Ji°φ Peterka

PoΦφtaΦovß terminologie znß n∞kolik p°φpad∙, kdy lidΘ zcela b∞₧n∞ a rutinn∞ °φkajφ A, ale majφ na mysli B. Z°ejm∞ nejmarkantn∞jÜφm p°φkladem je oznaΦovßnφ takov²ch pam∞tφ, kterΘ umo₧≥ujφ jak Φtenφ, tak i zßpis - aΦkoli sprßvn∞ jde o pam∞ti RWM (Read-Write Memory), nikdo jim ne°ekne jinak ne₧ pam∞ti RAM (Random Access Memory, neboli pam∞ti s p°φm²m p°φstupem). Ji₧ mΘn∞ se ale vφ o dalÜφch p°φkladech, z nich₧ jeden lze nalΘzt i v oblasti datov²ch p°enos∙. Jde o nesprßvnΘ pou₧φvßnφ p°φvlastku äasynchronnφ". NaznaΦme si, v Φem je problΘm.

Ji₧ minule jsme si zd∙raznili, jak je p°i p°enosech d∙le₧itß sprßvnß synchronizace p°φjemce s odesilatelem - znaΦn∞ zjednoduÜeno to, aby p°φjemce äd∞lal v∞ci ve sprßvnou dobu", ne d°φve a ne pozd∞ji. Platφ to zejmΘna pro sprßvnΘ p°ejφmßnφ (snφmßnφ, vzorkovßnφ) jednotliv²ch bit∙, tak jak p°i sΘriovΘm p°enosu postupn∞ ävylΘzajφ" z pomyslnΘ roury, kterou vytvß°φ p°enosov² kanßl.

NejjednoduÜÜφ je to zcela jist∞ v situaci, kdy sßm odesilatel äp°im²chß" do p°enßÜenΘho signßlu znaΦky, kterΘ od sebe odd∞lujφ jednotlivΘ bity. Pak je jedno, jak dlouho ätrvß" ka₧d² jednotliv² bit, proto₧e podle p°φsluÜnΘ znaΦky se v₧dy bezpeΦn∞ poznß, kdy konΦφ stßvajφcφ a zaΦφnß nov². Odesilatel a p°φjemce pak v tomto p°φpad∞ nemusφ v∙bec usilovat o n∞jakou explicitnφ vzßjemnou synchronizaci, a p°ijφmajφcφ strana se v₧dy °φdφ p°φsluÜn²mi znaΦkami. Proto je na mφst∞ oznaΦovat tento p°φpad p°φvlastkem äasynchronnφ", znamenajφcφ äbez synchronizace". Jeho velkou nev²hodou je ale pot°eba t°φhodnotovΘ logiky, neboli mo₧nost rozliÜovat t°i r∙znΘ hodnoty: dva pro ob∞ binßrnφ (dvojkovΘ) logickΘ hodnoty, tvo°φcφ p°enßÜenß data, a t°etφ hodnotu pro znaΦku, odd∞lujφcφ od sebe jednotlivΘ datovΘ bity.

Pon∞kud jinΘ je to v situaci, kdy se ponechß mo₧nost libovoln∞ velk²ch odstup∙ mezi jednotliv²mi znaky Φi byty, p°enßÜen²mi z jednΘ strany na druhou, ale v rßmci t∞chto znak∙ Φi byt∙ - tj.- mezi jejich jednotliv²mi bity - se zavedou p°esn∞ definovanΘ (a stejn∞ velkΘ) ΦasovΘ odstupy. Pak to vlastn∞ znamenß, ₧e p°φjemce a odesilatel musφ b²t äpo Φßstech synchronizovßni", neboli musφ si udr₧ovat vzßjemnou synchronizaci po dobu p°enosu ka₧dΘho jednotlivΘho znaku Φi bytu. Mezi dv∞ma po sob∞ jdoucφmi znaky (byty) pak tuto sychronizaci mohou ztratit - za podmφnky, ₧e na zaΦßtku dalÜφho znaku vzßjemnou synchronizaci op∞t obnovφ.

Pomo₧me si zde mal²m p°irovnßnφm. P°edstavme si, ₧e p°φjemce i odesilatel majφ ka₧d² svΘ vlastnφ hodinky, a s jejich pomocφ odm∞°ujφ jednotlivΘ bitovΘ intervaly. Prßv∞ popisovan² äpo Φßstech synchronnφ" p°φpad pak odpovφdß situaci, kdy si p°φjemce p°esn∞ se°φdφ svΘ hodinky na zaΦßtku ka₧dΘho jednoltivΘho znaku (bytu), a pak ji₧ po dobu p°enosu tohoto znaku odm∞°uje jednotlivΘ bity podle samostatnΘho chodu t∞chto sv²ch hodinek. PoΦφtß p°itom s tφm, ₧e tyto jeho hodinky jsou natolik kvalitnφ, ₧e alespo≥ po dobu p°enosu danΘho znaku (bytu) se nerozejdou oproti hodinkßm odesilatele (podle kter²ch jsou jednotlivΘ bity skuteΦn∞ odesφlßny) vφce, ne₧ by bylo zdrßvo (ne₧ by zp∙sobilo nesprßvnΘ vyhodnocenφ p°ijφman²ch dat). K ärozjetφ" hodinek p°φjemce pak m∙₧e bez nebezpeΦφ dojφt v dob∞ po skonΦenφ p°enosu danΘho znaku (bytu), a tato doba bez vzßjemnΘ synchronizace m∙₧e trvat r∙zn∞ dlouho - do tΘ doby, ne₧ odesilatel uznß za vhodnΘ odeslat nov² znak. K jeho samΘm zaΦßtku ale musφ p°idat tzv. start bit, podle kterΘho si p°φjemce se°φdφ svΘ hodinky, a vÜe se opakuje.

Prßv∞ popsan² äpo Φßstech synchronnφ" p°enos nenφ ani bez synchronizace, ani s trvalou vzßjemnou synchronizacφ. Je n∞kde na pomezφ, a charakteristickß je pro n∞j spφÜe absence trvalΘ rytmu, ve kterΘm jsou odesilatelem odesφlßny jednotlivΘ znaky. Ty skuteΦn∞ mohou mφt mezi sebou libovolnΘ odstupy. Proto se tento p°φpad sprßvn∞ oznaΦuje p°φvlastkem äarytmick²".

Nynφ ale zp∞t k terminologii a k °φkßnφ A mφsto B: kdy₧ n∞kdo °ekne Φi napφÜe äasynchronnφ", prakticky v₧dy tφm mß na mysli druh² z dnes popisovan²ch p°φpad∙, kter² je sprßvn∞ äarytmick²". Ale takov² u₧ je ₧ivot.