《大话计算机》勘误汇总截至2019-07-26

由于本书出版时恰逢政策敏感时期导致图书出版时无法在书中给出任何外链，实属无奈，只能在这里向大家同步。本书实时的最新勘误汇总如下：

https://github.com/Dongguage/bigtalk_about_computer

本页中贴出截至2019-07-26的勘误汇总，后续会长期不定期更新。

由于本书篇幅巨大，细节复杂，冬瓜哥单枪匹马，错误在所难免，给大家带来了阅读时的困惑，深表歉意！对于发现本书错误并提交登记的朋友们万分感激！


页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
PII	结尾，“再版时一并修正”之后追加		大家可以到“大话计算机”微信公众号首页的“图书勘误”按钮进行快速勘误登记，冬瓜哥会收集并记录。
PII		从II到XI这几页没有页码	从II到XI这几页加上页码

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P5	右上	口子框	口字框
P6	左上	RICS	RISC
P8	右下	异或门又被称为半加器，因为它只能输出和位而输出不了进位。异或门再加上一个与门，就组成了全加器（或者说加法器），	删除这些字
P10	右中	其本质上也是有多个逻辑门电路	其本质上也是由多个逻辑门电路
P10	左下	S(Summary) 为加和的信号输出， C(Carrier)	S(Sum) 为加和的信号输出，C(Carry)
P11	右中	、半加器和全加器	删除这些字
P11	右中	前人将这种加法器称为全加器，而将之前的加法器称为半加器	前人将这种带进位输入信号的加法器称为全加器，而将之前不带进位输入信号的加法器称为半加器
P13	右上	“."右侧的红色引号	颜色变为黑色
P13	左中	“也就，”	去掉 “也就，”
P14	左下部分	公式里的所有的“i”应该是下标	公式里的所有的“i”改为下标
P15	左侧	C0=C0 C1=A1B1+（A1⊕B1）C0 C2=A2B2+（A2⊕B2）（A1B1+（A1⊕B1）C0） C3=A3B3+（A3⊕B3）（A2B2+（A2⊕B2）（A1B1+ （A1⊕B1）C0）） C4=A4B4+（A4⊕B4）（A3B3+（A3⊕B3）（A2B2+ （A2⊕B2）（A1B1+（A1⊕B1）C0））） S1= A1⊕B1⊕（A1B1+（A1⊕B1）C0） S 2= A2⊕B2⊕ （A2B2+ （A2⊕B2）（A1B1+ （A1⊕B1）C0）） S 3= A3⊕B3⊕ （A3B3+ （A3⊕B3）（A2B2+ （A2⊕B2）（A1B1+（A1⊕B1）C0））） S 4= A4⊕B4⊕ （A4B4+ （A4⊕B4）（A3B3+ （A3⊕B3）（A2B2+（A2⊕B2）（A1B1+（A1⊕B1） C0））））	C₀=C₀ C₁=A₁B₁+（A₁⊕B₁）C₀ C₂=A₂B₂+（A₂⊕B₂）（A₁B₁+（A₁⊕B₁）C₀） C₃=A₃B₃+（A₃⊕B₃）（A₂B₂+（A₂⊕B₂）（A₁B₁+ （A₁⊕B₁）C₀）） C₄=A₄B₄+（A₄⊕B₄）（A₃B₃+（A₃⊕B₃）（A₂B₂+ （A₂⊕B₂）（A₁B₁+（A₁⊕B₁）C₀））） S₁= A₁⊕B₁⊕（A₀B₀+（A₀⊕B₀）C₀） S₂= A₂⊕B₂⊕ （A₁B₁+（A₁⊕B₁）（A₀B₀+（A₀⊕B₀）C₀）） S₃= A₃⊕B₃⊕（A₂B₂+（A₂⊕B₂）（A₁B₁+（A₁⊕B₁）（A₀B₀+（A₀⊕B₀）C₀））） S₄= A₄⊕B₄⊕（A₃B₃+（A₃⊕B₃）（A₂B₂+（A₂⊕B₂）（A₁B₁+（A₁⊕B₁）（A₀B₀+（A₀⊕B₀）C₀））））
P16	右下倒数第5行	废了	费了
P17	倒数第二段结尾	也就是当R和S同时为0时，触发了电路的记忆性。此时，如果S的值从0变为1，并不会导致Q值从0变为1，Q值依然保持之前的值（0）。或者说，当R值为1时，输出端Q值会与输入端S值保持相等且跟随S的值同步变化，但是一旦R值从1变为0后，则此后不管S的值怎么变化，Q值恒定为R值从1变到0之前时的那个值。	也就是当R=0、S=1时，触发了电路的记忆性。此时，如果S的值从1变为0，并不会导致Q值从1跟随着也变为0，Q值依然保持之前的值1。所以说，上述这个电路可以锁住1这个值。
P25	右侧	“时钟信号（Clock，CLK）”	加粗处理
P25	左上第1行开始	既然Q’和Q频率都是一半，那么实际使用中到底是用哪个输出呢？根据图1-31，看上去用Q’更为合适，因为锁存信号为1的时候，Q’也为1，而不是Q的0。但是如果把Q的信号的第一个周期截断丢弃，也可以像Q’一样从1开始振荡。习惯上，Q’是副输出，Q才是主输出，还是用Q符合习惯。如果初始的时候给D端输入1，锁存端也输入1，那么你会发现，此时Q而不是Q’的输出便会从1开始，也就可以与锁存信号对齐了，这相当于两个人同时都迈出左脚。	在实际应用中，人们采用Q端输出信号与上下游电路相连接，而忽略Q'端的信号
P26	右上	名曰“清零”	清零二字加粗处理
P30	右下	翻译成7栈灯泡亮灭	翻译成7盏灯泡的亮灭
P31	右上	输出值，，	输出值，
P32	左中	表明将A的信号	表明将D的信号
P32	左中	表明把B的信号	表明将C的信号
P33	左上	全是1才，输出1，	全是1才输出1，
P34	右中	W1=0	W1=1
P35	右侧	1234D=1×1+2×10+3×100+4×1000	1234D=1×1000+2×100+3×10+4×1
P39	右侧第3段第6行	如果能够这些电流变化记录下来	如果能够将这些电流变化记录下来
P46	右中下	上升到32位	上升到5位
P52	二维码
P62	右下	统一场轮	统一场论
P63	左上角	需要的发射天线太长	需要较长的发射天线
P74	右侧提示框	整体替换为新内容	图1-108中的导线并不提现数量，只体现了架构关系。比如拥有4个输入的MUX其控制信号至少要两根导线。后续架构图如无必要中也不再标识导线数量（位宽）。
p76	右下倒数第二行	图1-29是一个4位计数器	图1-32是一个4位计数器
P78	左中	比如，共享FIFO共可容纳1024条数据（10个地址信号就可以表示1024个地址了），可以为发送方#1分配256条，那么发送方#1对应的指针队列就是log2256=8条，每条的容量是10位（因为发送方#1发过来的数据可能被存储在1024条记录中的任何一条）。	比如，共享FIFO共可容纳1024条数据（10个地址信号就可以表示1024个地址了，所以用于该FIFO的选路器需要有10根控制信号线）。假设为发送方#1分配这1024条中的256条作为一个逻辑队列，那么发送方#1对应的指针队列就需要有256条记录，每条记录的容量是10位（发送方#1发过来的数据可能被存储在1024条记录中的任何一条中）。
P82	左提示框	“但是将动力传送系统与车轮临时脱开”	“但是将发动机输出与传动系统临时脱开”
P83	左上		去掉 “异步清零，”
P92	二维码
P96	图题1-131	加减乘数	加减乘除

建议：

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P6	图1-2	电路触点的圆点太小
P16	右下	我是废了老劲也没想出来，其实有一些特定方法能够从真值表推导出逻辑表达式，有兴趣的读者可自行学习。	我是费了老劲也没想出来，其实有一些特定方法能够从真值表推导出逻辑表达式，详见1.3.5一节。
P24	图1-29下方	叫做反馈	反馈二字加粗处理
P24	右中	假设我们一开始给这个电路的D端输入0，锁存端输入1，电路达到稳态后，A=0且被锁定，B=1且被锁定	假设我们一开始给这个电路的D端输入0，锁存端输入1，此时A和B的值是随机的，假设电路达到稳态后A=0且被锁定，B=1且被锁定
P31	图1-43	显示译码器的输出端，word拼写检查的红色波浪线

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P99	右中上	也就是数值A	也就是数值B
P118	右中间	（也就是图中a处）	（也就是图中b处）
P119	左第三个时钟下沿到来开头	Load_i 200 B指令信号从a处穿越指令寄存器并被锁定，恒定在b处	Load_i 200 B指令信号从b处穿越指令寄存器并被锁定，恒定在c处
P119	右下第六个时钟下沿到来中	回去看下图2-17	回去看下图2-15
P129	左中间	如图2-29	如图2-24
P131	左倒数第四行	在集村期间复制	在寄存器间复制
P139	提示框	这里需要注意，并不是说“SRAM在一个时钟周期内无法读写一条数据”，准确地说应该是“SRAM无法在与运算核心相同的时钟频率下在一个时钟周期吞吐一条数据”，运算核心的时钟频率太高了。	这里需要注意，并不是说SRAM在物理上无法在一个时钟周期内读写一条数据，而是由于要读的数据可能并未预先放置在SDRAM中，需要先搜索该数据是否位于SRAM，这个搜索过程无法在1个周期内完成，详见第6章缓存相关章节。
P147	右第3小节第7行	锁给出	所给出

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P171	右下	模拟电路计算机	“模” 字应加颜色
P187	左下	pMOS本身的电阻变得较小	pMOS改成nMOS
P197	右上	N材料去	N材料区
P221	右下倒数第三行	视逻辑不通	视逻辑不同
P235	右上	路基1	逻辑1
P251	图3-264		图最上方的三行字，“左”和“右”调换
P254	左下	图 1-111	图1-114
P256	最后一段第8行	逻辑1	逻辑0
P257	右下	虽然之前示例的程序代码写那叫一个烂	虽然之前示例的程序代码写得那叫一个烂
P257	左下	意义当然无存	意义荡然无存

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P260	左中	没发出	每发出
P275	从下往上数第3根线	"stor指令写回寄存器数据到主存时的数据通路"标蓝色	"load指定源地址，直接来自指令源操作数字段"标蓝色
P281	右下倒数第3行	图4-34	图4-35
P283	图4-34图题	结尾多了一个“女”字	去掉“女”字
P291	右下倒数第2行第一个字	于	与
P297	左边倒数第11行	寄存器A	寄存器B
P346	右倒数第3行	-[1.全0尾数x2...]到+[1.全0尾数x2...]	-[1.全1尾数x2...]到+[1.全1尾数x2...] 注释：把这两处的“全0”改成“全1”
P347	左倒数第12行	-[1.全0尾数x2...]到+[1.全0尾数x2...]	-[1.全1尾数x2...]到+[1.全1尾数x2...] 注释：把这两处的“全0”改成“全1”

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P340	左中	else if a=red	else if a==red
P353	左下
P357	图5-23	左上角class2的起始扇区号应为33	左上角class2的起始扇区号应为33
P361	右上第1行	器值达到24时就将日寄存器+1并将时寄存器清零。如果当前是单月，那么日寄存器达到30就将月寄存器+1并清零日寄存器；如果当前是双月，那么日寄存器达到30就将月寄存器+1并清零日寄存器；月寄存器达到12则将年寄存器+1并将月寄存器置1（之所以不清零是因为没有0月，但是有0点0分0时）。	器值超过24时就将日寄存器+1并将时寄存器清零。如果当前是单月，那么日寄存器超过31就将月寄存器+1并清零日寄存器；如果当前是双月，那么日寄存器超过30就将月寄存器+1并清零日寄存器；月寄存器超过12则将年寄存器+1并将月寄存器置1（之所以不清零是因为没有0月，但是有0点0分0时）。
P377	右第7行		把第7行的A替换为B，把第8行的B替换为A
P432	右侧第2小姐第5行结尾	指定将、将xxxxxxx	指定、将xxxxxxxx 注释：把“将”字去掉
P433	提示框第3行	祝贺信	主核心


页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P434	左上	16个逻辑CPU	64个逻辑CPU
P440	图6-9	sdram无框	sdram加上框
P446	左第12行	逗号多余	把逗号去掉
P465	6.3节题	关联起来，为了一致性	互连，为了一致性
P511	左下	4U4	3U4
脑图	右侧	把缓存在分割	把缓存再分割

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P603	右中	控制器内部相应逻辑电路会被处罚从而	控制器内部相应逻辑电路会被触发从而
P609	右下图	队首指针=1	队首指针=2
P642	左中	符号（sybmbol）	左括号应该是黑色
P661	右下红色字体下	Class Code	Header Type
P675	右下	重新从4号包开始发送	重新从5号包开始发送
P682	左中	英文字体太大而且缩进了	这属于日志输出，字体小一些尽量在一行上，段首不用缩进
P739	左中	μs为黑色	μs改为红色

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P803	右侧提示框	电平由下降	电平自由下降
P863	左上角	但这样风险比较高，一旦程序bug乱写寄存器	因为这样风险比较高，一旦程序bug乱写寄存器
P879	右栏中部	如果设计之处就用整数坐标	如果设计之初就用整数坐标

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1087	右侧提示框	目前主流的处理器中都会有iTLB（Instruction TLB）和dTLB（Data TLB），分别与iCache和dCache对应。	目前主流的处理器中都会有iTLB（Instruction TLB）和dTLB（Data TLB），分别与iCache和dCache对应。另外，切换进程后如果将整个TLB都清除，很不划算，目前主流CPU内部都实现了ASID（Address Space ID）机制，只要为TLB中的每个条目记录一列ASID，就可以避免动辄全清了。
P1090	10.1.6.5标题上方3行	“KB”	KB
P1104	图10-42	图左侧排版有缺失	图左侧排版有缺失

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1118	左下	除非线程主动退出或者执行了系统调用	除非线程主动退出、执行了系统调用或者发生了内部异常中断或者外部设备中断
P1201	右侧第9行	请耐…….轰~~~！	请耐……呃轰~~~！
P1224	左上		亲和性（Affinity）加粗处理
P1273	右上角	One-Shot的O没有标蓝色	O标蓝色
P1298	图10-243	图片出现了镜像问题


页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1351	--	FGPA	FPGA
P1352	--	其他一些ROTS比如μC/OS-Ⅱ	其他一些RTOS比如μC/OS-Ⅱ
P1417	右上角	只能解决前三个痛点	只能解决第二个痛点


页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1430	左下	a=b=0	a=1,b=0
P1430	左下倒数第7行	学习率	加粗处理
P1431	第6行	拟合函数	加粗处理
P1438	图12-14	太靠边以至于+号没了	往右靠露出“+”
P1440	左中	而如果用这些参数来画曲线的话发现真的会画出一条类似的曲线。	而如果用这些参数来画曲线的话发现真的会画出一条类似的曲线。也就是说，整个机器学习的思路就是将各种待识别和分类的实体抽象成在平面上画曲线的数学几何手段。
P1440	左中	在上面这段之后插入一段	至此，针对分类这个问题，我们有了三个不同的数学模型：直线+与或非处理模型、原始直线与用S函数处理之后的弯曲线相乘平抑不需要区段然后拼接的处理模型、直接用S函数处理后的弯曲线拼接的处理模型。这三种模型对应了不同的数学公式，但是最后都能得到近似结果。这好像成了一个数学问题，没错的。这就像求π可以有多种数学手段一样。最终人们常用的还是上述第三种模型。因为从图12-22中可以明显看出，该模型对应的运算单一，就是多项W_iS(W_mx+b)相加，对应的运算就是单纯的乘加。这样的话，采用专用电路去实现就非常方便和高效。
P1441	左中	硬叫它激励函数就是误导了	硬叫它激活函数就是误导了
P1447	左下角提示框	预先连号	预先连好
P1485	右中	FPGA，A斜体了	FPGA

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1438	在乐高玩具一段下插入一段		注意，上文中采用的思路是，用S函数来把一条构造好直线处理成弯曲线，然后用这条弯曲线与原始的、用作分类样点的直线相乘，相乘的目的是把原始分类直线上不需要的区段平抑掉。然后将平抑了非需要区段的所有原始直线相加，便成了最终的曲线。而我们现在要做的是，直接用S函数处理好的弯曲线拼接出目标曲线，不需要原始直线，或者说这些弯曲线就是原始直线。

页码	具体位置	原内容	修改后的内容	登记日期
P1502	右上第15行	模拟触发器	模拟除法器
P1505	-	繁衍	繁衍。（注意句号）
P1506	-	证犹如人类不断地	正犹如人类不断地