2.55-2.57
2.58
int is_little_endian(){
int a = 1;
return *((char*)&a);
}
(x&0xFF) | (y&~0xFF)
unsigned replace_byte(unsigned x, unsigned char b, int i)
{
return (x & ~(0xFF<<(i<<3))) | (b << (i<<3));
}
A. !~x
B. !x
C. !~(x>>((sizeof(int)-1)<<3))
D. !(x&0xFF)
注意,英文版中C是最低字节,D是最高字节。中文版恰好反过来了。这里是按中文版来做的。
这里我感觉应该是英文版对的,int_shifts_are_arithmetic()
int int_shifts_are_arithmetic(){
int x = -1;
return (x>>1) == -1;
}
对于sra,主要的工作是将xrsl的第w-k-1位扩展到前面的高位。
这个可以利用取反加1来实现,不过这里的加1是加1<<(w-k-1)。
如果x的第w-k-1位为0,取反加1后,前面位全为0,如果为1,取反加1后就全是1。
最后再使用相应的掩码得到结果。
对于srl,注意工作就是将前面的高位清0,即xsra & (1<<(w-k) - 1)。额外注意k==0时,不能使用1<<(w-k),于是改用2<<(w-k-1)。
int sra(int x, int k){
int xsrl = (unsigned) x >> k;
int w = sizeof(int) << 3;
unsigned z = 1 << (w-k-1);
unsigned mask = z - 1;
unsigned right = mask & xsrl;
unsigned left = ~mask & (~(z&xsrl) + z);
return left | right;
}
int srl(unsigned x, int k){
int xsra = (int) x >> k;
int w = sizeof(int)*8;
unsigned z = 2 << (w-k-1);
return (z - 1) & xsra;
}
int any_even_one(unsigned x){
return !!(x & (0x55555555));
}
int even_ones(unsigned x){
x ^= (x >> 16);
x ^= (x >> 8);
x ^= (x >> 4);
x ^= (x >> 2);
x ^= (x >> 1);
return !(x&1);
}
x的每个位进行异或,如果为0就说明是偶数个1,如果为1就是奇数个1。
那么可以想到折半缩小规模。最后一句也可以是 return (x^1)&1
根据提示想到利用或运算,将最高位的1或到比它低的每一位上,忽然想如果x就是10000000..该如何让每一位都为1。于是便想到了二进扩展。先是x右移1位再和原x进行或,变成1100000...,再让结果右移2位和原结果或,变成11110000...,最后到16位,变成11111111...。
int leftmost_one(unsigned x){
x |= (x >> 1);
x |= (x >> 2);
x |= (x >> 4);
x |= (x >> 8);
x |= (x >> 16);
return x^(x>>1);
}
A.32位机器上没有定义移位32次。
B.beyond_msb变为 2<<31。
C.定义 a = 1<<15; a<<=15; set_msb = a<<1; beyond_msb = a<<2;
感觉中文版有点问题,注释和函数有点对应不上,于是用英文版的了。
个人猜想应该是让x的最低n位变1。
int lower_one_mask(int n){
return (2<<(n-1)) - 1;
}
unsigned rotate_right(unsigned x, int n){
int w = sizeof(unsigned)*8;
return (x>>n) | (x<<(w-n-1)<<1);
}
这一题是看x的值是否在 - 2^(n-1) 到 2^(n-1) - 1之间。
如果x满足这个条件,则其第n-1位就是符号位。如果该位为0,则前面的w-n位均为0,如果该位为1,则前面的w-n位均为1。所以本质是判断,x的高w-n+1位是否为0或者为-1。
int fits_bits(int x, int n){
x >>= (n-1);
return !x || !(~x);
}
A.得到的结果是unsigned,而并非扩展为signed的结果。
B.使用int,将待抽取字节左移到最高字节,再右移到最低字节即可。
int xbyte(unsigned word, int bytenum){
int ret = word << ((3 - bytenum)<<3);
return ret >> 24;
}
A.size_t是无符号整数,因此左边都会先转换为无符号整数,它肯定是大于等于0的。
B.判断条件改为if(maxbytes > 0 && maxbytes >= sizeof(val))
请先参考2.74题。
可知:t = a + b时,如果a,b异号(或者存在0),则肯定不会溢出。
如果a,b均大于等于0,则t<0就是正溢出,如果a,b均小于0,则t>=0就是负溢出。
于是,可以利用三个变量来表示是正溢出,负溢出还是无溢出。
int saturating_add(int x, int y){
int w = sizeof(int)<<3;
int t = x + y;
int ans = x + y;
x>>=(w-1);
y>>=(w-1);
t>>=(w-1);
int pos_ovf = ~x&~y&t;
int neg_ovf = x&y&~t;
int novf = ~(pos_ovf|neg_ovf);
return (pos_ovf & INT_MAX) | (novf & ans) | (neg_ovf & INT_MIN);
}
对于有符号整数相减,溢出的规则可以总结为:
t = a-b;
如果a, b 同号,则肯定不会溢出。
如果a>=0 && b<0,则只有当t<=0时才算溢出。
如果a<0 && b>=0,则只有当t>=0时才算溢出。
不过,上述t肯定不会等于0,因为当a,b不同号时:
1) a!=b,因此a-b不会等于0。
2) a-b <= abs(a) + abs(b) <= abs(TMax) + abs(TMin)=(2^w - 1)
所以,a,b异号,t,b同号即可判定为溢出。
int tsub_ovf(int x, int y){
int w = sizeof(int)<<3;
int t = x - y;
x>>=(w-1);
y>>=(w-1);
t>>=(w-1);
return (x != y) && (y == t);
}
顺便整理一下汇编中CF,OF的设定规则(个人总结,如有不对之处,欢迎指正)。
t = a + b;
CF: (unsigned t) < (unsigned a) 进位标志
OF: (a<0 == b<0) && (t<0 != a<0)
t = a - b;
CF: (a<0 && b>=0) || ((a<0 == b<0) && t<0) 退位标志
OF: (a<0 != b<0) && (b<0 == t<0)
汇编中,无符号和有符号运算对条件码(标志位)的设定应该是相同的,但是对于无符号比较和有符号比较,其返回值是根据不同的标志位进行的。
详情可以参考第三章3.6.2节。
根据2-18,不难推导, (x'*y')_h = (x*y)_h + x(w-1)*y + y(w-1)*x。
unsigned unsigned_high_prod(unsigned x, unsigned y){
int w = sizeof(int)<<3;
return signed_high_prod(x, y) + (x>>(w-1))*y + x*(y>>(w-1));
}
当然,这里用了乘法,不属于整数位级编码规则,聪明的办法是使用int进行移位,并使用与运算。即 ((int)x>>(w-1)) & y 和 ((int)y>>(w-1)) & x。
注:不使用long long来实现signed_high_prod(int x, int y)是一件比较复杂的工作,而且我不会只使用整数位级编码规则来实现,因为需要使用循环和条件判断。
下面的代码是计算两个整数相乘得到的高位和低位。
int uadd_ok(unsigned x, unsigned y){
return x + y >= x;
}
void signed_prod_result(int x, int y, int &h, int &l){
int w = sizeof(int)<<3;
h = 0;
l = (y&1)?x:0;
for(int i=1; i if( (y>>i)&1 ) {
h += (unsigned)x>>(w-i);
if(!uadd_ok(l, x< l += (x< }
}
h = h + ((x>>(w-1))*y) + ((y>>(w-1))*x);
}
最后一步计算之前的h即为unsigned相乘得到的高位。
sign_h = unsign_h - ((x>>(w-1)) & y) - ((y>>(w-1)) & x);
sign_h = unsign_h + ((x>>(w-1)) * y) + ((y>>(w-1)) * x);
B. K=9: (x<<3) + x
C. K=30: (x<<5) - (x<<1)
D. K=-56: (x<<3) - (x<<6)
先计算x>>k,再考虑舍入。
舍入的条件是x<0&&x的最后k位不为0。
int divide_power2(int x, int k){
int ans = x>>k;
int w = sizeof(int)<<3;
ans += (x>>(w-1)) && (x&((1<1));
return ans;
}
这相当于计算((x<<2) + x) >> 3,当然,需要考虑x为负数时的舍入。
先看上述表达式,假设x的位模式为[b(w-1), b(w-2), ... , b(0)],那么我们需要计算:
[b(w-1),b(w-2),b(w-3), ... ,b(0), 0, 0]
+ [b(w-1),b(w-2),...,b(2), b(1), b(0)]
最后需要右移3位。因此我们可以忽略下方的b(1),b(0)。
于是就计算(x>>2) + x,再右移一位即是所求答案。
不过考虑到(x>>2) + x可能也会溢出,于是就计算(x>>3) + (x>>1),这个显然是不会溢出的。再看看b(0)+b(2)会不会产生进位,如果产生进位,则再加一。
最后考虑负数的舍入。负数向0舍入的条件是x<0 && ((x<<2)+x 的后三位不全为0)。满足舍入条件的话,结果再加1。容易证明,加法后三位不全为0可以等价为x后三位不全为0。
int mul5div8(int x){
int b0 = x&1, b2 = (x>>2)&1;
int ans = (x>>3) + (x>>1);
int w = sizeof(int)<<3;
ans += (b0&b2);
ans += ((x>>(w-1)) && (x&7));
return ans;
}
B. 0[w-n-m]1[n]0[m]: ((1<
A. false,当x=0,y=TMin时,x > y,而-y依然是Tmin,所以-x > -y。
B. true,补码的加减乘和顺序无关(如果是右移,则可能不同)。
C. false,当x=-1, y=1时,~x + ~y = 0xFFFFFFFE,而~(x+y) == 0xFFFFFFFF。
D. true,无符号和有符号数的位级表示是相同的。
E. true,最后一个bit清0,对于偶数是不变的,对于奇数相当于-1,而TMin是偶数,因此该减法不存在溢出情况。所以左边总是<=x。
A. 令x为无穷序列表示的值,可以得到x*2^k = Y + x。
所以 x = Y/(2^k - 1)。
B. (a)1/7, (b)9/15 = 3/5, (c)7/63 = 1/9
浮点数的一个特点就是,如果大于0,则可以按unsigned位表示的大小排序。
如果小于0则相反。注意都为0的情况即可。
所以条件是:
((ux<<1)==0 && (uy<<1)==0) ||
(!sx && sy) ||
(!sx && !sy && ux >= uy) ||
(sx && sy && ux <= uy);
A. 5.0,5表示为101,因此位数M就是1.01为1.25,小数f为0.01 = 0.25。指数部分应该为E=2,所以其指数部分位表示为e=(2^(k-1)-1) + 2 = 2^(k-1)+1。
位表示三个部分分别是s-e-f,为0-10..01-0100..0。
B.能被准确描述的最大奇数,那么其M=1.111..1,故f部分全为1,E应该为n。当然,这个假设在2^(k-1)>=n的情况下才能成立。这时,s=0,e=n+2^(k-1)-1,f=11...1。值为2^(n+1)-1。
C.最小的规格化数为2^(1-bias)即2^(-2^(k-1)+2),所以其倒数值V为2^(2^(k-1)-2),所以M为1.00000,f部分为全0,E=2^(k-1)-2,e部分为2^(k-1)-2 + bias = 2^k - 3,即为11..101。位表示为0-11..101-00..0。
描述 |
扩展精度 |
值 |
十进制 |
最小的正非规格化数 |
2^(-63)*2^(-2^14+2) |
3.6452e-4951 |
最小的正规格化数 |
2^(-2^14+2) |
3.3621e-4932 |
最大的规格化数 |
(2^64-1)*2^(2^14-1-63) |
1.1897e+4932 |
描述 |
Hex |
M |
E |
V |
-0 |
0x8000 |
0 |
-62 |
-- |
最小的值>1 |
0x3F01 |
257/256 |
0 |
257*2^(-8) |
256 |
0x4700 |
1 |
8 |
-- |
最大的非规格化数 |
0x00FF |
255/256 |
-62 |
255*2^(-70) |
-inf |
0xFF00 |
-- |
-- |
-- |
Hex为0x3AA0 |
0x3AA0 |
416/256 |
-5 |
416*2^(-13)=13*2^(-8) |
格式A |
格式B |
位 |
值 |
位 |
值 |
1 01110 001 |
-9/16 |
1 0110 0010 |
-9/16 |
0 10110 101 |
208 |
0 1110 1010 |
208 |
1 00111 110 |
-7/1024 |
1 0000 0111 |
-7/1024 |
0 00000 101 |
6/2^17 |
0 0000 0000 |
0 |
1 11011 000 |
-4096 |
1 1111 0000 |
-inf |
0 11000 100 |
768 |
0 1111 0000 |
inf |
没有特别明白转换成最接近的,然后又说向+inf舍入的含义。
按理说,舍入到+inf就是向上舍入,而并不是找到最接近的。
表格中是按最接近的进行舍入,并且如果超出范围则认为是inf。
如果都按+inf进行舍入,那么第四行格式B将是0 0000 0001。
A. false,float只能精确表示最高位1和最低位的1的位数之差小于24的整数。所以当x==TMAX时,用float就无法精确表示,但double是可以精确表示所有32位整数的。
B. false,当x+y越界时,左边不会越界,而右边会越界。
C. true,double可以精确表示所有正负2^53以内的所有整数。所以三个数相加可以精确表示。
D. false,double无法精确表示2^64以内所有的数,所以该表达式很有可能不会相等。虽然举例子会比较复杂,但可以考虑比较大的值。
E. false,0/0.0为NaN,(非0)/0.0为正负inf。同号inf相减为NaN,异号inf相减也为被减数的inf。
float的k=8, n=23。 bias = 2^7 - 1 = 127。
最小的正非规格化数为2^(1-bias-n) = 2^-149。
最小的规格化数为2^(0-bias)*2 = 2^-126。
最大的规格化数(二的幂)为2^(2^8-2 - bias) = 2^127。
因此按各种情况把区间分为[TMin, -148] [-149, -125] [-126, 127] [128, TMax]。
float fpwr2(int x)
{
/* Result exponent and fraction */
unsigned exp, frac;
unsigned u;
if (x < -149) {
/* Too small. Return 0.0 */
exp = 0;
frac = 0;
} else if (x < -126) {
/* Denormalized result */
exp = 0;
frac = 1<<(x+149);
} else if (x < 128) {
/* Normalized result. */
exp = x + 127;
frac = 0;
} else {
/* Too big. Return +oo */
exp = 255;
frac = 0;
}
/* Pack exp and frac into 32 bits */
u = exp << 23 | frac;
/* Return as float */
return u2f(u);
}
A.pi的二进制数表示为:0 10000000 10010010000111111101011,E=128-127=1,
它表示的二进制小数值为:11.0010010000111111101011
B.根据2.82,可知1/7的表示为0.001001[001]...,
所以22/7为11.001001001001001[001]...
C.从第9位开始不同。
为了方便测试2.91-2.94,我写了几个公共函数。
typedef unsigned float_bits;
float u2f(unsigned x){
return *((float*)&x);
}
unsigned f2u(float f){
return *((unsigned*)&f);
}
bool is_float_equal(float_bits f1, float f2){
return f2u(f2) == f1;
}
bool is_nan(float_bits fb){
unsigned sign = fb>>31;
unsigned exp = (fb>>23) & 0xFF;
unsigned frac = fb&0x7FFFFF;
return exp == 0xFF && frac != 0;
}
bool is_inf(float_bits fb){
unsigned sign = fb>>31;
unsigned exp = (fb>>23) & 0xFF;
unsigned frac = fb&0x7FFFFF;
return exp == 0xFF && frac == 0;
}
int testFun( float_bits(*fun1)(float_bits), float(*fun2)(float)){
unsigned x = 0;
do{ //test for all 2^32 value
float_bits fb = fun1(x);
float ff = fun2(u2f(x));
if(!is_float_equal(fb, ff)){
printf("%x error\n", x);
return 0;
}
x++;
}while(x!=0);
printf("Test OK\n");
return 1;
}
最后的testFun是用来测试fun1和fun2是否对每种可能的输入都输出相同的值,fun1为题中所要求的函数,fun2为float版本。这个函数大概会运行2到3分钟,也可以写多线程,利用多核处理器求解。
2.91
float_bits float_absval(float_bits f){
if(is_nan(f)) return f;
else return f & 0x7FFFFFFF;
}
float float_absval_f(float f){
if(is_nan(f2u(f))) return f;
else return fabs(f);
}
测试即调用testFun(float_absval, float_absval_f);
在测试的时候发现0x7F800001的时候不对了。
后来debug了一下,发现u2f的时候,会篡改原值。
即令x = 0x7F800001。
则f2u(u2f(x))会变成0x7FC00001。奇怪的nan,第22位一定是1。
我将f2u和u2f里用memcpy也同样是不行。
所以,我将testFun中的一个条件变成了:
if(!is_float_equal(fb, ff) && !is_nan(fb))
这个bug实在是不知道怎么回事。想了想,这和高位低位排列是无关的。这个bug还是之后再找吧。也有可能是硬件本身的原因了。
注:C库中也提供了isnan()函数。
float_bits float_negate(float_bits f){
if(is_nan(f)) return f;
else return f^0x80000000;
}
float float_negate_f(float f){
if(isnan(f)) return f;
return -f;
}
就是将最高位反位。
float_bits float_half(float_bits f){
unsigned sign = f>>31;
unsigned exp = (f>>23) & 0xFF;
unsigned frac = f&0x7FFFFF;
if(exp == 0) return sign<<31 | ((frac>>1) + ((frac&1)&&((frac>>1)&1)));
else if(exp == 1) return sign<<31 | (( (1<<22) | (frac>>1)) + ((frac&1)&&((frac>>1)&1))) ;
else if(exp != 255) return sign<<31 | (exp-1) << 23 | frac;
else return f;
}
float float_half_f(float f){
if(!isnan(f)) return (float)0.5*f;
else return f;
}
需要注意的是,舍入采用的是向偶数舍入。这也是我在测试的过程中发现的。(好吧,书上在浮点数位级编码规则中说过了,眼残没看到)
最后,非规格化的平滑效果让exp==1时的程序变得比较简洁。
float_bits float_twice(float_bits f){
unsigned sign = f>>31;
unsigned exp = (f>>23) & 0xFF;
unsigned frac = f&0x7FFFFF;
if(exp == 0) return sign<<31 | frac<<1;
else if(exp < 254) return sign<<31 | (exp+1)<<23 | frac;
else if(exp == 254) return sign<<31 | 0xFF<<23;
else return f;
}
float float_twice_f(float f){
if(!isnan(f)) return (float)2*f;
else return f;
}
比float_half简单一些。对于非规格化的平滑,使用移位就可以了,对于规格化,只要exp+1即可,当然,如果exp==254,就要返回inf了。
float_bits float_i2f(int i)
{
if(i == 0) return 0;
unsigned x = i>0?i:-i;
int sign = i>0?0:1;
int w = sizeof(int)<<3;
int j;
for(j=w-1; j>=0; j--){ //找到最高位
if( (x>>j) & 1) break;
}
unsigned bias = 127;
unsigned exp, frac;
exp = bias + j;
if(j <= 23) frac = x<<(23-j);
else {
frac = x>>(j-23);
unsigned mask = (1<<(j-23)) - 1;
if( (x&mask) > (1<<(j-24)) ) frac++; //需要舍入到大值
else if( (x&mask) == 1<<(j-24) && (frac&1)) frac++; //舍入到偶数
if(frac == (1<<24)) exp++; //舍入到偶数超过(1<<24) - 1,指数需要再加1
}
return sign<<31 | exp<<23 | frac&0x7FFFFF;
}
void test(){
int x = 0;
do{
float_bits fb = float_i2f(x);
float ff = (float)x;
if(!is_float_equal(fb, ff)){
printf("error in %d: %x %x\n", x, fb, f2u(ff));
return;
}
x++;
}while(x!=0);
printf("Test OK\n");
}
无耻地使用了循环。我也是一点一点测试修改,才通过的。不过好在大方向都知道,所以没有花多少时间,主要纠结点还是在舍入那块。需要特别注意。
int float_f2i(float_bits f){
unsigned sign = f>>31;
int exp = (f>>23) & 0xFF;
int frac = (f&0x7FFFFF) | (1<<23);
exp -= 127;
if(exp < 0) return 0;
if(exp >= 31) return 0x80000000; //绝对值不大于2^31(1<<31)
if(exp > 23) frac <<= (exp - 23);
else frac >>= (23 - exp);
return sign? -frac : frac;
}
void test2(){
int x = 0;
do{
int m = float_f2i(x);
int n = (int)u2f(x);
if(m != n){
printf("error in %x: %d %d\n", x, m, n);
return;
}
x++;
}while(x!=0);
printf("Test OK\n");
}
在exp<0和>=31上犯了小错误。开始写成<=0和>=32了。
其实1这个整数就是exp==0的。
而int绝对值不会超过2^31-1,因此1.0000..小数点右移不会到超过30次(否则就越界了),所以exp<=30。而这里刚好用TMin来表示越界,因此不用关心TMin的表示。