощью одной команды:
CMOVZ R2,R3,R1
Условная команда позволяет преобразовать зависимость по управлению, присутствующую в коде с командой условного перехода, в зависимость по данным. (Это преобразование используется также в векторных машинах, в которых оно называется if-преобразованием (if-convertion)). Для конвейерной машины такое преобразование позволяет перенести точку, в которой должна разрешаться зависимость, от начала конвейера, где она разрешается для условных переходов, в конец конвейера, где происходит запись в регистр.
Одним из примеров использования команд условной пересылки является реализация функции вычисления абсолютного значения: A = abs (B), которая реализуется оператором
if (B<0) {A=-B} else {A=B}.
Этот оператор if может быть реализован парой команд условных пересылок или командой безусловной пересылки (A=B), за которой следует команда условной пересылки (A=-B).
Условные команды могут использоваться также для улучшения планирования в суперскалярных или VLIW-процессорах. Ниже приведен пример кодовой последовательности для суперскалярной машины с одновременной выдачей для выполнения не более двух команд. При этом в каждом такте может выдаваться комбинация одной команды обращения к памяти и одной команды АЛУ или только одна команда условного перехода:
LW R1,40(R2) ADD R3,R4,R5
ADD R6,R3,R7
BEQZ R10,L
LW R8,20(R10)
LW R9,0(R8)
Эта последовательность теряет слот операции обращения к памяти во втором такте и приостанавливается из-за зависимости по данным, если переход невыполняемый, поскольку вторая команда LW после перехода зависит от предыдущей команды загрузки. Если доступна условная версия команды LW, то команда LW, немедленно следующая за переходом (LW R8,20(R10)), может быть перенесена во второй слот выдачи. Это улучшает время выполнения на несколько тактов, поскольку устраняет один слот выдачи команды и сокращает приостановку конвейера для последней команды последовательности.
Для успешного использования условных команд в примерах, подобных этому, семантика команды должна определять команду таким образом, чтобы не было никакого побочного эффекта, если условие не выполняется. Это означает, что если условие не выполняется, команда не должна записывать результат по месту назначения, а также не должна вызывать исключительную ситуацию. Как показывает вышеприведенный пример, способность не вызывать исключительную ситуацию достаточно важна: если регистр R10 содержит нуль, команда LW R8,20(R10), выполненная безусловно, возможно вызовет исключительную ситуацию по защите памяти, а эта исключительная ситуация не должна возникать. Именно эта вероятность возникновения исключительной ситуации не дает возможность компилятору просто перенести команду загрузки R8 через команду условного перехода. Конечно, если условие удовлетворено, команда LW все еще может вызвать исключительную ситуацию (например, ошибку страницы), и аппаратура должна воспринять эту исключительную ситуацию, поскольку она знает, что управляющее условие истинно.
Условные команды определенно полезны для реализации коротких альтернативных потоков управления. Тем не менее полезность условных команд существенно ограничивается несколькими факторами:

Аннулируемые условные команды (т.е. команды, условие которых является ложным) все же отнимают определенное время выполнения. Поэтому перенос команды через команду условного перехода и превращение ее в условную будет замедлять программу всякий раз, когда перенесенная команда не будет нормально выполняться. Важное исключение из этого правила возникает, когда такты, используемые перенесенной невыполняемой командой, были бы в любом случае холостыми (как в вышеприведенном примере с суперскалярной обработкой). Перенос команды через команду условного перехода существенно базируется на предположении о направлении перехода. Условные команды упрощают реализацию такого переноса, но не устраняют время выполнения, которое будет затрачено при неправильном предположении.

Условные команды наиболее полезны, когда условие может быть вычислено заранее. Если условие и условный переход не могут быть отделены друг от друга (из-за зависимости по данным при определении условия), то условная команда не поможет, хотя все еще может оказаться полезной, поскольку она задерживает момент времени, когда условие должно стать известным, почти до конца конвейера.

Использование условных команд ограничено, когда в поток управления вовлечено больше одной простой альтернативной последовательности команд. Например, при переносе команды через пару команд условного перехода необходимо, чтобы она оставалась зависимой от обоих условий, что требует либо спецификации в команде сразу двух условий (маловероятная возможность), либо вставки дополнительных команд для вычисления конъюнкции условий.

Условные команды могут давать некоторые потери скорости по сравнению с безусловными командами. Это может проявиться либо в большем количестве тактов, необходимых для выполнения таких команд, либо в уменьшении общей частоты синхронизации машины. Если условные команды являются более дорогими с точки зрения скорости выполнения, то их следует использовать осмысленно.

По этим причинам во многих современных архитектурах используется небольшое число условных команд (наиболее популярными являются команды условных пересылок), хотя некоторые из них включают условные версии большинства команд (Рисунок 6.18).

УНИКОМ Партнер

УНИКОМ Партнер (www.unicompartner.ru)
Проект дистанционного брокерского обслуживания клиентов "RusBroker" был разработан ИК "Уником Партнер" совместно с компанией "ITC" (Information Technology Corporation). Система "RusBroker" введена в коммерческую эксплуатацию 17 апреля 2000 года, предназначена для осуществления оперативного доступа клиентов к брокерской инфраструктуре компании "УНИКОМ Партнер". Проект выполнен на базе технологических решений корпорации Microsoft, ориентированных на поддержку ecommerce приложений (операционная система Windows 2000, MSSQLServer 7.0).
Основным преимуществом системы "RusBroker" является то, что клиенту не требуется установка специального программного обеспечения. После регистрации пользователя в системе доступ может быть осуществлен с любого компьютера,
имеющего выход в Интернет, с установленным броузером Internet Explorer 5.0. Еще одним достоинством системы является количество торговых площадок, на которых инвестор может осуществлять покупку/продажу ценных бумаг. В настоящее время поддерживаются следующие торговые системы:
Торговые системы Негосударственных и Государственных Ценных Бумаг Фондовой секции Московской Межбанковской Валютной Биржи (ТС НГЦБ/ГЦБ ММВБ);
Торговая система Ценных Бумаг Московской Фондовой Биржи (ТС МФБ);
Торговая система Ценных Бумаг Екатеринбургской Фондовой Биржи (ТС ЕФБ);
Секция срочных сделок Екатеринбургской Фондовой Биржи (ССС ЕФБ);
Секция срочных сделок Фондовой Биржи "Санкт-Петербург" (ССС ФБСП).
В рамках системы клиент может отслеживать котировки в реальном времени на всех биржах и передавать поручения на совершение операций с ценными бумагами (купля/продажа), а также на различные переводы денежных средств и ценных бумаг (взаимодействие с депозитарием и back-офисом). Для выполнения этих операций клиент заполняет соответствующие Web-формы. В момент подачи инвестором поручения система оценивает возможный финансовый результат предстоящей сделки, рассчитывает все виды комиссий, налоги по выбранному инвестором типу расчета налогооблагаемой базы и формирует текущий портфель клиента.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Alpha	HP-PA	MIPS	PowerPC	SPARC
Условная пересылка	Любая команда типа регистр-регистр может аннулировать следующую команду, делая ее условной	Условная пересылка	Условная пересылка	Условная пересылка

Устанавливаем Forex History Template

Устранение зависимостей по данным и механизмы динамического планирования

Устройства архивирования информации

Устройства архивирования информации

В качестве носителя для резервного копирования информации обычно используется магнитная лента. Резервное копирование предполагает использование различных стратегий и различных конфигураций оборудования в зависимости от требований пользователя. При планировании и создании системы этим вопросам приходится уделять большое внимание, так как обычно требования к системе резервного копирования выходят далеко за рамки простого обеспечения емкости носителя, превышающей емкость дисковой памяти системы, или выбора скорости операций копирования на магнитную ленту.

Среди этих вопросов следует выделить, например, такие как определение количества клиентов, копирование данных которых должно осуществляться одновременно; цикличность операций копирования, т.е. по каким дням и в какие часы такое копирование

должно осуществляться, а также уровень копирования (полное, частичное или

смешанное); определение устройств на которых должно выполняться резервное копирование и т.д.
В настоящее время в большинстве систем накопители на магнитных лентах (НМЛ) обычно подсоединяются к компьютеру с помощью шины SCSI. Очень часто к этой же шине подсоединяются и дисковые накопители. К сожалению, высокий коэффициент использования шины SCSI практически всеми применяемыми в настоящее время типами НМЛ становится критическим фактором при организации резервного копирования и восстановления информации особенно в больших серверах с высокой степенью готовности. В таблице 9.1 приведены типичные параметры НМЛ. Очевидно такая высокая загрузка шины SCSI (до 20 - 65 % пропускной способности шины) при работе НМЛ накладывает определенные ограничения как на конфигурацию и типы применяемых НМЛ, так и на организацию самого резервного копирования.

Устройства ввода/вывода

Увеличение производительности кэшпамяти

Увеличение производительности кэш-памяти

Формула для среднего времени доступа к памяти в системах с кэш-памятью выглядит следующим образом:
Среднее время доступа = Время обращения при попадании + Доля промахов x Потери при промахе
Эта формула наглядно показывает пути оптимизации работы кэш-памяти: сокращение доли промахов, сокращение потерь при промахе, а также сокращение времени обращения к кэш-памяти при попадании. Ниже на Рисунок 7.3 кратко представлены различные методы, которые используются в настоящее время для увеличения производительности кэш-памяти. Использование тех или иных методов определяется прежде всего целью разработки, при этом конструкторы современных компьютеров заботятся о том, чтобы система оказалась сбалансированной по всем параметрам.

Устанавливаем Forex History Template

Устанавливаем Forex History Template:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Метод	Доля промахов	Потери при промахе	Время обраще-ния при попадании	Слож-ность аппаратуры	Примечания
Увеличение размера блока	+	-		0
Повышение степени ассоциативности	+		-	1
Кэш-память с вспомогательным кэшем	+			2
Псевдоассоциативные кэши	+			2
Аппаратная предварительная выборка команд и данных	+			2	Предварительная выборка данных затруднена
Предварительная выборка под управлением компилятора	+			3	Требует также неблокируемой кэш-памяти
Специальные методы для уменьшения промахов	+			0	Вопрос ПО
Установка приоритетов промахов по чтению над записями		+		1	Просто для однопроцессорных систем
Использование подблоков		+	+	1	Сквозная запись + подблок на 1 слово помогают записям
Пересылка требуемого слова первым		+		2
Неблокируемые кэши		+		3
Кэши второго уровня		+		2	Достаточно дорогое оборудование
Простые кэши малого размера	-		+	0
Обход преобразования адресов во время индексации кэш-памяти			+	2
Конвейеризация операций записи для быстрого попадания при записи			+	1

Увеличение разрядности основной памяти

Увеличение разрядности основной памяти

Кэш-память первого уровня во многих случаях имеет физическую ширину шин данных соответствующую количеству разрядов в слове, поскольку большинство компьютеров выполняют обращения именно к этой единице информации. В системах без кэш-памяти второго уровня ширина шин данных основной памяти часто соответствует ширине шин данных кэш-памяти. Удвоение или учетверение ширины шин кэш-памяти и основной памяти удваивает или учетверяет соответственно полосу пропускания системы памяти.
Реализация более широких шин вызывает необходимость мультиплексирования данных между кэш-памятью и процессором, поскольку основной единицей обработки данных в процессоре все еще остается слово. Эти мультиплексоры оказываются на критическом пути поступления информации в процессор. Кэш-память второго уровня несколько смягчает эту проблему, т.к. в этом случае мультиплексоры могут располагаться между двумя уровнями кэш-памяти, т.е. вносимая ими задержка не столь критична. Другая проблема, связанная с увеличением разрядности памяти, определяется необходимостью определения минимального объема (инкремента) для поэтапного расширения памяти, которое часто выполняется самими пользователями на месте эксплуатации системы. Удвоение или учетверение ширины памяти приводит к удвоению или учетверению этого минимального инкремента. Наконец, имеются проблемы и с организацией коррекции ошибок в системах с широкой памятью.
Примером организации широкой основной памяти является система Alpha AXP 21064, в которой кэш второго уровня, шина памяти и сама память имеют разрядность в 256 бит.

Вам нужно скачивать котировки ProSuit Bid и ProSuit Trade

Ваше окно будет выглядеть следующим образом

Вам нужно скачивать котировки ProSuit Bid и ProSuit Trade

Вам нужно скачивать котировки ProSuit Bid и ProSuit Trade, на свой компьютер, а потом импортировать их в TRADE STATION так же, как мы уже ранее описывали.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

VAX/VMSкластер

Рисунок 11.1. VAX/VMS-кластер

VAX/VMSкластер

Шина связи компьютеров CI (Computer Interconnect) работает со скоростью 70 Мбит/с и используется для соединения компьютеров VAX и контроллеров HSC с помощью коммутатора Star Coupler. Каждая связь CI имеет двойные избыточные линии, две для передачи и две для приема, используя базовую технологию CSMA, которая для устранения коллизий использует специфические для данного узла задержки. Максимальная длина связи CI составляет 45 метров. Звездообразный коммутатор Star Coupler может поддерживать подключение до 32 шин CI, каждая из которых предназначена для подсоединения компьютера VAX или контроллера HSC. Контроллер HSC представляет собой интеллектуальное устройство, которое управляет работой дисковых и ленточных накопителей.
Компьютеры VAX могут объединяться в кластер также посредством локальной сети

Ethernet, используя NI - Network Interconnect (так называемые локальные VAX-кластеры), однако производительность таких систем сравнительно низкая из-за необходимости делить пропускную способность сети Ethernet между компьютерами кластера и другими клиентами сети.
В начале 1992 года компания DEC анонсировала поддержку построения кластера на основе шины DSSI (Digital Storage System Interconnect). На шине DSSI могут объединяться до четырех компьютеров VAX нижнего и среднего класса. Каждый компьютер может поддерживать несколько адаптеров DSSI. Отдельная шина DSSI работает со скоростью 4 Мбайт/с (32 Мбит/с) и допускает подсоединение до 8 устройств. Поддерживаются следующие типы устройств: системный адаптер DSSI, дисковый контроллер серии RF и ленточный контроллер серии TF. DSSI ограничивает расстояние между узлами в кластере 25 метрами.
Во всем мире насчитывалось более 20000 установок VAX-кластеров. Почти все из них построены с использованием шинного интерфейса CI.

Виртуальная память и организация защиты памяти

Временные параметры ДЗУПВ (в последней строке приведены ожидаемые параметры)

Рисунок 7.4. Временные параметры ДЗУПВ (в последней строке приведены ожидаемые параметры)

Очевидно, согласование производительности современных процессоров со скоростью основной памяти вычислительных систем остается на сегодняшний день одной из важнейших проблем. Приведенные в предыдущем разделе методы повышения производительности за счет увеличения размеров кэш-памяти и введения многоуровневой организации кэш-памяти могут оказаться не достаточно эффективными с точки зрения стоимости систем. Поэтому важным направлением современных разработок являются методы повышения полосы пропускания или пропускной способности памяти за счет ее организации, включая специальные методы организации ДЗУПВ.
Хотя для организации кэш-памяти в большей степени важно уменьшение задержки памяти, чем увеличение полосы пропускания. Однако при увеличении полосы пропускания памяти возможно увеличение размера блоков кэш-памяти без заметного увеличения потерь при промахах.
Основными методами увеличения полосы пропускания памяти являются: увеличение разрядности или "ширины" памяти, использование расслоения памяти, использование независимых банков памяти, обеспечение режима бесконфликтного обращения к банкам памяти, использование специальных режимов работы динамических микросхем памяти.

Все загрузилось

Ваше окно будет выглядеть следующим образом
После чего ваше окно будет выглядеть следующим образом:

При необходимости, вы можете активизировать и другие Templates

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Введение в компьютерный анализ

Все загрузилось

Все загрузилось !

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выбираем

Введение в компьютерный анализ
За последние 20 лет для работы на валютных, фондовых и фьючерсных рынках было разработано большое число интеллектуального программного обеспечения по техническому анализу, способного принимать и анализировать поступающие с рынков данные в режиме реального времени.
Сегодня без применения сложных компьютерных программ технического анализа, показывающих изменения рыночной ситуации в реальном времени,
немыслима нормальная работа ни одного трейдера. Графики, которые трейдеры раньше были вынуждены рисовать вручную (что сейчас и представить-то невозможно), теперь автоматически обновляются на компьютерном мониторе, где могут быть моментально переконфигурированы. Быстрые и мощные персональные компьютеры сейчас доступны любому, кто собирается работать на рынке.
Готовые к немедленному применению пакеты программ позволяют современному трейдеру быстро и просто вычислять любые индикаторы, в том числе и те, которые могут быть придуманы в будущем, для чего используются встроенные языки программирования. Эти индикаторы могут быть легко и быстро выведены на монитор путем нажатия одной-двух клавиш.
К сожалению, существует значительный провал между инструкциями, сопровождающими аналитическое программное обеспечение, и тем, что пользователь действительно обязан знать для эффективной торговли. Большинство описаний к программному обеспечению предназначены только для того, чтобы научить пользо-
вателя получать корректное техническое исследование на экране и затем, в лучшем случае, предложить параграф - другой об основных целях и применении индикаторов.
В задачу нашего курса не входит пересказ имеющейся литературы, поэтому для более глубокого изучения методов компьютерного анализа мы отсылаем Вас к книге Чарльза Лебо и Дэвида Лукаса "Компьютерный анализ фьючерсных" рынков,
которую прилагаем в электронном виде к настоящему курсу лекций. Эта книга подробно объясняет наиболее популярные и полезные технические индикаторы, вычисляемые компьютером.
Компьютерный анализ занимается исследованием рынков, используя методы технического анализа с применением современных компьютерных программ. В основе компьютерного анализа рынка лежит несколько основополагающих математических теорий и положений, в частности:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выбираем AO-FX

Выбираем

Выбираем:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выбираем нужный символ

Выбираем AO-FX

Выбираем AO-FX:

Далее повторяем то же самое для британского фунта:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выбрать цвет окна

Выбираем нужный символ

Теперь, для того, чтобы открыть любой график в OMEGA TS, достаточно выделить требуемый символ в окне Format Symbol (через щелчок правой кнопкой мыши в рабочем окне или через панель OMEGA TS):

Выбираем нужный символ:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выделите все валюты и жмите ОК

Выбрать цвет окна
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 29
Выбрать цвет окна:

фонта:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Выполнение по предположению (speculation)

Выполнение по предположению (speculation)

Поддерживаемое аппаратурой выполнение по предположению позволяет выполнить команду до момента определения направления условного перехода, от которого данная команда зависит. Это снижает потери, которые возникают при наличии в программе зависимостей по управлению. Чтобы понять, почему выполнение по предположению оказывается полезным, рассмотрим следующий простой пример программного кода, который реализует проход по связанному списку и инкрементирование каждого элемента этого списка:
for (p=head; p <> nil; *p=*p.next) {
*p.value = *p.value+1;
}
Подобно циклам for, с которыми мы встречались в более ранних разделах, разворачивание этого цикла не увеличит степени доступного параллелизма уровня команд. Действительно, каждая развернутая итерация будет содержать оператор if и выход из цикла. Ниже приведена последовательность команд в предположении, что значение head находится в регистре R4, который используется для хранения p, и что каждый элемент списка состоит из поля значения и следующего за ним поля указателя. Проверка размещается внизу так, что на каждой итерации цикла выполняется только один переход.
J looptest
start: LW R5,0(R4)
ADDI R5,R5,#1
SW 0(R4),R5
LW R4,4(R4)
looptest: BNEZ R4,start
Развернув цикл однажды можно видеть, что разворачивание в данном случае не помогает:
J looptest
start: LW R5,0(R4)
ADDI R5,R5,#1
SW 0(R4),R5
LW R4,4(R4)
BNEZ R4,end
LW R5,0(R4)
ADDI R5,R5,#1
SW 0(R4),R5
LW R4,4(R4)
looptest: BNEZ R4,start
end:
Даже прогнозируя направление перехода мы не можем выполнять с перекрытием команды из двух разных итераций цикла, и условные команды в любом случае здесь не помогут. Имеются несколько сложных моментов для выявления параллелизма из этого развернутого цикла:

Первая команда в итерации цикла (LW R5,0(R4)) зависит по управлению от обоих условных переходов. Таким образом, команда не может выполняться успешно (и безопасно) до тех пор, пока мы не узнаем исходы команд перехода.

Вторая и третья команды в итерации цикла зависят по данным от первой команды цикла.

Четвертая команда в каждой итерации цикла (LW R4,4(R4)) зависит по управлению от обоих переходов и антизависит от непосредственно предшествующей ей команды SW.

Последняя команда итерации цикла зависит от четвертой. Вместе эти условия означают, что мы не можем совмещать выполнение никаких команд между последовательными итерациями цикла! Имеется небольшая возможность совмещения посредством переименования регистров либо аппаратными, либо программными средствами, если цикл развернут, так что вторая загрузка более не антизависит от SW и может быть перенесена выше.

В альтернативном варианте, при выполнении по предположению, что переход не будет выполняться, мы можем попытаться совместить выполнение последовательных итераций цикла. Действительно, это в точности то, что делает компилятор с планированием трасс. Когда направление переходов может прогнозироваться во время компиляции, и компилятор может найти команды, которые он может безопасно перенести на место перед точкой перехода, решение, базирующееся на технологии компилятора, идеально. Эти два условия являются ключевыми ограничениями для выявления параллелизма уровня команд статически с помощью компилятора. Рассмотрим развернутый выше цикл. Переход просто трудно прогнозируем, поскольку частота, с которой он является выполняемым, зависит от длины списка, по которому осуществляется проход. Кроме того, мы не можем безопасно перенести команду загрузки через переход, поскольку, если содержимое R4 равно nil, то команда загрузки слова, которая использует R4 как базовый регистр, гарантированно приведет к ошибке и обычно сгенерирует исключительную ситуацию по защите. Во многих системах значение nil реализуется с помощью указателя на неиспользуемую страницу виртуальной памяти, что обеспечивает ловушку (trap) при обращении по нему. Такое решение хорошо для универсальной схемы обнаружения указателей на nil, но в данном случае это не очень помогает, поскольку мы можем регулярно генерировать эту исключительную ситуацию, и стоимость обработки исключительной ситуации плюс уничтожения результатов выполнения по предположению будет огромной.
Чтобы преодолеть эти сложности, машина может иметь в своем составе специальные аппаратные средства поддержки выполнения по предположению. Эта методика позволяет машине выполнять команду, которая может быть зависимой по управлению, и избежать любых последствий выполнения этой команды (включая исключительные ситуации), если окажется, что в действительности команда не должна выполняться. Таким образом выполнение по предположению, подобно условным командам, позволяет преодолеть два сложных момента, которые могут возникнуть при более раннем выполнении команд: возможность появления исключительной ситуации и ненужное изменение состояния машины, вызванное выполнением команды. Кроме того, механизмы выполнения по предположению позволяют выполнять команду даже до момента оценки условия командой условного перехода, что невозможно при условных командах. Конечно, аппаратная поддержка выполнения по предположению достаточно сложна и требует значительных аппаратных ресурсов.
Один из подходов, который был хорошо исследован во множестве исследовательских проектов и используется в той или иной степени в машинах, которые разработаны или находятся на стадии разработки в настоящее время, заключается в объединении аппаратных средств динамического планирования и выполнения по предположению. В определенной степени подобную работу делала и IBM 360/91, поскольку она могла использовать средства прогнозирования направления переходов для выборки команд и назначения этих команд на станции резервирования. Механизмы, допускающие выполнение по предположению, идут дальше и позволяют действительно выполнять эти команды, а также другие команды, зависящие от команд, выполняющихся по предположению. Как и для алгоритма Томасуло, поясним аппаратное выполнение по предположению на примере устройства плавающей точки, но все идеи естественно применимы и для целочисленного устройства.
Аппаратура, реализующая алгоритм Томасуло, может быть расширена для обеспечения поддержки выполнения по предположению. С этой целью необходимо отделить средства пересылки результатов команд, которые требуются для выполнения по предположению некоторой команды, от механизма действительного завершения команды. Имея такое разделение функций, мы можем допустить выполнение команды и пересылать ее результаты другим командам, не позволяя ей однако делать никакие обновления состояния машины, которые не могут быть ликвидированы, до тех пор, пока мы не узнаем, что команда должна безусловно выполниться. Использование цепей ускоренной пересылки также подобно выполнению по предположению чтения регистра, поскольку мы не знаем, обеспечивает ли команда, формирующая значение регистра-источника, корректный результат до тех пор, пока ее выполнение не станет безусловным. Если команда, выполняемая по предположению, становится безусловной, ей разрешается обновить регистровый файл или память. Этот дополнительный этап выполнения команд обычно называется стадией фиксации результатов команды (instruction commit).
Главная идея, лежащая в основе реализации выполнения по предположению, заключается в разрешении неупорядоченного выполнения команд, но в строгом соблюдении порядка фиксации результатов и предотвращением любого безвозвратного действия (например, обновления состояния или приема исключительной ситуации) до тех пор, пока результат команды не фиксируется. В простом конвейере с выдачей одиночных команд мы могли бы гарантировать, что команда фиксируется в порядке, предписанном программой, и только после проверки отсутствия исключительной ситуации, вырабатываемой этой командой, просто посредством переноса этапа записи результата в конец конвейера. Когда мы добавляем механизм выполнения по предположению, мы должны отделить процесс фиксации команды, поскольку он может произойти намного позже, чем в простом конвейере. Добавление к последовательности выполнения команды этой фазы фиксации требует некоторых изменений в последовательности действий, а также в дополнительного набора аппаратных буферов, которые хранят результаты команд, которые завершили выполнение, но результаты которых еще не зафиксированы. Этот аппаратный буфер, который можно назвать буфером переупорядочивания, используется также для передачи результатов между командами, которые могут выполняться по предположению.
Буфер переупорядочивания предоставляет дополнительные виртуальные регистры точно так же, как станции резервирования в алгоритме Томасуло расширяют набор регистров. Буфер переупорядочивания хранит результат некоторой операции в промежутке времени от момента завершения операции, связанной с этой командой, до момента фиксации результатов команды. Поэтому буфер переупорядочивания является источником операндов для команд, точно также как станции резервирования обеспечивают промежуточное хранение и передачу операндов в алгоритме Томасуло. Основная разница заключается в том, что когда в алгоритме Томасуло команда записывает свой результат, любая последующая выдаваемая команда будет выбирать этот результат из регистрового файла. При выполнении по предположению регистровый файл не обновляется до тех пор, пока команда не фиксируется (и мы знаем определенно, что команда должна выполняться); таким образом, буфер переупорядочивания поставляет операнды в интервале между завершением выполнения и фиксацией результатов команды. Буфер переупорядочивания не похож на буфер записи в алгоритме Томасуло, и в нашем примере функции буфера записи интегрированы с буфером переупорядочивания только с целью упрощения. Поскольку буфер переупорядочивания отвечает за хранение результатов до момента их записи в регистры, он также выполняет функции буфера загрузки.
Каждая строка в буфере переупорядочивания содержит три поля: поле типа команды, поле места назначения (результата) и поле значения. Поле типа команды определяет, является ли команда условным переходом (для которого отсутствует место назначения результата), командой записи (которая в качестве места назначения результата использует адрес памяти) или регистровой операцией (команда АЛУ или команда загрузки, в которых местом назначения результата является регистр). Поле назначения обеспечивает хранение номера регистра (для команд загрузки и АЛУ) или адрес памяти (для команд записи), в который должен быть записан результат команды. Поле значения используется для хранения результата операции до момента фиксации результата команды. На Рисунок 6.19 показана аппаратная структура машины с буфером переупорядочивания. Буфер переупорядочивания полностью заменяет буфера загрузки и записи. Хотя функция переименования станций резервирования заменена буфером переупорядочивания, нам все еще необходимо некоторое место для буферизации операций (и операндов) между моментом их выдачи и началом выполнения. Эту функцию выполняют регистровые станции резервирования. Поскольку каждая команда имеет позицию в буфере переупорядочивания до тех пор, пока она не будет зафиксирована (и результаты не будут отправлены в регистровый файл), результат тегируется посредством номера строки буфера переупорядочивания, а не номером станции резервирования. Это требует, чтобы номер строки буфера переупорядочивания, присвоенный команде, отслеживался станцией резервирования.
Ниже перечислены четыре этапа выполнение команды:

Выдача. Получает команду из очереди команд плавающей точки. Выдает команду для выполнения, если имеется свободная станция резервирования и свободная строка в буфере переупорядочивания; передает на станцию резервирования операнды, если они находятся в регистрах или в буфере переупорядочивания; и обновляет поля управления для индикации того, что буфера используются. Номер отведенной под результат строки буфера переупорядочивания также записывается в станцию резервирования, так что этот номер может использоваться для тегирования (пометки) результата, когда он помещается на CDB. Если все станции резервирования заполнены, или полон буфер переупорядочивания, выдача команды приостанавливается до тех пор, пока в обоих буферах не появится доступной строки.

Выполнение. Если один или несколько операндов еще не готовы (отсутствуют), осуществляется просмотр CDB (Common Data Bus) и происходит ожидание вычисления значения требуемого регистра. На этом шаге выполняется проверка наличия конфликтов типа RAW. Когда оба операнда оказываются на станции резервирования, происходит вычисление результата операции.

Запись результата. Когда результат вычислен и становится доступным, выполняется его запись на CDB (с посылкой тега буфера переупорядочивания, который был присвоен команде на этапе выдачи для выполнения) и из CDB в буфер переупорядочивания, а также в каждую станцию резервирования, ожидающую этот результат. (Можно было бы также читать результат из буфера переупорядочивания, а не из CDB, точно также, как централизованная схема управления (scoreboard) читает результаты из регистров, а не с шины завершения). Станция резервирования помечается как свободная.

Фиксация. Когда команда достигает головы буфера переупорядочивания и ее результат присутствует в буфере, соответствующий регистр обновляется значением результата (или выполняется запись в память, если операция - запись в память), и команда изымается из буфера переупорядочивания.

Высокая готовность

Высокая готовность.

Если происходит отказ одного из VAX-компьютеров, задания его пользователей автоматически могут быть перенесены на другой компьютер кластера. Если в системе имеется несколько контроллеров внешних накопителей и один из них отказывает, другие контроллеры автоматически подхватывают его работу.

Высокая готовность

Высокая готовность.

Если происходит отказ одного из VAX-компьютеров, задания его пользователей автоматически могут быть перенесены на другой компьютер кластера. Если в системе имеется несколько контроллеров HSC и один из них отказывает, другие контроллеры HSC автоматически подхватывают его работу.

Высокая пропускная способность

Высокая пропускная способность.

Ряд прикладных систем могут пользоваться возможностью параллельного выполнения заданий на нескольких компьютерах кластера.

Высокая пропускная способность

Высокая пропускная способность

. Ряд прикладных систем могут пользоваться возможностью параллельного выполнения заданий на нескольких компьютерах кластера.

ВЫ УСПЕШНО НАСТРОИЛИ OMEGA PRO SUIT 2000i

Выделите все валюты и жмите ОК

Выделите все валюты и жмите ОК:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Вы увидите следующую картину

ВЫ УСПЕШНО НАСТРОИЛИ OMEGA PRO SUIT 2000i

ПОЗДРАВЛЯЕМ,
ВЫ УСПЕШНО НАСТРОИЛИ OMEGA PRO SUIT 2000i И ГОТОВЫ ПРИСТУПИТЬ К РАБОТЕ НА FOREX

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В настоящее время в США зарегистрировано 9 ECN

Вы увидите следующую картину

Вы увидите следующую картину:

Меняя настройки, вы можете получить любое нужное Вам изображение графика.
Например, нажав на кнопку Bar Chart вы получите график в виде баров.

Вы увидите следующую картину

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В открывшемся окне в Category

В настоящее время в США зарегистрировано 9 ECN

По американским законам ECN может регистрироваться и как брокер, и как биржа. В первую очередь в ECN ищется встречная парная заявка (если найдена, то обе заявки исполняются - "парируются"). На этом уровне с функциональной точки зрения ECN выступает в качестве биржи. Если парной заявки не найдено, то клиентская заявка выводится на открытый рынок, и здесь ECN выступает как брокер.
В настоящее время в США зарегистрировано 9 ECN:
Instinet, Island, REDI, Tradebook, Archipelago, BRUT (BRASS Utility), NexTrade,
Strike и Attain, причем NexTrade уже прошла регистрацию в SEC как полноценная коммерческая биржа, а Instinet и Archipelago подали соответствующие заявки. В Европе наиболее известна TradePoint (Великобритания).
Большинство брокеров часто исполняют заявки своих клиентов внутри собственных клиринговых систем, проводя взаимозачет в рамках потока встречных заявок на покупку и продажу. То есть заявка клиента может вообще не выводиться на рынок. При этом в случае выставления маркет - ордера клиент не может быть уверен, что его заявка исполнена по наилучшей цене, тем более если у него нет доступа к котировкам в реальном времени и он не может проконтролировать текущую цену рынка.
Электронная система прямого доступа к рынку.
E - DAT - electronic direct access system - предполагает вывод заявки на рынок и позволяет клиенту самостоятельно управлять размещением своего ордера, включая выбор торговой площадки, возможность коррекции параметров ордера, его отмены,
контроль правильности исполнения, получение отчета о сделках и т. д. Заметим, что прямой i доступ - технологическое понятие, С точки зрения старого законодательства,
клиент не может выставлять сделку на бирже от своего имени. К тому же биржа не открывает инвестиционных счетов. Примером системы прямого доступа является ECN. Однако по новым законам они совмещают в себе функции брокера и биржи.
Full - service - брокер.
Классический брокер, представляющий клиенту комплексное обслуживание,
куда входят:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В появившихся окнах жмите ОК

В открывшемся окне в Category

В открывшемся окне в Category выбираем FOREX:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В режиме User defined возможно перемещения графика

В появившихся окнах жмите ОК
В появившихся окнах жмите ОК, ничего страшного не произойдет:

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В результате мы получили график EUR Bid 60 минут

В режиме User defined возможно перемещения графика
Работа с программой OMEGA TRADE STATION 11

Для отображения графика на экране после введенных изменений - нажать клавишу OK.
В режиме User defined возможно перемещения графика по оси Y : нажимая одновременно клавиши Ctrl и стрелка вверх или вниз .
Запись файла Для записи файла с новым именем надо в строке меню выбрать File. Затем в выпадающем меню выбрать Save Workspace As (File => Save Workspace As). В появившемся окне Save As, в строке File name ввести новое имя файла и щелкнуть клавишу Save. Созданный и записанный с новым именем файл будет находится в списке файлов .
Для записи файла со старым именем (сохранить изменения) надо в строке меню выбрать File затем в выпадающем меню выбрать Save Workspace (File => Save Workspace).
Или используя из меню пиктограмм следующие Открытие файла из списка Для открытия файла из списка необходимо в строке меню выбрать File. Затем в выпадающем меню выбрать Open Workspace (File => Open Workspace). В появившемся окне выбрать нужное имя файла, щелкнув по нему мышкой, и нажать мышкой OK .
Или используя из меню пиктограмм следующее Закрытие файла Для закрытия надо в строке меню выбрать File. Затем в выпадающем меню выбрать Close Workspace (File => Close Workspace).
Или используя из меню пиктограмм следующее

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

В списке Bar type выбрать нужный тип графика

В результате мы получили график EUR Bid 60 минут
4.3.1. Инсталляция и установка обновлений 38

В результате мы получили график EUR Bid 60 минут:

Самый простой способ создания нового графика другой валюты – сохранить уже настроенный график под другим именем и изменить настройки валюты на другой символ:

В результате мы получили график EUR Bid 60 минут

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Xтерминалы

X-терминалы

X-терминалы представляют собой комбинацию бездисковых рабочих станций и стандартных ASCII-терминалов. Бездисковые рабочие станции часто применялись в качестве дорогих дисплеев и в этом случае не полностью использовали локальную вычислительную мощь. Одновременно многие пользователи ASCII-терминалов хотели улучшить их характеристики, чтобы получить возможность работы в многооконной системе и графические возможности. Совсем недавно, как только стали доступными очень мощные графические рабочие станции, появилась тенденция применения "подчиненных" X-терминалов, которые используют рабочую станцию в качестве локального сервера.
На компьютерном рынке X-терминалы занимают промежуточное положение между персональными компьютерами и рабочими станциями. Поставщики X-терминалов заявляют, что их изделия более эффективны в стоимостном выражении, чем рабочие станции высокого ценового класса, и предлагают увеличенный уровень производительности по сравнению с персональными компьютерами. Быстрое снижение цен, прогнозируемое иногда в секторе X-терминалов, в настоящее время идет очевидно благодаря обострившейся конкуренции в этом секторе рынка. Многие компании начали активно конкурировать за распределение рынка, а быстрый рост объемных поставок создал предпосылки для создания такого рынка. В настоящее время уже достигнута цена в $1000 для Х-терминалов начального уровня, что делает эту технологию доступной для широкой пользовательской базы.
Как правило, стоимость X-терминалов составляет около половины стоимости сравнимой по конфигурации бездисковой машины и примерно четверть стоимости полностью оснащенной рабочей станции.
Что такое X-терминал?
Типовой X-терминал включает следующие элементы:

Экран высокого разрешения - обычно размером от 14 до 21 дюйма по диагонали;

Микропроцессор на базе Motorola 68xxx или RISC-процессор типа Intel i960, MIPS R3000 или AMD29000;

Отдельный графический сопроцессор в дополнение к основному процессору, поддерживающий двухпроцессорную архитектуру, которая обеспечивает более быстрое рисование на экране и прокручивание экрана;

Базовые системные программы, на которых работает система X-Windows и выполняются сетевые протоколы;

Программное обеспечение сервера X11;

Переменный объем локальной памяти (от 2 до 8 Мбайт) для дисплея, сетевого интерфейса, поддерживающего TCP/IP и другие сетевые протоколы.

Порты для подключения клавиатуры и мыши.

X-терминалы отличаются от ПК и рабочих станций не только тем, что не выполняет функции обычной локальной обработки. Работа X-терминалов зависит от главной (хост) системы, к которой они подключены посредством сети. Для того, чтобы X-терминал мог работать, пользователи должны инсталлировать программное обеспечение многооконного сервера X11 на главном процессоре, выполняющим прикладную задачу (наиболее известная версия X11 Release 5). Х-терминалы отличаются также от стандартных алфавитно-цифровых ASCII и традиционных графических дисплейных терминалов тем, что они могут быть подключены к любой главной системе, которая поддерживает стандарт X-Windows. Более того, локальная вычислительная мощь X-терминала обычно используется для обработки отображения, а не обработки приложений (называемых клиентами), которые выполняются удаленно на главном компьютере (сервере). Вывод такого удаленного приложения просто отображается на экране X-терминала.
Минимальный объем требуемой для работы памяти X-терминала составляет 1 Мбайт, но чаще 2 Мбайта. В зависимости от функциональных возможностей изделия оперативная память может расширяться до 32 Мбайт и более.
Оснащенный стандартной системой X-Windows, X-терминал может отображать на одном и том же экране множество приложений одновременно. Каждое приложение может выполняться в своем окне и пользователь может изменять размеры окон, их месторасположение и манипулировать ими в любом месте экрана.
X-Windows - результат совместной работы Масачусетского технологического института (MIT) и корпорации DEC. Система X-Windows (известная также под именем X) в настоящее время является открытым де-факто стандартом для доступа к множеству одновременно выполняющихся приложений с возможностями многооконного режима и графикой высокого разрешения на интеллектуальных терминалах, персональных компьютерах, рабочих станциях и X-терминалах. Она стала стандартом для обеспечения интероперабельности (переносимости) продуктов многих поставщиков и для организации доступа к множеству приложений. В настоящее время X-Windows является стандартом для разработки пользовательского интерфейса. Более 90% поставщиков UNIX-рабочих станций и многие поставщики персональных компьютеров адаптировали систему X-Windows и применяют в качестве стандарта.

Задержанные переходы

Задержанные переходы

Четвертая схема, которая используется в некоторых машинах называется "задержанным переходом". В задержанном переходе такт выполнения с задержкой перехода длиною n есть:

Загрузка и настройка Forexite Quote Room

В списке Bar type выбрать нужный тип графика

Для того , что бы определить параметры самого графика (тип и цвет баров) необходимо нажать вкладку Style. В появившемся окне выставить нужные параметры.

В списке Bar type выбрать нужный тип графика .

Используя параметры Bar components,
Component color и Component weight определить вид выдаваемого графика.

Нажав вкладку Scaling получим окно:

Изменение масштаба по оси Y :
линейный масштаб- пометить точкой параметр Linear ; логарифмический масштаб– пометить точкой параметр Semi-Log.
Изменения диапазона отображения графика по оси Y: на весь экран –
пометить точкой параметр Screen;
задать фиксированные границы интервала - пометить точкой параметр User defined и задать максимальное (Maximum) и минимальное (Minimum)
значение цены.

В списке Bar type выбрать нужный тип графика

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Зарубежные брокеры

Загрузка и настройка Forexite Quote Room
D. Загрузка и настройка Forexite Quote Room для получения On-line котировок Загрузите с сайта http://www.forexite.com последнюю версию Forexite Quote Room, бесплатно зарегистрируйтесь на сайте, получите ID номер и инсталлируйте программу на свой компьютер. После запуска программы вы должны увидеть следующие окна:

Загрузка и настройка Forexite Quote Room

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Зависимости

Зависимости

Чтобы точно определить, что мы понимаем под параллелизмом уровня цикла и параллелизмом уровня команд, а также для количественного определения степени доступного параллелизма, мы должны определить, что такое параллельные команды и параллельные циклы. Начнем с объяснения того, что такое пара параллельных команд. Две команды являются параллельными, если они могут выполняться в конвейере одновременно без приостановок, предполагая, что конвейер имеет достаточно ресурсов (структурные конфликты отсутствуют).
Поэтому, если между двумя командами существует взаимозависимость, то они не являются параллельными. Имеется три типа зависимостей: зависимости по данным, зависимости по именам и зависимости по управлению. Команда j зависит по данным от команды i, если имеет место любое из следующих условий:

команда i вырабатывает результат, который использует команда j

команда j является зависимой по данным от команды k, а команда k является зависимой по данным от команды i

Второе условие просто означает, что одна команда зависит от другой, если между этими двумя командами имеется цепочка зависимостей первого типа. Эта цепочка зависимостей может быть длиною во всю программу.
Если две команды являются зависимыми по данным, они не могут выполняться одновременно или полностью совмещено. Зависимость по данным предполагает, что между двумя командами имеется цепочка из одного или нескольких конфликтов типа RAW. Одновременное выполнение таких команд требует создания машины с внутренними схемами блокировок конвейера, обеспечивающих обнаружение конфликтов и уменьшение времени приостановок или полное устранение перекрытия. В машине без внутренних блокировок, которые базируются на программном планировании работы конвейера компилятором, компилятор не может спланировать зависимые команды так, чтобы они полностью совмещались, поскольку в противном случае программа не будет выполняться правильно. Наличие зависимостей по данным в последовательности команд отражает зависимость по данным в исходном тексте программы, на основании которого она генерировалась. Эффект первоначальной зависимости по данным должен сохраняться.
Зависимости являются свойством программ. Приведет ли данная зависимость к обнаруживаемому конфликту и вызовет ли данный конфликт реальную приостановку конвейера, зависит от организации конвейера. Действительно, многие методы, рассматриваемые в этой главе, позволяют обойти конфликты или обойти необходимость приостановки конвейера в случае возникновения конфликта, при сохранении зависимости. Важность зависимостей по данным заключается в том, что именно они устанавливают верхнюю границу степени параллелизма, который вероятно может быть использован. Наличие зависимостей по данным означает также, что результаты должны вычисляться в определенном порядке, поскольку более поздняя команда зависит от результата предыдущей.
Данные могут передаваться от команды к команде либо через регистры, либо через ячейки памяти. Когда данные передаются через регистры, обнаружение зависимостей значительно упрощается, поскольку имена регистров зафиксированы в командах (хотя этот процесс становится более сложным, если вмешиваются условные переходы). Зависимости по данным, которые передаются через ячейки памяти, обнаружить значительно сложнее, поскольку два адреса могут относиться к одной и той же ячейке памяти, но внешне выглядят по разному (например, 100(R4) и 20(R6) могут определять один и тот же адрес). Кроме того, эффективный адрес команды загрузки или записи может меняться от одного выполнения команды к другому (так что 20(R4) и 20(R4) будут определять разные адреса), еще больше усложняя обнаружение зависимости. В этой главе мы рассмотрим как аппаратные, так и программные методы обнаружения зависимостей по данным, которые связаны с ячейками памяти. Методы компиляции для обнаружения таких зависимостей являются очень важными при выявлении параллелизма уровня

цикла.
Вторым типом зависимостей в программах являются зависимости по именам. Зависимости по именам возникают когда две команды используют одно и то же имя (либо регистра, либо ячейки памяти), но при отсутствии передачи данных между командами. Имеется два типа зависимости имен между командой i, которая предшествует команде j в программе:

Антизависимость между командой i и командой j возникает тогда, когда команда j записывает в регистр или ячейку памяти, который(ую) команда i считывает и команда i выполняется первой. Антизависимость соответствует конфликту типа WAR, и обнаружение конфликтов типа WAR означает упорядочивание выполнения пары команд с антизависимостью.

Зависимость по выходу возникает когда команда i и команда j записывают результат в один и тот же регистр или в одну и ту же ячейку памяти. Порядок выполнения этих команд должен сохраняться. Зависимости по выходу сохраняются путем обнаружения конфликтов типа WAW.

Как антизависимости, так и зависимости по выходу являются зависимостями по именам, в отличие от истинных зависимостей по данным, поскольку в них отсутствует передача данных от одной команды к другой. Это означает, что команды, связанные зависимостью по именам, могут выполняться одновременно или могут быть переупорядочены, если имя (номер регистра или адрес ячейки памяти), используемое в командах изменяется так, что команды не конфликтуют. Это переименование может быть выполнено более просто для регистровых операндов и называется переименованием регистров (register renaming). Переименование регистров может выполняться либо статически компилятором, или динамически аппаратными средствами.
В качестве примера рассмотрим следующую последовательность команд:
ADD R1,R2,R3
SUB R2,R3,R4
AND R5,R1,R2
OR R1,R3,R4
В этой последовательности имеется антизависимость по регистру R2 между командами ADD и SUB, которая может привести к конфликту типа WAR. Ее можно устранить путем переименования регистра результата команды SUB, например, на R6 и изменения всех последующих команд, которые используют результат команды вычитания, для использования этого регистра R6 (в данном случае это только последний операнд в команде AND). Использование R1 в команде OR приводит как к зависимости по выходу с командой ADD, так и к антизависимости между командами ADD и AND. Обе зависимости могут быть устранены путем замены регистра результата либо команды ADD, либо команды OR. В первом случае должна измениться каждая команда, которая использует результат команды ADD прежде чем команда OR запишет в регистр R1 (а именно, второй операнд команды AND в данном примере). Во втором случае при замене регистра результата команды OR, все последующие команды, использующие ее результат, должны также измениться. Альтернативой переименованию в процессе компиляции является аппаратное переименование регистров, которое может быть использовано в ситуациях, когда возникают условные переходы, которые возможно сложны или невозможны для анализа компилятором; в следующем разделе эта методика обсуждается более подробно.
Последним типом зависимостей являются зависимости по управлению. Зависимости по управлению определяют порядок команд по отношению к команде условного перехода так, что команды, не являющиеся командами перехода, выполняются только когда они должны выполняться. Каждая команда в программе является зависимой по управлению от некоторого набора условных переходов и, в общем случае, эти зависимости по управлению должны сохраняться. Одним из наиболее простых примеров зависимости по управлению является зависимость операторов, находящихся в части "then" оператора условного перехода if. Например, в последовательности кода:
if p1 {
S1;
};
if p2 {
S2;
}
S1 является зависимым по управлению от p1, а S2 зависит по управлению от p2 и не зависит от p1.
Имеются два ограничения, связанные с зависимостями по управлению:

Команда, которая зависит по управлению от условного перехода, не может быть в результате перемещения поставлена перед командой условного перехода так, что ее выполнение более не управлялось бы этим условным переходом. Например, мы не можем взять команду из части "then" оператора if и поставить ее перед оператором if.

Команда, которая не является зависимой по управлению от команды условного перехода, не может быть поставлена после команды условного перехода так, что ее выполнение станет управляться этим условным переходом. Например, мы не можем взять оператор, стоящий перед оператором if и перенести его в часть "then" условного оператора.

Следующий пример иллюстрирует эти два ограничения:
ADD R1,R2,R3
BEQZ R12,skipnext
SUB R4,R5,R6
skipnext: OR R7,R1,R9
MULT R13,R1,R4
В этой последовательности команд имеются следующие зависимости по управлению (предполагается, что переходы не задерживаются). Команда SUB зависит по управлению от команды BEQZ, поскольку изменение порядка следования этих команд изменит и результат вычислений. Если поставить команду SUB перед командой условного перехода, результат команды MULT не будет тем же самым, что и в случае, когда условный переход является выполняемым. Аналогично, команда ADD не может быть поставлена после команды условного перехода, поскольку это приведет к изменению результата команды MULT, когда переход является выполняемым. Команда OR не является зависимой по управлению от условного перехода, поскольку она выполняется независимо от того, является ли переход выполняемым или нет. Поскольку команда OR не зависит по данным от предшествующих команд и не зависит по управлению от команды условного перехода, она может быть поставлена перед командой условного перехода, что не приведет к изменению значения, вычисляемого этой последовательностью команд. Конечно это предполагает, что команда OR не вызывает никаких побочных эффектов (например, возникновения исключительной ситуации). Если мы хотим переупорядочить команды с подобными потенциальными побочными эффектами, требуется дополнительный анализ компилятором или дополнительная аппаратная поддержка.
Обычно зависимости по управлению сохраняются посредством двух свойств простых конвейеров, подобных рассмотренным в предыдущей главе. Во-первых, команды выполняются в порядке, предписанном программой. Это гарантирует, что команда, стоящая перед командой условного перехода, выполняется перед переходом; таким образом, команда ADD в выше приведенной последовательности будет выполняться перед условным переходом. Во-вторых, средства обнаружения конфликтов по управлению или конфликтов условных переходов гарантируют, что команда, зависимая по управлению от условного перехода, не будет выполняться до тех пор, пока не известно направление условного перехода. В частности команда SUB не будет выполняться до тех пор, пока машина не определит, что условный переход является невыполняемым.
Хотя сохранение зависимостей по управлению является полезным и простым способом обеспечения корректности программы, сама по себе зависимость по управлению не является фундаментальным ограничением производительности. Возможно мы были бы рады выполнять команды, которые не должны выполняться, тем самым нарушая зависимости по управлению, если бы могли это делать не нарушая корректность программы. Зависимость по управлению не является критическим свойством, которое должно сохраняться. В действительности, двумя свойствами, которые являются критичными с точки зрения корректности программы и которые обычно сохраняются посредством зависимостей по управлению, являются поведение исключительных ситуаций (exception behavior) и поток данных (data flow).
Сохранение поведения исключительных ситуаций означает, что любые изменения в порядке выполнения команд не должны менять условия возникновения исключительных ситуаций в программе. Часто это требование можно смягчить: переупорядочивание выполнения команд не должно приводить к появлению в программе новых исключительных ситуаций. Простой пример показывает как поддержка зависимостей по управлению может сохранить эти ситуации. Рассмотрим кодовую последовательность:
BEQZ R2,L1
LW R1,0(R2)
L1:
В данном случае, если мы игнорируем зависимость по управлению и ставим команду загрузки перед командой условного перехода, команда загрузки может вызвать исключительную ситуацию по защите памяти. Заметим, что здесь зависимость по данным, которая препятствует перестановке команд BEQZ и LW, отсутствует, это только зависимость по управлению. Подобная ситуация может возникнуть и при выполнении операции с ПТ, которая может вызвать исключительную ситуацию. В любом случае, если переход выполняется, то исключительная ситуация не возникнет, если команда не ставится выше команды условного перехода. Чтобы разрешить переупорядочивание команд мы хотели бы как раз игнорировать исключительную ситуацию, если переход не выполняется. В разд. 6.7 мы рассмотрим два метода, выполнение по предположению и условные команды, которые позволяют нам справиться с этой проблемой.
Вторым свойством, сохраняемым с помощью поддержки зависимостей по управлению, является поток данных. Поток данных представляет собой действительный поток данных между командами, которые вырабатывают результаты, и командами, которые эти результаты используют. Условные переходы делают поток данных динамическим, поскольку они позволяют данным для конкретной команды поступать из многих точек (источников). Рассмотрим следующую последовательность команд:
ADD R1,R2,R3
BEQZ R4,L
SUB R1,R5,R6
L: OR R7,R1,R8
В этом примере значение R1, используемое командой OR, зависит от того, выполняется или не выполняется условный переход. Одной зависимости по данным не достаточно для сохранения корректности программы, поскольку она имеет дело только со статическим порядком чтения и записи. Таким образом, хотя команда OR зависит по данным как от команды ADD, так и от команды SUB, этого недостаточно для корректного выполнения. Когда выполняются команды, должен сохраняться поток данных: если переход не выполняется, то команда OR должна использовать значение R1, вычисленное командой SUB, а если переход выполняется - значение R1, вычисленное командой ADD. Перестановка команды SUB на место перед командой условного перехода не меняет статической зависимости, но она определенно повлияет на поток данных и таким образом приведет к некорректному выполнению. При сохранении зависимости по управлению команды SUB от условного перехода, мы предотвращаем незаконное изменение потока данных. Выполнение команд по предположению и условные команды, которые помогают решить проблему исключительных ситуаций, позволяют также изменить зависимость по управлению, поддерживая при этом правильный поток данных (разд. 6.7).
Иногда мы можем определить, что устранение зависимости по управлению, не может повлиять на поведение исключительных ситуаций, либо на поток данных. Рассмотрим слегка модифицированную последовательность команд:
ADD R1,R2,R3
BEQZ R12,skipnext
SUB R4,R5,R6
ADD R5,R4,R9
skipnext: OR R7,R8,R9
Предположим, что мы знаем, что регистр результата команды SUB (R4) не используется после команды, помеченной меткой skipnext. (Свойство, определяющее, будет ли значение использоваться последующими командами, называется живучестью (liveness) и мы вскоре определим его более формально). Если бы регистр R4 не использовался, то изменение значения R4 прямо перед выполнением условного перехода не повлияло бы на поток данных. Таким образом, если бы регистр R4 не использовался и команда SUB не могла выработать исключительную ситуацию, мы могли бы поместить команду SUB на место перед командой условного перехода, поскольку на результат программы это изменение не влияет. Если переход выполняется, команда SUB выполнится и будет бесполезна, но она не повлияет на результат программы. Этот тип планирования кода иногда называется планированием по предположению (speculation), поскольку компилятор в основном делает ставку на исход условного перехода; в данном случае предполагается, что условный переход обычно является невыполняемым. Более амбициозные механизмы планирования по предположению в компиляторах обсуждаются в разд. 6.7.
Механизмы задержанных переходов, которые мы рассматривали в предыдущей главе, могут использоваться для уменьшения простоев, возникающих по вине условных переходов, и иногда позволяют использовать планирование по предположению для оптимизации задержек переходов.
Зависимости по управлению сохраняются путем реализации схемы обнаружения конфликта по управлению, которая приводит к приостановке конвейера по управлению. Приостановки по управлению могут устраняться или уменьшаться множеством аппаратных и программных методов. Например, задержанные переходы могут уменьшать приостановки, возникающие в результате конфликтов по управлению. Другие методы уменьшения приостановок, вызванных конфликтами по управлению включают разворачивание циклов, преобразование условных переходов в условно выполняемые команды и планирование по предположению, выполняемое с помощью компилятора или аппаратуры. В данной главе будут рассмотрены большинство этих методов.

За кулисами FOREX. Что такое SFA?

Зарубежные брокеры

Зарубежные брокеры Американские онлайн-брокеры Как уже было сказано, все американские он-лайн брокеры для оказания своих услуг не применяют специального программного обеспечения, а обходятся своим сайтом в сети Интернет. Поэтому основные различая между брокерами, заключаются в размере комиссионных, минимальном депозите и ассортименте финансовых инструментов, которые они могут предложить. Ниже приведен список основных интернет-брокеров США.

Зарубежные брокеры

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

За кулисами FOREX. Что такое SFA? 2

За кулисами FOREX. Что такое SFA?
За кулисами FOREX. Что такое SFA?
SFA - регулирующая организация, организованная согласно Закона о Финансовых Услугах от 1986 года с целью регулировать работу членов инвестиционных рынков. SFA регулируются около 1,350 фирм.
Securities and Futures Authority (SFA) регулирует фирмы, занимающиеся ценными бумагами и фьючерсами в секторе финансовых услуг. Цель организации состоит в том, чтобы инвесторы имели твердую уверенность в безопасности работы с фирмами, находящимися под ее контролем. SFA проверяет эти фирмы на честность сделок и справедливость по отношению к инвесторам, а также на наличие устойчивого финансового положения и квалифицированного менеджмента.
SFA подотчетно FSA (Financial Services Authority). FSA (ранее известная как Securities and Investments Board) была организована, чтобы наблюдать за выполнением Закона о Финансовых Услугах, который требует обязательного лицензирования инвестиционного бизнеса. Эта регулирующая система координирует и отслеживает все формы бизнеса в сфере инвестиций. Другие подотчетные FSA подразделения – это PIA (Personal Investment Authority),
IMRO (Investment Management Regulatory Organisation) и другие. В настоящее время проводятся фундаментальные изменения системы регулирования,
которые включат SFA и другие подразделения, входящие в FSA, в единый регулирующий орган.
Фирмы, регулируемые SFA, производят сделки, либо осуществляют консалтинговую деятельность на рынке ценных бумаг или их производных.
Сюда входят акции, облигации, опционы, корпоративные финансы,
финансовые фьючерсы и срочные товарные фьючерсы на металлы, нефть,
зерно, кофе и другие. Эти фирмы работают как на биржах Великобритании, так и за ее пределами. Их доходы оказывают существенное содействие британской экономике.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

За кулисами FOREX. Что такое SFA? 3

За кулисами FOREX. Что такое SFA? 2

Около 1,350 фирм находятся под наблюдением SFA. Многие из них имеют долгую и успешную деловую родословную; другие же - более новые предприятия, созданные благодаря спросу на новые или специальные программы и услуги. Приблизительно половина - британские фирмы.
Остальные - компании из Северной Америки, Японии и Западной Европы, с отделениями в Великобритании.
Когда инвестиционная компания запрашивает разрешение на работу в Соединенном Королевстве, она всегда проходит проверку у SFA и соглашается с дальнейшим регулированием своей деятельности этой организацией.
Каким образом осуществляется регулирование.
Рассмотрение кандидатуры – определяется соответствие проводимой фирмой деятельности инвестиционному бизнесу.
Наблюдение - деятельность фирмы отслеживается различными способами,
включая визиты инспекторов, анализ финансовых отчетов и ежедневных сделок, а также разбор жалоб инвесторов.
Проверка - расследуются возможные злоупотребления с применением штрафных санкций к фирмам и лицам, нанятым этими фирмами Сопровождение бизнеса – разработка правил предоставления соответствующих услуг инвесторам.
Оценка финансовых рисков – оценивается политика фирмы в плане управления рисками, а также практические действия фирмы по их покрытию.
Когда фирма получает разрешение SFA, ей присваивается номер (SIB Reference Number), по которому можно легко проверить в Регистре, какая именно деятельность ей разрешена и другие подробности.
Например, так выглядят данные на известную в СНГ брокерскую фирму Gni Ltd:
SIB Reference number : 114266
Name of Firm : Gni Ltd

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

Журнализация файловой системы

Журнализация файловой системы

Следствием журнализации изменений файловой системы является то, что файлы всегда находятся в готовом для использования состоянии. Когда система отказывает, журнализованная файловая система гарантирует, что файлы сохранены в последнем согласованном состоянии. Это позволяет осуществлять переключение на резервную систему без какой-либо порчи данных, а также либо вообще без каких-либо потерь данных, либо с потерей только одной последней транзакции. Такой подход отличается от систем, которые осуществляют журнализацию только метаданных файловой системы - процедура, которая помогает управлять целостностью файловой системы, но не целостностью данных.

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг

За кулисами FOREX. Что такое SFA? 3

За кулисами FOREX. Что такое SFA? 3

Principal Place of Business :
4th Floor Atrium Building Cannon Bridge, 25 Dowgate Hill London EC4R 2GN Tel. 020 7337 3500
Status : AUTHORISED Status applies from 29/04/1988
UK Authorised ISD Firm Member of SFA Membership Ref. 7971
Under FSA Section 7
Able To Hold Client Money For Fsa Investment Business Permitted business areas:
Bullion Market Participant Able To Hold Client Money Non-Private Clients Private Clients Foreign Exch.Mkt. Participant Local (Own Account Trader)
Life And Pensions Dealing As Principal-Equities Dealing As Agent-Equities Advising On Equities Managing Equities Arranging Deals In Equities Dealing As Principal – Bonds Dealing As Agent – Bonds Advising On Bonds Arranging Deals In Bonds Dealing -Principal-Derivatives Dealing As Agent – Derivatives Advising On Derivatives Managing Derivatives Arranging Deals In Derivatives Arranging Deals In Cis Как видно из списка, фирма лицензирована для самых различных видов операций в инвестиционной деятельности.
SFA регулярно выпускает пресс-релизы о своей деятельности.
Web-ссылки:
FSA http://www.fsa.gov.uk/
SFA http://www.fsa.gov.uk/sfa/

Биржевая торговля: Обучение - Трейдер - Трейдинг