Реферат : Прикладная теория цифровых автоматов (работа 2) 


Полнотекстовый поиск по базе:

Главная >> Реферат >> Технология


Прикладная теория цифровых автоматов (работа 2)




14


1. ПОБУДОВА ОБ'ЄДНАНОЇ ГСА

1.1. Побудова ГСА

По описах граф-схем, приведених в завданні до курсової роботи, побудуємо ГСА Г15 (мал. 1.1-1.5), додавши початкові і кінцеві вершини і замінивши кожний оператор Yi операторною вершиною, а кожну умову Xi - умовною.

1.2. Методика об'єднання ГСА

У ГСА Г15 є однакові ділянки, тому побудова автоматів за ГСА Г15 приведе до невиправданих апаратурних витрат. Для досягнення оптимального результату скористаємося методикою С.І.Баранова, яка дозволяє мінімізувати число операторних і умовних вершин. Заздалегідь помітимо операторн³ вершини в початкових ГСА, керуючись сл³дуючими правилами:

1) однакові вершини Yi в різних ГСА відмічаємо однаковими мітками Aj;

2) однакові вершини Yi в межах однієї ГСА відмічаємо різними мітками Aj;

3) у всіх ГСА початкову вершину помітимо як А0, а кінцеву - як Ak.

На наступному етапі кожн³й ГСА поставимо у відповідність набір змінних PnÎ {P1...Pq}, де q=]log2N[, N -к³льк³сть ГСА. Означувальною для ГСА Гn ми будемо називати кон`юнкцию Pn=p1eÙ...Ùpqn еÎ{0,1}, причому p0=ùр, p1=р. Об'єднана ГСА повинна задовольняти сл³дуючим вимогам:

1) якщо МК Ai входить хоча б в одну часткову ГСА, то вона входить і в об'єднану ГСА Г0, причому тільки один раз;

2) при підстановці набору значень (е1...en), на якому Pq=1 ГСА Г0 перетворюється в ГСА, рівносильну частков³й ГСА Гq.

При об'єднанні ГСА виконаємо сл³дуючі етапи:

-сформуємо часткові МСА М1 - М5, що відповідні ГСА Г1 - Г5;

- сформуємо об'єднану МСА М0;

- сформуємо системи дужкових формул переходу ГСА Г0;

- сформуємо об'єднану ГСА Г0.

1.3. Об'єднання часткових ГСА

Часткові МСА М15 побудуємо по ГСА Г15 (мал.1.1) відповідно. Рядки МСА відмітимо всіма мітками Ai, що входять до ГСА, крім кінцевої Ak.

ПОЧАТОК A0

1

0 X1 1

2

A1

3

0

4 X2 A2 1

5

A3

6

A4

7

A5

8

A6

9

A7

10

A8

К³НЕЦь Ak

Мал.1.1. Часткова граф-схема алгоритму Г1

ПОЧАТОК A0

1

A1

2

A7

0 3 1

X3

4 5

A9 A6

6 7

A10 A12

8 9

A3 A22

10

A11

К³НЕЦЬ Ak

Мал.1.2. Часткова граф-схема алгоритму Г2

ПОЧАТОК A0

1

A11

0 2 1

X1

3 4

A15 A16

6

5 1

X3 A12

0

7 8

A6 A13

К³НЕЦЬ Аk

Мал.1.3. Часткова граф-схема алгоритму Г3

ПОЧАТОК A0

1

0 1

X1

2

A13

3

A9

4

A8

5

1 X2

6 0

A17

7

A6

8

A2

9

A18

К³НЕЦЬ Ak

Мал.1.4. Часткова граф-схема алгоритму Г4

ПОЧАТОК A0

1

A1

2

A6

3

A19

4

0 1

X1

5

0 X2

1

6

A20

7

A17

8

A2

9

A21

К³НЕЦЬ Ak


Мал.1.5. Часткова граф-схема алгортиму Г5

Стовпці МСА відмітимо всіма мітками A, що входять до ГСА, крім початкової A0. На перетині рядка Ai і стовпця Aj запишемо формулу переходу fij від оператора Ai до оператора Aj. Ця функція дор³внюº 1 для безумовного переходу або кон`юнкц³¿ логічних умов, відповідних виходам умовних вершин, через які проходить шлях з вершини з м³ткою Ai у вершину з м³ткою Aj.

За методикою об'єднання закодуємо МСА таким чином:

Таблиця 1.1

Кодування МСА

МСА

P1P2P3

М1

0 0 0 (ùp1ùp2ùp3)

М2

0 0 1 (ùp1ùp2p3)

М3

0 1 0 (ùp1p2ùp3)

М4

0 1 1 (ùp1p2p3)

М5

1 0 0 (p1ùp2ùp3)

Частков³ МСА М15 наведен³ в табл.1.2-1.6

Таблиця 1.2

Часткова МСА М1

A1

A2

A3

A4

A5

A6

A7

A8

Ak

A0

ùx1

ùx1ùx2

x1x2

A1

1

A2

1

A3

1

A4

1

A5

1

A6

1

A7

1

A8

1

Таблиця 1.3

Часткова МСА М2

A1

A3

A6

A7

A9

A10

A11

A12

A22

Ak

A0

1

A1

1

A3

1

A6

1

A7

x3

ùx3

A9

1

A10

1

A11

1

A12

1

A22

1

Таблиця 1.4

Часткова МСА М3

A6

A12

A13

A14

A15

A16

Ak

A0

1

A6

1

A12

1

A13

1

A14

ùx1

x1

A15

x3

ùx3

A16

1

Таблиця 1.5

Часткова МСА М4

A2

A6

A8

A9

A13

A17

A18

Ak

A0

ùx1

x1

A2

1

A6

1

A8

x2

ùx2

A9

1

A13

1

A17

1

A18

1

Таблиця 1.6

Часткова МСА М5

A1

A2

A6

A17

A19

A20

A21

Ak

A0

1

A1

1

A2

1

A6

1

A17

1

A19

x1ùx2

x1x2

ùx1

A20

1

A21

1

На наступному етапі побудуємо об'єднану МСА М0, в як³й рядки відмічені всіма мітками Аi, крім Аk, а стовпці - всіма, крім А0. На перетині рядка Аi і стовпця Аj запишемо формулу переходу, яка формується таким чином: Fij=P1fij1+...+Pnfijn (n=1...N). Де fijn-формула переходу з вершини Аi у вершину Аj для n-о¿ ГСА. Наприклад, формула переходу А0®А1 буде мати вигляд F0,1=ùx1ùp1ùp2ùp3+ ùp1ùp2p3+ +p1ùp2ùp3. У результаті ми отримаємо об'єднану МСА М0 (табл.1.7). Ми маємо можливість мінімізувати формули переходу таким чином: розглядаючи ГСА Г0 як ГСА Гn, ми підставляємо певний набір Pn=1, при цьому зм³нн³ p1..pq не змінюють своїх значень під час проходу по ГСА. Таким чином, якщо у вершину Аi перехід завжди здійснюється при незмінному значенні pq, то це значення pq в рядку Аi замінимо на “1", а його інверсію на “0". Наприклад, у вершину А3 перехід здійснюється при незмінному значенні ùp1 і ùp2, отже в рядку А3 ùp1 і ùp2 замінимо на “1", а p1 і p2 на “0". У результаті отримаємо формули F3,4=ùp3, F3,11=p3. Керуючись вищенаведеним методом, отримаємо мінімізовану МСА М0 (табл.1.8).

По таблиці складемо формули переходу для об'єднаної ГСА Г0. Формулою переходу будемо називати сл³дуюче вираження: Ai®Fi,1А1+..+Fi,kАk, де Fi,j- відповідна формула переходу з мінімізованої МСА. У нашому випадку отримаємо сл³дуючу систему формул:

A0®ùx1ùp1ùp2ùp3A1+ùp1ùp2p3A1+p1ùp2ùp3A1+x1ùx2ùp1ùp2ùp3A2+x1x2ùp1ùp2ùp3A3+

+ùx1ùp1p2pA8+x1ùp1p2p3A13+ùp1p2ùp3A14

A1®ùp1ùp3A+p1ùp3A6+ùp1p3A7

A2®ùp1ùp2ùp3A6+ùp1p2p3A18+p1ùp2p3A21

A3®ùp3A4+p3A11

A4®A5

A5®А6

Таблиця 1.7

Об`ºднана МСА Мo

A1

A2

A3

A4

A5

A6

A7

A8

A9

A10

A11

A12

A13

A14

A15

A16

A17

A18

A19

A20

A21

A22

Ak

A0

_ _ _ _

x1p1p2p3+

_ _

+p1p2p3+

_ _

+p1p2p3

_ _ _ _

x1x2p1p2p3

_ _ _

x1x2p1p2p3

_ _

x1p1p2p3

_

x1p1p2p3

_ _

p1p2p3

A1

_ _ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A2

_ _ _

p1p2p3

_

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A3

_ _ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A4

_ _ _

p1p2p3

A5

_ _ _

p1p2p3

A6

_

p1p2p3

_ _ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A7

_ _

x3p1p2p3

_ _ _

p1p2p3

_ _ _

x3p1p2p3

A8

_

x2p1p2p3

_ _ _

p1p2p3+

_ _

+x2p1p2p3

A9

_

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A10

_ _

p1p2p3

A11

_ _

p1p2p3

A12

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A13

_

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A14

_ _ _

x1p1p2p3

_ _

x1p1p2p3

A15

_ _

x3p1p2p3

_ _ _

x3p1p2p3

A16

_ _

p1p2p3

A17

_ _

p1p2p3

_

p1p2p3

A18

_

p1p2p3

A19

_ _ _

x1x2p1p2p3

_ _

x1x2p1p2p3

_ _ _

x1p1p2p3

A20

_ _

p1p2p3

A21

_ _

p1p2p3

A22

_ _

p1p2p3

Таблиця 1.8

Об`ºднана м³н³м³зована МСА Мo

A1

A2

A3

A4

A5

A6

A7

A8

A9

A10

A11

A12

A13

A14

A15

A16

A17

A18

A19

A20

A21

A22

Ak

A0

_ _ _ _

x1p1p2p3+

_ _

+p1p2p3+

_ _

+p1p2p3

_ _ _ _

x1x2p1p2p3

_ _ _

x1x2p1p2p3

_ _

x1p1p2p3

_

x1p1p2p3

_ _

p1p2p3

A1

_ _

p1p3

_

p1p3

_

p1p3

A2

_ _ _

p1p2p3

_

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A3

_

p3

p3

A4

1

A5

1

A6

_

p1p2p3

_ _ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

_ _

p1p2p3

A7

x3p3

_

p3

_

x3p3

A8

x2p2p3

_ _

p2p3+

_

+x2p2p3

A9

p2

_

p2

A10

1

A11

1

A12

_

p2p3

_

p2p3

A13

p3

_

p3

A14

_

x1

x1

A15

x3

_

x3

A16

1

A17

_ _

p1p2p3

_

p1p2p3

A18

1

A19

_

x1x2

x1x2

_

x1

A20

1

A21

1

A22

1

A6®ùp1p2p3A2+ùp1ùp2ùp3A7+ùp1ùp2p3A12­+p1ùp2ùp3A19+ùp1p2ùp3Ak

A7®x3p3A6+ùp3A8+ùx3p3A9

A8®x2p2p3A17+ùp2ùp3Ak+ùx2p2p3Ak

A9®pA8+ùp2A10

A10®A3

A11®Ak

A12®ùp2p3A22+p2ùp3A13

A13®p3A9+ùp3Ak

A14­®ùx1A15+x1A16

A15®x3A6+ùx3Ak

A16®A12

A17®p1ùp2ùp3A+ùp1p2p3A6

A18®Ak

A19®x1ùx2A2+x1x2A20+ùx1A21

A20­®A17

A21®Ak

A22®Ak

При побудові системи дужкових формул переходу необхідно кожну формулу привести до вигляду Аx1+Вùx1, де А і В -деякі вирази, а x1 і ùx1-логічн³ умови переходу. Формули переходу для вершин А3, А4, А5, А9, А10, А11, А13, А14, А15, А16, А18, А20, А21, А22 вже є елементарними (розкладеними), а в інших є вирази виду Аn®xj(А) +ùxjpi(В). Тут pi відповідає чекаючій вершині (мал.1.6). Подібних вершин в об'єднан³й ГСА бути не повинно. Для їх усунення скористаємося сл³дуючим правилом: додавання виразу [PqАn] не змінить формулу, якщо набір Pq не використовується для кодування ГСА або вершина Аn в³дсутня в ГСА з кодом Pq. Таким чином, додаючи допоміжні набори, ми отримаємо можливість за допомогою елементарних перетворень звести формули до необхідного вигляду. Наприклад, формула A8®x2p2p3A17+ùp2ùp3Ak+ùx2p2p3A спрощується таким чином A8=p3(x2p2A17+ùx2p2Ak)+ùp3ùp2Ak=p3p2(x2A17+ùx2Ak)+ùp3ùp2Ak=

1 Xj 0

Pi 0

1

Мал.1.6 Приклад чекаючо¿ вершини Pi

=[ùp3p2(x2A17+ùx2Ak)]+p3p2(x2A17+ùx2Ak)+ùp3ùp2Ak+[p3ùp2Ak]=ùp2Ak+p2(x2A17+ùx2Ak). Тут вершина А8 не зустр³чаºться у ГСА ,в кодах яких присутн³ комб³нац³¿ ùp3p2 ³ p3ùp2. Нижче наведено розклад ус³х неелементарних формул переходу.

A0=p1(ùp2ùp3A1)+ùp1(ùx1ùp2ùp3A1+ùp2p3A1+x1ùx2ùp2ùpA2+x1x2ùp2ùp3A+

+ùx1p2p3A8+x1p2p3A13+p2ùp3A14)=p1(ùp2ùp3A1)+[p1ùp2ùp3A1]+

+ùp1(p2(ùx1p3A8+x1p3A13+ùp3A14)+ùp2(ùx1ùp3A1+p3A1+x1ùx2ùp3A2+

+x1x2ùp3A))=p1(ùp2A1)+[p1p2A1]+ùp1(p2(p3(ùx1A8+x1A13)+ùp3A14)+

+ùp2(ùp3(ùx1A1+x1x2A3+x1ùx2A2­)+p3A1))= p1A1+ùp1(p2(p3( ùx1A8+

+x1A13)+ùp3A14)+ùp2(ùp3(ùx1A1+x1(x2A3+ùx2A2))+p3A))

A1=ùp(p3A7+ùp3A2)+p1ùp3A6+[p1p3A6]= ùp(p3A7+ùp3A2)+p1A6

A2=p1(ùp2p3A21)+ùp1(ùp2ùp3A6+p2p3A18)= p1(ùp2p3A21)+[p1ùp2p3A21]+

+ùp(ùp2ùp3A6+[p2ùp3A6]+p2­p3A18+[p3ùp2A18])=p1(ùp2A21)+ùp1(ùp3A6+

+p3A18)=p1(ùp2A21)+[p1p2A21]+ùp1(ùp3A6+p3A18)=p1A21+ùp1(ùp3A6+

+p3A18)

A6=p1(ùp2ùp3A19)+[p1ùp2p3A19]+ùp1(p2p3A2+ùp2ùp3A7+ùp2p3A12+p2ùp3Ak)=

=p1ùp2A19+[p1p2A19]+ùp1(p2(p3A2+ùp3Ak)+ùp2(ùp3A7+p3A12­))=p1A19+

+ùp1(p2(p3A2+ùp3Ak­)+ùp2(ùp3A7+p3A12))

A7=p3(x3A6+ùx3A9)+ùp3A8

A8=p3(x2p2A17+ùx2p2Ak)+ùp3ùp2Ak=p3p2(x2A17+ùx2Ak)+ùp3ùp2Ak=

=[ùp3p2(x2A17+ùx2Ak)]+p3p2(x2A17+ùx2Ak)+ùp3ùp2Ak+[p3ùp2Ak]=ùp2Ak+

+p2(x2A17+ùx2Ak)

A12=ùp2p3A22+p2ùp3A13+[p2p3A22]+[ùp2ùp3A13]=p3A22+ùp3A13

A17=p1ùp2ùp3A2+[p1ùp2p3A2]+ùp1p2p3A6+[ùp1ùp2p3A]=p1ùp2A2+[p1p2A2]+

+ùp1p3A6+[ùp1ùp3A6]=p1A2+ùp1A6­

A19=x1(ùx2A2+x2A20)+ùx1A21

Об'єднану ГСА Г0 (мал.1.7) побудуємо відповідно до формул переходу, замінюючи кожну мітку Аi відповідною операторною вершиною Yt, а кожний вираз Xi і Pj відповідними умовними вершинами.

29


2.СИНТЕЗ АВТОМАТА З ПРИМУСОВОЮ АДРЕСАЦІЄЮ М²КРОКОМАНД.

2.1. Принцип роботи автомата.

При примусовій адресації адреса наступної м³крокоманди задається в полі поточної м³крокоманди. Формат МК в такому випадку сл³дуючий (мал. 2.1.).

1 Y m 1 X l 1 A0 k 1 A1 k

Мал. 2.1 Формат команди автомата з ПА.

Тут у полі Y міститься код, що задаº набір м³крооперац³й, у пол³ X-код логічної умови, що перевіряється, у полях A0 і A1- адреси переходу при невиконанн³ логічної умови, що перевіряється або безумовному переході і при істинності логічної умови відповідно. Розрядн³сть полів визначається таким чином:

m=]log2T[ Т- число наборів м³крооперац³й, що використовуються в ГСА, в нашому випадку Т=17, m=5

l=]log2 (L+1)[ L-число логічних умов у ГСА, в нашому випадку L=6, l=3

k=]log2 Q[ Q -кількість м³крокоманд.

Структурна схема автомата приведена на мал. 2.2. Автомат функціонує таким чином. Схема запуску складається з RS -тригера і схеми “&", яка блокує надходження синхро³мпульс³в на РАМК і РМК. За сигналом “Пуск" тригер встановлюється в одиницю і відбувається запис м³крокоманд до регістру. Поле Y надходить на схему формування МО і перетворюºться в деякий набір м³крооперац³й. Поле X надходить до схеми формування адреси, яка формує сигнал Z2, якщо перехід безумовний (X=0) або ЛУ , що перевіряється, дор³внюº 0, або сигнал Z1 у випадку істинності ЛУ. За сигналом Z1(Z2) до адресного входу ПЗП надходить значення поля A1(A0). За сигналу y0 тригер встановлюється в нуль і автомат зупиняє свою роботу. За сигналом "Пуск" до РАМК заноситься адреса початкової МК (А=0).

2.2. Перетворення початкової ГСА.

Перетворення буде полягати в тому, що у всі операторн³ вершини, пов'язані з кінцевою, вводиться сигнал y0, а між всіма умовними вершинами, які пов'язані з кінцевою, вводиться операторна вершина, що містить сигнал y0. Причому, ця вершина буде загальною для всіх умовних. З урахуванням вищесказаного отримаємо перетворену ГСА (мал. 2.3). У перетворен³й ГСА ми зберігаємо позначення Yi, але при цьому пам'ятаємо, що кожна м³крокоманда Yi

РАМК

Z1 Z2

S T & ПЗП

“Пуск”

С² R РМК Y X A0 A1 СФМО Z10 .... yi СФА до ОА Z2

Мал.2.2. Структурна схема автомата з ПА

розбиваºться на м³крооперац³¿ yi..yj зг³дно з табл. 2.1.

Таблиця 2.1.

Розподіл МО по м³крокомандам.

МК

М³крооперац³¿

МК

М³крооперац³¿

Y1

y1y2y9y10

Y12

y5y6y12y17y19

Y2

y1y5y12y19

Y13

y4y6y20y21

Y3

y1y6y11y20

Y14

y3y11y17y18y22

Y5

y3y4y13y30

Y15

y4y5y6y18y19y23

Y7

y2y6y7y16

Y16

y12y14y16y24

Y8

y5y13y15y29

Y17

y2y13y25

Y9

y6y17

Y18

y5

Y10

y3y4y5y18y19

Y20

y3y27y28

Y11

y7y8y17y20

2.3.Формування вмісту керуючої пам'яті.

Перший етап - виділення м³крокоманд заданого формату. В автоматі з ПА в одному такті можуть виконуватися МО і перевірятися логічна умова. Тому м³крокоманда відповідає парі ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА. Виходячи з цього, отримаємо, що можливими є пари: ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙ ПЕРЕХІД, ПОРОЖНЯ ОПЕРАТОРНА - УМОВНА ВЕРШИНА. При цьому потрібно враховувати, що при виборі пари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА недопустим перехід ззовні в точку між операторною і умовною вершинами, крім ситуації, коли умовна вершина входить до складу іншо¿ м³крокоманди. У результаті ми отримаємо сл³дуюче разбиття на м³крокоманди (мал. 2.3.). Ми отримали 38 допустимих МК. Закодуємо їх в природному порядку, привласнивши початков³й МК нульову адресу (табл.2.2). Для цього необхідно q=]log2N[ розрядів, де N- кількість МК заданого формату. У нашому випадку N=38, q=6.

Таблиця 2.2

Кодування МК

МК

А1А2А3А4 А5А6

О1

0 0 0 0 0 0

О2

0 0 0 0 0 1

......

........................

О38

1 0 0 1 0 1

Аналогічним чином закодуємо оператори Yi, надавши нульовий код порожньому операторному полю (табл. 2.3).

Таблиця 2.3

Кодування Y

Yi

T2T3T4T5T6

Æ

00000

Y1

00001

Y2

00010

Y3

00011

Y5

00100

Y7

00101

Y8

00110

Y9

00111

Y10

01000

Y11

01001

Y12

01010

Y13

01011

Y14

01100

Y15

01101

Y16

01110

Y17

01111

Y18

10000

Y20

10001

Таблиця 2.5

Вм³ст керуючо¿ пам`ят³.

A

FY

FX

FA0

FA1

Оп.

A1A2A3A4A5A6

T1T2T3T4T5T6

T7T8T9

T10T11T12T13T14T15

T16T17T18T19T20T21

1

000000

000000

100

000001

001100

2

000001

000000

101

000010

011001

3

000010

000000

110

000011

001100

4

000011

000000

001

001100

000100

5

000100

000000

010

001001

000101

6

000101

000110

110

000111

000110

7

000110

101100

000

000000

000000

8

000111

000111

000

001000

000000

9

001000

001001

000

001110

000000

10

001001

001000

100

001010

011000

11

001010

000000

110

001110

001011

12

001011

100111

000

000000

000000

13

001100

000001

100

001101

001110

14

001101

000000

110

001001

010010

15

001110

000100

100

001111

010111

16

001111

000000

101

010001

010000

17

010000

000000

110

010100

010101

18

010001

000000

110

010010

011110

19

010010

000110

110

011111

010011

20

010011

000000

011

100011

001110

21

010100

100000

000

000000

000000

22

010101

000000

010

001001

010110

23

010110

000001

000

100101

000000

24

010111

001010

001

011000

010101

25

011000

101010

000

000000

000000

26

011001

000000

110

011011

011010

27

011010

000000

001

011111

100001

28

011011

001101

001

011100

011101

29

011100

001110

011

010100

001110

30

011101

000101

000

011110

000000

31

011110

001111

010

100001

100000

32

011111

000111

101

010100

100010

33

100000

100011

000

000000

000000

34

100001

010000

110

010100

100011

35

100010

000000

010

010100

100101

36

100011

000001

101

100100

011111

37

100100

001011

000

000101

000000

38

100101

010001

100

001110

001001

2.4. Синтез схеми автомата.

Схема СФА являє собою мультиплексор, який в залежності від коду логічної умови, що перевіряється, передає на вихід Z1 значення відповідно¿ ЛУ. При цьому сигнал Z2 завжди є інверсією сигналу Z1. Таким чином, отримаємо сл³дуюч³ вирази для Z1 і Z­2:

Z1=X1ùT7ùT8T9+X2ùT7T8ùT9+X3ùT7T8T9+P1T7ùT8ùT9+P2T7ùT8T9+P3T7T8ùT9

Z2=ùZ1

або, звівши до заданого базису (4 АБО-Н²), отримаємо

Z1=ù ù(ù ù(A+B+C+D)+E+F), де

A=ù ù( X1ùT7ùT8T9)=ù(ùX1+T7+T8+ùT9)

B=ù ù( X2ùT7T8ùT9)=ù(ùX2+T7+ùT8+T9)

C=ù ù( X3ùT7T8T9)=ù(ùX3+T7+ùT8+ùT9)

D=ù ù( P1T7ùT8ùT9)=ù(ùP1+ùT7+T8+T9)

E=ù ù( P2T7ùT8T9)=ù(ùP2+ùT7+T8+ùT9)

F=ù ù( P3T7T8ùT9)=ù(ùP3+ùT7+ùT8+T9)

Інформація, що надходить на адресні входи ПЗП формується таким чином: Ai=A0iZ1+A1iZ2 або, приводячи до заданого базису, отримуємо Ai=ùù(ù(ùA0i+ùZ1)+ù(ùA1i+ùZ2)).

Синтезуємо тепер схему дешифратора, що формує сигнали м³крооперац³й yi. Поява одиниці, відповідної кожному Y, відбувається при появі на вході дешифратора коду даного Y, тобто Yi=T2eÙT3eÙT4еÙT5еÙT6е, де еÎ{0,1} T0=ùT, T1=T. Або приводячи до заданого базису, отримаємо: Yi=ù(ù ù(T2ùe+T3ùe+T4ùе+T5ùе)+T6ùе). Таким чином, схема, що формує сигнал Y з п`ятирозрядного коду виглядає таким чином(мал. 2.4)

T6ùe

1 1 1 Yi

T2ùe

Мал. 2.4. Схема формування сигналу Yi.

Враховуючи, що розряд T2 рівний “1" при формуванні тільки двох сигналів Y18 і Y20, то схему(мал. 2.4) будемо використовувати для формування Y1, Y20, для яких співпадають молодші чотири розряди та для Y18, для якого молодш³ чотири розряди сп³впадають з кодом порожньо¿ операторно¿ вершини. А для всіх інших Y схему можна спростити (мал.2.5.).

T6ùe

1 Yi

T3ùe

Мал.2.5. Спрощена схема формування сигналу Yi.

Зг³дно з наведеними схемами запишемо формули для вс³х Yi.

Y1=ù (ù ù(T2+T3+T4+T5)+ùT6)

Y2= ù(T3+T4+ùT5+T6)

Y3= ù(T3+T4+ùT5+ùT6)

Y5= ù(T3+ùT4+T5+T6)

Y7= ù(T3+ùT4+T5+ùT6)

Y8= ù(T3+ùT4+ùT5+T6)

Y9= ù(T3+ùT4+ùT5+ùT6)

Y10=ù(ùT3+T4+T5+T6)

Сигнали м³крооперац³й yj отримаємо, об'єднуючи по “або" виходи відповідні операторам Yi, в яких зустрічається МО yj. При цьому будемо користуватися таблицею

Таблиця 2.5.

Розпод³л МО за м³кро-

командами

МО

номери МК

y1

1,2,3

y2

1,7,17

y3

5,10,14,20

y4

5,10,13,15

y5

2,8,10,12,15,18

y6

3,7,9,12,13,15

y7

7,11

y8

11

y9

1

y10

1

y11

3,14

y12

2,12,16

y13

5,8,17

y14

16

y15

8

y16

7,16

y17

9,11,12,14

y18

10,14,15

y19

2,10,12,15

y20

3,11,13

y21

13

y22

14

y23

15

y24

16

y25

17

y27

20

y28

20

y29

8

y30

5

На наступному етапі синтезуємо схеми РАМК і РМК, використовуючи ùRùS тригери. Скористаємося класичним методом синтезу регістрів і заповнимо сл³дуючу таблицю (табл. 2.6.).

Таблиця 2.6.

Синтез РАМК та РМК

С

Ai

Qt

Qt+1

Ct

ùR

ùS

0

0

0

0

0

*

*

0

0

1

1

0

*

*

0

1

0

0

0

*

*

0

1

1

1

0

*

*

1

0

0

0

1

*

1

1

0

1

0

1

0

1

1

1

0

1

1

1

0

1

1

1

1

1

1

*

У результат³ отримаºмо сл³дуючу схему для базового елементу РАМК та РМК (мал.2.6).

Ai

1 S TT Q

С² C

R

“Reset” R ùQ

Мал. 2.6. Базовий елемент регістра.

Схема РАМК містить 6 таких елемент³в, а схема РМК - 21. При побудові схеми сигнали ùT1..ùT21 будемо знімати з ³нверсних виходів елемент³в регістрів. Кількість мікросхем ПЗП визначимо за формулою: NПЗП­=]R/3[, де R - розрядн³сть м³крокоманди R=21, NПЗП=7. Для зберігання м³кропрограми досить однієї лінійки ПЗП, оскільки QПЗП=8, тобто одна мікросхема розрахована на зберігання 256 трьохб³тових комбінацій, а в нашому випадку потрібно тільки 38. При побудові схеми будемо записувати в РАМК інверсію адреси, а до ПЗП будемо подавати адресу з ³нверсних виходів елемент³в регістра, таким чином, ми заощадимо 6 елементів-³нвертор³в у СФА. З врахуванням вищесказаного побудуємо схему автомата з примусовою адресацією м³крокоманд(мал. 2.7).


41


3.СИНТЕЗ АВТОМАТА З ПРИРОДНОЮ АДРЕСАЦІЄЮ М²КРОКОМАНД

3.1. Принцип роботи автомата.

При природній адресації микрокоманд існує три формата МК (мал. 3.1.).

П 1 FY m ОМК

П 1 FX l 1 FA r УМК1 П 1 Æ l 1 FA r УМК2

Мал.3.1. Формати м³крокоманд автомата з природною адресац³ºю..

Тут формат ОМК відповідає операторн³й вершині, УМК1-умовній, а УМК2-вершині безумовного переходу. При подачі сигналу “пуск" лічильник ЛАМК обнуляється, і за сигналом СІ відбувається запис МК до регістра. СФМО формує відповідні МО при П=1 або видає на всіх виходах нулі при П=0. СФА в залежності від П і вм³сту поля FX, формує сигнали Z1 і Z2. Сигнал Z1 дозволяє проходження синхро³мпульс³в на л³чильний вхід ЛАМК, а Z2 дозволяє запис до лічильника адреси наступної МК з приходом синхро³мпульсу.

Визначимо розрядн³сть полів. l=]log2(L+1)[, де L-число умовних вершин. L=6, l=3

m=]log2T[ Т- число наборів м³крооперац³й, що використовуються в ГСА, в нашому випадку Т=17, m=5

r=]log2 Q[, Q - кількість м³крокоманд.

3.2.Перетворення початкової ГСА.

Перетворення буде полягати в тому, що до всіх операторних вершин, пов'язаних з кінцевою, вводиться сигнал y0, а між всіма умовними вершинами, які пов'язані з кінцевою, вводиться операторна вершина, що містить сигнал y0. Крім цього, в ГСА вводяться спеціальні вершини безумовного переходу X0, відповідні формату УМК2. Введення таких вершин необхідне для виключення конфліктів адресації м³крокоманд. У автоматі з природною адресац³ºю (рис3.2.) при істинності(помилковість) логічної умови перехід здійснюється до вершини з адресою на одиницю великим, а при (помилковість)істинності ЛУ перехід відбувається за адресою, записаною в полі FA. У нашому випадку будемо додавати одиницю при істинності ЛУ або при переході з операторной вершини. Якщо в одній точці сходиться декілька переходів по “1" або з операторно¿ вершини, то всі вершини з яких здійснювався перехід, повинні були б мати однакову (на одиницю меншу ) адресу, н³ж наступна команда. Але це неможливо.

Z1 +1

с³ Z2 А ЛАМК

“Пуск”

1 ПЗП

РМК

FY П FX FA

СФМО

СФА Z1

y0.....yi к ОА

Z2

Мал.3.2. Структурна схема автомата з природною адресац³ºю.

Для виключення подібних ситуацій вводять спеціальну вершину безумовного перходу (мал. 3.3). Дані вершини додаºмо таким чином, щоб в одній точці сходилася будь-яка кількість переходів по “0" і тільки один по “1" або з операторно¿ вершини. З врахуванням вказаних перетворень отримаємо перетворену ГСА (мал. 3.4).

X0 0

1

Мал. 3.3. Вершина безумовного переходу.

3.3.Формування вмісту керуючої пам'яті.

На перетворен³й ГСА виділимо м³крокоманди форматів ОМК, УМК1, УМК2. У результаті отримаємо 63 МК. Виконаємо їх адресацію. Для цього запишемо всі природні послідовності команд (ланцюжки вершин, перехід між якими здійснюється по “1" або через операторну вершину). У результаті отримаємо:

a1=[O1,O5]

a2=[ O2 ,O6 ,O7 ,O36 ,O48 ,O51 ,O55 ,O34 ,O47 ,O49 ,O56 ,O59 ,O12 ,O16 ,O45]

a3=[ O3 ,O9 ,O13 ,O18]

a4=[ O4 ,O10 ,O11]

a5=[ O8 ,O14 ,O20 ,O30 ,O32 ,O35]

a6=[ O60 ,O15 ,O21 ,O22]

a7=[ O17 ,O52 ,O57 ,O61 ,O62]

a8=[ O19 ,O28 ,O29]

a9=[ O23 ,O25 ,O27 ,O31 ,O37 ,O44 ,O43 ,O53 ,O54]

a10=[ O24 ,O26]

a11=[ O33]

a12=[ O38 ,O41 ,O42]

a13=[ O39 ,O40]

a14=[ O46]

a15=[ O50]

a16=[ O58]

a17=[ O63]­

Перерахуємо в таблиці адресації (табл. 3.1) підряд всі послідовності a1-a17 і закодуємо їх R-розрядним кодом. R=]log2N[, N-кількість м³крокоманд (N=63, R=6). Закодуємо також оператори Yi, поставивши їм у відповідність п`ятирозрядний код. Будемо використовувати те ж кодування, що і в автоматі з ПА.(табл. 2.3., 2.4). У таблиці 3.2 відобразимо вміст керуючої пам'яті, заповнивши поля FX, FY, FA.

Таблиця 3.1. Таблиця 3.1.

(продовження)

Адресац³я МК.

мк

А1А2А3А4А5А6

O1

000000

O5

000001

O2

000010

O6

000011

O7

000100

O36

000101

O48

000110

O51

000111

O55

001000

O34

001001

O47

001010

O49

001011

O56

001100

O59

001101

O12

001110

O16

001111

O45

010000

O3

010001

O9

010010

O13

010011

O18

010100

O4

010101

O10

010110

O11

010111

O8

011000

O14

011001

O20

011010

O30

011011

O32

011100

O35

011101

O60

011110

O15

011111

O21

100000

O22

100001

O17

100010

O52

100011

O57

100100

O61

100101

O62

100110

Таблиця 3.2.

Вм³ст керуючо¿ пам`ят³ автомата з природною адресац³ºю.

МК

Адреса

П

FY

Формула переходу

FX

FA

А1А2А3А4А5А6

T1

T2T3T4

T5T6T7T8T9T10

O1

000000

1

100

000010

O1®ùP1O2+P1O5

O5

000001

1

000

010010

O5®O9

O2

000010

1

101

010001

O2®ùP2O+P2O6

O6

000011

1

110

011000

O6®ùP3O8+P3O7

O7

000100

1

001

001001

O7®ùX1O34+X1O36

O36

000101

0

010

000000

O36®O48

O48

000110

1

110

111110

O48®ùP3O63+P3O51

O51

000111

0

000

010000

O51®O55

O55

001000

1

101

011110

O55®ùP2O60+P2O34

O34

001001

0

000

111000

O34®O47

O47

001010

1

101

111011

O47®ùP2O46+P2O49

O49

001011

1

010

111100

O49®ùX2O50+X2O56

O56

001100

0

010

001000

O56®O59

O59

001101

1

100

101100

O59®ùP1O27+P1O12

O12

001110

0

001

000000

O12®O16

O16

001111

1

100

110011

O16®ùP1O24+P1O45

O45

010000

0

101

010000

O45®K

O3

010001

1

110

010101

O3®ùP3O4+P3O9

O9

010010

0

000

001000

O9®O13

O13

010011

1

100

100010

O13®ùP1O17+P1O18

O18

010100

1

000

101100

O18®ùO27

O4

010101

1

001

010010

O4®ùX1O9+X1O10

O10

010110

1

010

001110

O10®ùX2O12+X2O11

O11

010111

1

000

011111

O11®O15

O8

011000

0

001

101000

O8®O14

O14

011001

1

001

100111

O14®ùX1O19+X1O20

O20

011010

0

000

101000

O20®O30

O30

011011

0

001

111000

O30®O32

O32

011100

1

110

000101

O32®ùP3O36+P3O35

O35

011101

0

100

011000

O35®K

O60

011110

0

001

011000

O60®ùO15

O15

011111

0

000

110000

O15®O21

O21

100000

1

110

101010

O21®ùP3O23+P3O22

O22

100001

0

101

100000

O22®K

O17

100010

1

110

001110

O17®ùP3O12+P3O52

O52

100011

0

000

110000

O52®O57

O57

100100

1

110

001001

O57®ùP3O34+P3O61

O61

100101

1

011

000111

O61®ùX3O51+X3O62

O62

100110

1

000

101100

O62®O27

O19

100111

0

001

110000

O19®O28

Таблица 3.2.

(продовження)

O28

101000

1

011

110101

O28®ùX3O33+X3O29

O29

101001

1

000

101100

O29®O27

O23

101010

0

000

111000

O23®O25

O25

101011

0

001

001000

O25®O27

O27

101100

0

000

100000

O27®O31

O31

101101

1

100

110110

O31®ùP1O38+P1O37

O37

101110

0

001

010000

O37®O44

O44

101111

1

001

010000

O44®ùX1O45+X1O43

O43

110000

1

010

001110

O43®ùX2O12+X2O53

O53

110001

0

000

001000

O53®O54

O54

110010

1

000

001100

O54®O56

O24

110011

1

110

101100

O24®ùP3O27+P3O26

O26

110100

0

100

111000

O26®K

O33

110101

0

100

000000

O33®K

O38

110110

1

101

111001

O38®ùP2O39+P2O41

O41

110111

1

110

111101

O41®ùP3O58+P3O42

O42

111000

1

000

001110

O42®ùO12

O39

111001

1

110

100011

O39®ùP3O52+P3O40

O40

111010

1

000

011011

O40®O30

O46

111011

0

100

000000

O46®K

O50

111100

0

100

000000

O50®K

O58

111101

0

100

000000

O58®K

O63

111110

0

100

000000

O63®K

3.4. Синтез схеми автомата.

Синтезуємо схему, що формує сигнал Z1. Сигнал Z1 рівний 1, якщо ознака П=0 або П=1 і при цьому логічна умова, що перевіряється, істинна. Скористаємося формулою Z1 для автомата з ПА, яка в залежності від коду умови передає на вихід Z1 значення відповідного ЛУ.

Z1=X1ùT2ùT3T4+X2ùT2T3ùT4+X3ùT2T3T4+P1T2ùT3ùT4+P2T2ùT3T4+P3T2T3ùT4

З врахуванням вищенаведених вимог запишемо формули для сигналів Z1 ³ Z2 в автоматі з природною адресац³ºю.

Z1=ùT1+T1(X1ùT2ùT3T4+X2ùT2T3ùT4+X3ùT2T3T4+P1T2ùT3ùT4+P2T2ùT3T4+P3T2T3ùT4)

Z2=ùZ1

Або , зв³вши до заданого базису отримаºмо:

Z1=ù ù(ù(ù(ù ù(A+B+C+D)+E+F)+ùT1)+ùT1), где

A=ù ù( X1ùT7ùT8T9)=ù(ùX1+T2+T3+ùT4)

B=ù ù( X2ùT7T8ùT9)=ù(ùX2+T2+ùT3+T4)

C=ù ù( X3ùT7T8T9)=ù(ùX3+T2+ùT3+ùT4)

D=ù ù( P1T7ùT8ùT9)=ù(ùP1+ùT2+T3+T4)

E=ù ù( P2T7ùT8T9)=ù(ùP2+ùT2+T3+ùT4)

F=ù ù( P3T7T8ùT9)=ù(ùP3+ùT2+ùT3+T4)

Схема формування МО подібна СФМО автомата з ПА, але поява сигналів на виходах yi можлива тільки при П=0, тобто коли поточна м³крокоманда відповідає операторн³й вершині. Тому схему формування Yi змінимо таким чином: сигнал ùT1(ùП) кон`юнктивно об'єднаємо з кожним сигналом T3...T7,ùT3...ùT7 (мал. 3.5). При цьому відсутність цих сигналів приведе до відсутності сигналів yi, бо комб³нац³я з ус³х нул³в на вход³ дншифратора в³дпов³даº порожн³й операторн³й вершин³. Виняток складає сигнал y0, для якого передбачений окремий розряд, тому його ми кон`юнктивно об'єднаємо з сигналом ùT1(ùП) (мал. 3.6.)

ùT3...ùT7 T3..T7

1 T3...T7 1 ùT3...ùT7

T1 T1

Мал.3.5. Схеми п³дключення ùП.

ùT2

1 y0

T1

Рис.3.6.Схема формування y0.

Схема базового елементу РМК аналогічна відповідній схемі в автоматі з ПА(мал2.6). У якості ЛАМК будемо використовувати лічильник, що має сл³дуючу функціональну схему(мал. 3.7.). Вхід V відповідає сигналу Z1, якщо він рівний 1, то ЛАМК збільшує свій вміст на 1, в протилежному випадку, на вихід передається інформація з входів A1...Ai. Синтезуємо лічильник з кр³зним перенесенням. Для цього складемо сл³дуючу таблицю(табл.3.3).Таблиця складена для одного розряду.

A1 CT

A2 A1

A3 A2

A4 A3

A5 A4

A6 A5

A6

V

C

R

Мал.3.7. Функц³ональне зображення

л³чильника.

Таблиця.3.3

Синтез схеми ЛАМК.

V

T

Ai

Qt

Qt+1

ùR

ùS

0

0

0

0

0

*

1

0

0

0

1

0

0

1

0

0

1

0

1

1

0

0

0

1

1

1

1

*

0

1

0

0

0

*

1

0

1

0

1

1

1

*

0

1

1

0

1

1

0

0

1

1

1

1

1

*

1

0

0

0

0

*

1

1

0

0

1

1

1

*

1

0

1

0

0

*

1

1

0

1

1

1

1

*

1

1

0

0

1

1

0

1

1

0

1

0

0

1

1

1

1

0

1

1

0

1

1

1

1

0

0

1

Схема РМК містить 10 базових елемент³в. При побудові схеми сигнали ùT1...ùT10 будемо знімати з ³нверсних виходів елемент³в регістра. Кількість мікросхем ПЗП визначимо за формулою: NПЗП=]R/3[, де R - розрядн³сть м³крокоманди R=10, NПЗП=4 Для зберігання м³кропрограми досить однієї лінійки ПЗП, оскільки QПЗП=8, тобто одна мікросхема розрахована на зберігання 256 трьохб³тових комбінацій, а в нашому випадку потрібно тільки 63. З урахуванням вищесказаного побудуємо схему автомата з природною адресацією м³крокоманд(мал. 3.8).


V

1 1

T0

1 1 1 Q0 S TT C

Ai 1 1 R 1 1 R

C

“Reset”

T1

Q1

ùT1 T2

1 Q2

ùQ1

ùT2 T3

1 Q3

ùQ2

........................................................................

Мал.3.8.Схема ЛАМК (усього 6 елемент³в, сигнали V,C,”Reset”,Ai для вс³х, окр³м першого, не показан³).

48


4.СИНТЕЗ АВТОМАТА З КОМБІНОВАНОЮ АДРЕСАЦІЄЮ М²КРОКОМАНД.

4.1.Принцип роботи автомата.

Автомат з комбінованою адресацією є комбінацією з автомат³в з примусовою і природною адресац³ºю . У даному автоматі адреса наступної МК задається в полі поточної м³крокоманди, при цьому при невиконанн³ ЛУ, що перевіряється, або при безумовному переході перехід здійснюється за заданою адресою, а при істинності - за адресою на одиницю більшу, ніж поточна. Формат команди автомата з КА наступний(мал. 4.1).


1 Y m 1 Х k 1 A l

Мал. 4.1.Формат команди автомата з КА.

Тут у полі Y міститься код, що задаº набір м³крооперац³й, у пол³ X-код логічної умови, що перевіряється, в полі А - адреса переходу при невиконанн³ логічної умови або при безумовному переході. Розрядн³сть полів визначається таким чином:

m=]log2T[ Т- число наборів м³крооперац³й, що використовуються в ГСА, в нашому випадку Т=17, m=5

k=]log2­(L+1)[ L-число логічних умов в ГСА, в нашому випадку L=6, l=3

l=]log2Q[ Q -кількість м³крокоманд.

Структурна схема автомата приведена на мал. 4.2. Автомат функціонує таким чином. Схема запуску складається з RS -тригера і схеми “&", яка блокує надходження синхро³мпульс³в на РМК. За сигналом “Пуск" тригер встановлюється в одиницю і відбувається запис м³крокоманди до регістру. Поле Y поступає на схему формування МО і перетворюºться в деякий набір м³крооперац³й. Поле X поступає на схему формування адреси, яка формує сигнал Z2, якщо перехід безумовний (X=0) або ЛУ, що перевіряється,дор³внюº нулю або сигнал Z1 у випадку істинності ЛУ. За сигналом Z2 вм³ст поля А надходить до л³чильника,а з нього - на адресний вхід ПЗП. А за сигналом Z1 на адресний вхід також надходить вміст лічильника але тепер це адреса поточної м³крокоманди, збільшена на одиницю. За сигналом y0 тригер скидається в нуль і автомат зупиняє свою роботу.

4.2. Перетворення початкової ГСА.

Перетворення будемо виконувати двома етапами. На першому - введемо сигнал y0 до вершин, пов'язаних з кінцевою, якщо вершина умовна, то введемо

+1

Z1

СT

Z2

S T & ПЗП

“Пуск”

С² R РМК Y X A СФМО y­0 .... yi Z1 СФА

до ОА Z2

Мал.4.2. Структурна схема автомата з КА.

додаткову операторну вершину з сигналом y0. Крім того, введемо додаткові вершини безумовного переходу, виходячи з тих же міркувань, що і для автомата з природною адресац³ºю. Будемо, однак, мати на уваз³, що для автомата з КА перехід з операторно¿ вершини прирівнюється до безумовного, тому в одній точці може сходитися будь-яка кількість безумовних переходів або переходів з операторних вершин і тільки один по істинності ЛУ, що перевіряється. На другому етапі виділимо м³крокоманди заданого формату, користуючись тими ж правилами, що і для автомата з ПА. З врахуванням вищесказаного отримаємо перетворену ГСА (мал. 4.3).

4.3.Формування вмісту керуючої пам'яті.

При формуванні вмісту керуючої пам'яті скористаємося тим же кодуванням наборів м³крооперац³й і ЛУ, що і для автоматів з ПА і природною адресац³ºю (табл. 2.3, 2.4). Для адресації м³крокоманд випишемо їх природні послідовності так само, як і для автомата з природною адресац³ºю, враховуючи, що природним вважається тільки перехід по істинності ЛУ.

a1=[O1,O14]

a2=[ O2 ,O19 ,O18 ,O46 ,O6 ,O42 ,O43 ,O44 ,O9 ,O38 ]

a3=[ O3 ,O15 ,O17 ]

a4=[ O4 ,O5 ,O7,O8]

a5=[ O10 ]

a6=[ O11 ,O13]

a7=[ O12]

a8=[ O16,O29,O30,O25,O37,O35,O36]

a9=[ O20 ,O22 ]

a10=[ O21,O23]

a11=[ O26,O32,O33]

a12=[ O27 ,O24 ,O45]

a13=[ O34]

a14=[ O39]

a15=[ O40]

a16=[ O41]

a17=[ O28]­

a18=[O31]

Перерахуємо в таблиці адресації (табл. 4.1) підряд всі послідовності a1-a18 і закодуємо їх R-розрядним кодом. R=]log2N[, N-кількість м³крокоманд(N=46, R=6). Закодуємо також оператори Yi, поставивши їм у відповідність п`ятирозрядний код. У таблиці 4.2 відобразимо вміст керуючої пам'яті, заповнивши поля FX, FY, FA.

Таблиця 4.1.

Адресац³я МК.

мк

А1А2А3А4А5А6

O1

000000

O14

000001

O2

000010

O19

000011

O18

000100

O46

000101

O6

000110

O42

000111

O43

001000

O44

001001

O9

001010

O38

001011

O3

001100

O15

001101

O17

001110

O4

001111

O5

010000

O7

010001

O8

010010

O10

010011

O11

010100

O13

010101

O12

010110

O16

010111

O29

011000

O30

011001

O25

011010

O37

011011

O35

011100

O36

011101

O20

011110

O22

011111

O21

100000

O23

100001

O26

100010

O32

100011

O33

100100

O27

100101

O24

100110

O45

100111

O34

101000

O39

101001

O40

101010

O41

101011

O28

101100

O31

101101

Таблиця 4.2

Вм³ст керуючо¿ пам`ят³.

A

FY

FX

FA

Оп.

A1A2A3A4A5А6

T1T2T3T4T5T6

T7T8T9

T10T11T12T13T14T15

O1

000000

000000

100

000010

O14

000001

000000

000

001101

O2

000010

000000

101

001100

O19

000011

000000

110

011110

O18

000100

000000

001

000111

O46

000101

010000

110

101101

O6

000110

000010

101

101100

O42

000111

000111

101

101010

O43

001000

000000

010

101011

O44

001001

010001

100

011010

O9

001010

001000

100

010100

O38

001011

101010

000

000000

O3

001100

000000

110

001111

O15

001101

000001

100

010111

O17

001110

000000

000

011010

O4

001111

000000

001

001101

O5

010000

000000

010

001010

O7

010001

000110

110

010011

O8

010010

101100

000

000000

O10

010011

000111

000

010110

O11

010100

000000

110

011010

O13

010101

100111

000

000000

O12

010110

001001

000

011010

O16

010111

000000

110

001010

O29

011000

000110

110

000111

O30

011001

000000

011

000110

O25

011010

000100

100

100010

O37

011011

001010

001

001011

O35

011100

000000

010

001010

O36

011101

000001

000

001001

O20

011110

001101

001

100000

O22

011111

000101

000

100110

O21

100000

001110

011

101001

O23

100001

000000

000

011010

O26

100010

000000

101

100101

O32

100011

000000

110

101000

O33

100100

000000

000

001010

O27

100101

000000

110

011000

O24

100110

001111

110

000101

O45

100111

100011

000

000000

O34

101000

100000

000

000000

Таблиця 4.2.

(продовження)

O39

101001

100000

000

000000

O40

101010

100000

000

000000

O41

101011

100000

000

000000

O28

101100

001011

000

010001

O31

101101

100000

000

000000

4.4.Синтез схеми автомата.

При синтезі схеми скористаємося вже розробленими вузлами для автоматів з ПА і природною адресац³ºю. СФА автомата з КА аналогічна СФА автомата з природною адресац³ºю. Схеми СФМО, РМК аналогічні відповідним вузлам автомата з ПА (розд.2.4), а схема ЛАМК запозичена з автомата з природною адресац³ºю (розд.3.4). Відмінність полягає лише в тому, що для РМК буде потрібно 15 базових елемент³в. Враховуючи вищесказане, побудуємо схему автомата з комбінованою адресацією м³крокоманд(мал. 4.4).

51


5. ПОРІВНЯЛЬНА ХАРАКТЕРИСТИКА АВТОМАТІВ.

5.1. Підрахунок апаратурних витрат.

Визначимо апаратурн³ витрати на кожний з автоматів. Оскільки синтез лічильника не був обов'язковим, то при визначенні апаратурних витрат будемо вважати його єдиним вузлом.

1. У автоматі з примусовою адресацією схема СФА містить 28 логічних елементів, СФМО - 57 ЛЕ, вузол запуску і схема “&" - 4 ЛЕ і, крім того, необхідно 6 елементів-³нвертор³в для отримання сигналів ùX1...ùX3,ùP1...ùP3 Також потр³бно 27 елементів для РАМК і РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 122. Для побудови РАМК і РМК також буде потрібно 27 тригер³в. Кількість ПЗП- 7.

2. У автоматі з природною адресацією схема СФА містить 12 логічних елементів, СФМО - 68 ЛЕ, вузол скидання - 2 ЛЕ і, крім того, необхідно 6 елементів-³нвертор³в для отримання сигналівùX1...ùX3,ùP1...ùP3 і 10 елементів для РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 98. Для побудови РМК також буде потрібно 10 тригер³в. Кількість ПЗП- 4. Схема також містить один лічильник.

3. У автоматі з комбінованою адресацією схема СФА містить 10 логічних елементів, СФМО - 57 ЛЕ, вузол запуску і схема “&" - 4 ЛЕ і, крім того, необхідно 6 елементів-³нвертор³в для отримання сигналів ùX1...ùX3,ùP1...ùP3 і 15 елементів для РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 92. Для побудови РМК також буде потрібно 15 тригер³в. Кількість ПЗУ- 5. Схема також містить один лічильник.

Складемо зведену таблицю витрат на синтезован³ автомати.(табл. 5.1.)

Таблиця 5.1.

Апаратурн³ витрати для синтезованих автоматів.

Тип автомата

Лог³чн³ елементи

Тригери

ПЗП

Л³чильники

ПА

122

27

7

0

ПрА

98

10

4

1

КА

92

15

5

1

5.2. Визначення автомата з мінімальними апаратурними витратами.

Заповнимо таблицю, де для кожного автомата знаком “+" відмітимо мінімальні витрати на даний тип елементів, а знаком “-" -нем³н³мальн³ (табл. 5.2.).

Таблиця 5.2.

Тип автомата

Лог³чн³ елементи

Тригери

ПЗП

Л³чильники

ПА

-

-

-

+

ПрА

-

+

+

-

КА

+

-

-

-

Як видно з таблиці 5.2., автомат з природною адресацією виграє по двом параметрам: по кількості тригер³в і ПЗП.

Для підтвердження правильності вибору автомата застосуємо також оцінку за Квайном (за сумарною кільк³стю входів елемент³в). Будемо вважати кількість входів у ЛЕ - 4, у тригера - 4, у ПЗП -9 і у лічильника - 9. З врахуванням вищенаведених значень, для автомата з ПА показник оцінки складе - 659, для автомата з ПрА - 477, для автомата з КА- 482.

Як видно з приведених оцінок, автомат з примусовою адресацією далеко не оптимальний, а автомати з природною і комбінованою адресацією по витратах практично однакові, але все ж автомат з ПрА має деяку перевагу перед автоматом з КА. Таким чином, результатом проектування буде схема автомата з природною адресацією м³крокоманд.

Похожие работы: