регистрация / вход

Прикладная теория цифровых автоматов 2

1. ПОБУДОВА ОБ'ЄДНАНОЇ ГСА 1.1. Побудова ГСА По описах граф-схем, приведених в завданні до курсової роботи, побудуємо ГСА Г1-Г5 (мал. 1.1-1.5), додавши початкові і кінцеві вершини і замінивши кожний оператор Yi операторною вершиною, а кожну умову Xi - умовною.

1. ПОБУДОВА ОБ'ЄДНАНОЇ ГСА


1.1. Побудова ГСА


По описах граф-схем, приведених в завданні до курсової роботи, побудуємо ГСА Г1-Г5 (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 Г1-Г5 є однакові ділянки, тому побудова автоматів за ГСА Г1-Г5 приведе до невиправданих апаратурних витрат. Для досягнення оптимального результату скористаємося методикою С.І.Баранова, яка дозволяє мінімізувати число операторних і умовних вершин. Заздалегідь помітимо операторні вершини в початкових ГСА, керуючись слідуючими 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 кожній ГСА поставимо у відповідність набір змінних PnО {P1...Pq}, де q=]log2N[, N -кількість ГСА. Означувальною для ГСА Гn ми будемо називати кон`юнкцию Pn=p1eЩ...Щpqn еО{0,1}, причому p0=щр, p1=р. Об'єднана ГСА повинна задовольняти слідуючим 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 частковій ГСА Гq.

При об'єднанні ГСА виконаємо слідуючі 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 М1-М5 побудуємо по ГСА Г1-Г5 (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


КіНЕЦь 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



КіНЕЦЬ 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





КіНЕЦЬ 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




КіНЕЦЬ 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




КіНЕЦЬ Ak



Мал.1.5. Часткова граф-схема алгортиму Г5

Стовпці МСА відмітимо всіма мітками Ai­, 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 дорівнює 1 для безумовного переходу або кон`юнкції логічних умов, відповідних виходам умовних вершин, через які проходить шлях з вершини з міткою Ai у вершину з міткою Aj.

За методикою об'єднання закодуємо МСА таким чином:

Таблиця 1.1

Кодування МСА

МСА P1P2P3
М1 0 0 0 (щp1щp2щp3)
М2 0 0 1 (щp1щp2p3)
М3 0 1 0 (щp1p2щp3)
М4 0 1 1 (щp1p2p3)
М5 1 0 0 (p1щp2щp3)

Часткові МСА М1-М5 наведені в табл.1.2-1.6


Таблиця 1.2

Часткова МСА М1



A1 A2 A3 A4 A5 A6 A7 A8 Ak
A0 щx1 щx1щx2 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
щx3




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



щx1 x1
A15 x3




щx3
A16
1





Таблиця 1.5

Часткова МСА М4



A2 A6 A8 A9 A13 A17 A18 Ak
A0

щx1
x1


A2





1
A6 1






A8




x2
щx2
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
x1щx2


x1x2 щx1
A20


1



A21






1

На наступному етапі побудуємо об'єднану МСА М0, в якій 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-ої ГСА. Наприклад, формула переходу А0®А1 буде мати вигляд F0,1=щx1щp1щp2щp3+ щp1щp2p3+ +p1щp2щp3. 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 змінні 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 щp1 і щp2, отже в рядку А3 щp1 і щp2 замінимо на “1", а p1 і p2 на “0". У результаті отримаємо формули F3,4=щp3, 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 слідуюче вираження: Ai®Fi,1А1+..+Fi,kАk, де Fi,j- відповідна формула переходу з мінімізованої МСА. У нашому випадку отримаємо слідуючу систему формул:


A0®щx1щp1щp2щp3A1+щp1щp2p3A1+p1щp2щp3A1+x1щx2щp1щp2щp3A2+x1x2щp1щp2щp3A3+

+щx1щp1p2p3­A8+x1щp1p2p3A13+щp1p2щp3A14


A1®щp1щp3A2­+p1щp3A6+щp1p3A7


A2®щp1щp2щp3A6+щp1p2p3A18+p1щp2p3A21


A3®щp3A4+p3A11


A4®A5


A5®А6


Таблиця 1.7

Об`єднана 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`єднана мінімізована 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®щp1p2p3A2+щp1щp2щp3A7+щp1щp2p3A12­+p1щp2щp3A19+щp1p2щp3Ak


A7®x3p3A6+щp3A8+щx3p3A9


A8®x2p2p3A17+щp2щp3Ak+щx2p2p3Ak


A9®p2­A8+щp2A10


A10®A3


A11®Ak


A12®щp2p3A22+p2щp3A13


A13®p3A9+щp3Ak


A14­®щx1A15+x1A16


A15®x3A6+щx3Ak


A16®A12


A17®p1щp2щp3A2­+щp1p2p3A6


A18®Ak


A19®x1щx2A2+x1x2A20+щx1A21


A20­®A17


A21®Ak


A22®Ak


При побудові системи дужкових формул переходу необхідно кожну формулу привести до вигляду Аx1+Вщx1, де А і В -деякі вирази, а x1 і щx1-логічні 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) +щxjpi(В). Тут pi відповідає чекаючій вершині (мал.1.6). Подібних вершин в об'єднаній ГСА бути не повинно. Для їх усунення скористаємося слідуючим правилом: додавання виразу [PqАn] не змінить формулу, якщо набір Pq не використовується для кодування ГСА або вершина Аn відсутня 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+щp2щp3Ak+щx2p2p3A спрощується таким чином A8=p3(x2p2A17+щx2p2Ak)+щp3щp2Ak=p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak=



1 Xj 0


Pi 0


1


Мал.1.6 Приклад чекаючої вершини Pi


=[щp3p2(x2A17+щx2Ak)]+p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak+[p3щp2Ak]=щp2Ak+p2(x2A17+щx2Ak). Тут вершина А8 не зустрічається у ГСА ,в кодах яких присутні комбінації щp3p2 і p3щp2. Нижче наведено розклад усіх неелементарних формул переходу.


A0=p1(щp2щp3A1)+щp1(щx1щp2щp3A1+щp2p3A1+x1щx2щp2щp3­A2+x1x2щp2щp3A3­+

+щx1p2p3A8+x1p2p3A13+p2щp3A14)=p1(щp2щp3A1)+[p1щp2щp3A1]+

+щp1(p2(щx1p3A8+x1p3A13+щp3A14)+щp2(щx1щp3A1+p3A1+x1щx2щp3A2+

+x1x2щp3A3­))=p1(щp2A1)+[p1p2A1]+щp1(p2(p3(щx1A8+x1A13)+щp3A14)+

+щp2(щp3(щx1A1+x1x2A3+x1щx2A2­)+p3A1))= p1A1+щp1(p2(p3( щx1A8+

+x1A13)+щp3A14)+щp2(щp3(щx1A1+x1(x2A3+щx2A2))+p3A1­))


A1=щp1­(p3A7+щp3A2)+p1щp3A6+[p1p3A6]= щp1­(p3A7+щp3A2)+p1A6


A2=p1(щp2p3A21)+щp1(щp2щp3A6+p2p3A18)= p1(щp2p3A21)+[p1щp2p3A21]+

+щp1­(щp2щp3A6+[p2щp3A6]+p2­p3A18+[p3щp2A18])=p1(щp2A21)+щp1(щp3A6+

+p3A18)=p1(щp2A21)+[p1p2A21]+щp1(щp3A6+p3A18)=p1A21+щp1(щp3A6+

+p3A18)


A6=p1(щp2щp3A19)+[p1щp2p3A19]+щp1(p2p3A2+щp2щp3A7+щp2p3A12+p2щp3Ak)=

=p1щp2A19+[p1p2A19]+щp1(p2(p3A2+щp3Ak)+щp2(щp3A7+p3A12­))=p1A19+

+щp1(p2(p3A2+щp3Ak­)+щp2(щp3A7+p3A12))


A7=p3(x3A6+щx3A9)+щp3A8


A8=p3(x2p2A17+щx2p2Ak)+щp3щp2Ak=p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak=

=[щp3p2(x2A17+щx2Ak)]+p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak+[p3щp2Ak]=щp2Ak+

+p2(x2A17+щx2Ak)


A12=щp2p3A22+p2щp3A13+[p2p3A22]+[щp2щp3A13]=p3A22+щp3A13


A17=p1щp2щp3A2+[p1щp2p3A2]+щp1p2p3A6+[щp1щp2p3A6­]=p1щp2A2+[p1p2A2]+

+щp1p3A6+[щp1щp3A6]=p1A2+щp1A6­


A19=x1(щx2A2+x2A20)+щx1A21


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 МІКРОКОМАНД.


2.1. Принцип роботи автомата.

При примусовій адресації адреса наступної мікрокоманди задається в полі поточної мікрокоманди. Формат МК в такому випадку слідуючий (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 задає набір мікрооперацій, у полі X-код логічної умови, що перевіряється, у полях A0 і A1- адреси переходу при невиконанні логічної умови, що перевіряється або безумовному переході і при істинності логічної умови відповідно. Розрядність полів визначається таким чином:

m=]log2T[ Т- число наборів мікрооперацій, 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 мікрокоманд.

Структурна схема автомата приведена на мал. 2.2. Автомат функціонує таким чином. Схема запуску складається з RS -тригера і схеми “&", яка блокує надходження синхроімпульсів на РАМК і РМК. За сигналом “Пуск" тригер встановлюється в одиницю і відбувається запис мікрокоманд до регістру. Поле Y надходить на схему формування МО і перетворюється в деякий набір мікрооперацій. Поле X надходить до схеми формування адреси, яка формує сигнал Z2, якщо перехід безумовний (X=0) або ЛУ , що перевіряється, дорівнює 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 операторні 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 перетвореній ГСА ми зберігаємо позначення Yi, але при цьому пам'ятаємо, що кожна мікрокоманда Yi




РАМК

Z1 Z2

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A0 A1 СФМО Z1 y­0 .... yi СФА до ОА Z2


Мал.2.2. Структурна схема автомата з ПА


розбивається на мікрооперації yi..yj згідно з табл. 2.1.


Таблиця 2.1.


Розподіл МО по мікрокомандам.


МК Мікрооперації МК Мікрооперації
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 мікрокоманд заданого формату. В автоматі з ПА в одному такті можуть виконуватися МО і перевірятися логічна умова. Тому мікрокоманда 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 іншої мікрокоманди. У результаті ми отримаємо слідуюче разбиття на мікрокоманди (мал. 2.3.). Ми отримали 38 допустимих МК. Закодуємо їх в природному порядку, привласнивши початковій 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
Ж 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


Вміст керуючої пам`яті.

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 відповідної ЛУ. При цьому сигнал Z2 завжди є інверсією сигналу Z1. Таким чином, отримаємо слідуючі вирази для Z1 і Z­2:

Z1=X1щT7щT8T9+X2щT7T8щT9+X3щT7T8T9+P1T7щT8щT9+P2T7щT8T9+P3T7T8щT9

Z2=щZ1


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

Z1=щ щ(щ щ(A+B+C+D)+E+F), де


A=щ щ( X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T7+T8+щT9)

B=щ щ( X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T7+щT8+T9)

C=щ щ( X3щT7T8T9)=щ(щX3+T7+щT8+щT9)

D=щ щ( P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT7+T8+T9)

E=щ щ( P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT7+T8+щT9)

F=щ щ( P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT7+щT8+T9)

Інформація, що надходить на адресні входи ПЗП формується таким чином: Ai=A0iZ1+A1iZ2 або, приводячи до заданого базису, отримуємо Ai=щщ(щ(щA0i+щZ1)+щ(щA1i+щZ2)).

Синтезуємо тепер схему дешифратора, що формує сигнали мікрооперацій yi. Поява одиниці, відповідної кожному Y, відбувається при появі на вході дешифратора коду даного Y, тобто Yi=T2eЩT3eЩT4еЩT5еЩT6е, де еО{0,1} T0=щT, T1=T. Або приводячи до заданого базису, отримаємо: Yi=щ(щ щ(T2щe+T3щe+T4ще+T5ще)+T6ще). Таким чином, схема, що формує сигнал Y з п`ятирозрядного коду виглядає таким чином(мал. 2.4)

T6щe

1 1 1 Yi

T2щe


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 молодші чотири розряди співпадають з кодом порожньої операторної вершини. А для всіх інших Y схему можна спростити (мал.2.5.).


T6щe

1 Yi

T3щe


Мал.2.5. Спрощена схема формування сигналу Yi.

Згідно з наведеними схемами запишемо формули для всіх Yi.


Y1=щ (щ щ(T2+T3+T4+T5)+щT6)

Y2= щ(T3+T4+щT5+T6)

Y3= щ(T3+T4+щT5+щT6)

Y5= щ(T3+щT4+T5+T6)

Y7= щ(T3+щT4+T5+щT6)

Y8= щ(T3+щT4+щT5+T6)

Y9= щ(T3+щT4+щT5+щT6)

Y10=щ(щT3+T4+T5+T6)


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


Таблиця 2.5.


Розподіл МО за мікро-

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 щRщS тригери. Скористаємося класичним методом синтезу регістрів і заповнимо слідуючу таблицю (табл. 2.6.).


Таблиця 2.6.


Синтез РАМК та РМК


С Ai Qt Qt+1 Ct щR щS
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 результаті отримаємо слідуючу схему для базового елементу РАМК та РМК (мал.2.6).

Ai

1 S TT Q

СІ C

R

“Reset” R щQ

Мал. 2.6. Базовий елемент регістра.


Схема РАМК містить 6 таких елементів, а схема РМК - 21. При побудові схеми сигнали щT1..щT21 будемо знімати з інверсних виходів елементів регістрів. Кількість мікросхем ПЗП визначимо за формулою: NПЗП­=]R/3[, де R - розрядність мікрокоманди R=21, NПЗП=7. Для зберігання мікропрограми досить однієї лінійки ПЗП, оскільки QПЗП=8, тобто одна мікросхема розрахована на зберігання 256 трьохбітових комбінацій, а в нашому випадку потрібно тільки 38. При побудові схеми будемо записувати в РАМК інверсію адреси, а до ПЗП будемо подавати адресу з інверсних виходів елементів регістра, таким чином, ми заощадимо 6 елементів-інверторів у СФА. З врахуванням вищесказаного побудуємо схему автомата з примусовою адресацією мікрокоманд(мал. 2.7).




39


3.СИНТЕЗ АВТОМАТА З ПРИРОДНОЮ АДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД


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 Ж l 1 FA r УМК2


Мал.3.1. Формати мікрокоманд автомата з природною адресацією..


Тут формат ОМК відповідає операторній 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 вмісту поля FX, формує сигнали Z1 і Z2. Сигнал Z1 дозволяє проходження синхроімпульсів на лічильний вхід ЛАМК, а Z2 дозволяє запис до лічильника адреси наступної МК з приходом синхроімпульсу.

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

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

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


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 мікрокоманд. У автоматі з природною адресацією (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 операторної вершини, то всі вершини з яких здійснювався перехід, повинні були б мати однакову (на одиницю меншу ) адресу, ніж наступна команда. Але це неможливо.



Z1 +1

сі 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 адресацією.


Для виключення подібних ситуацій вводять спеціальну вершину безумовного перходу (мал. 3.3). Дані вершини додаємо таким чином, щоб в одній точці сходилася будь-яка кількість переходів по “0" і тільки один по “1" або з операторної 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 перетвореній ГСА виділимо мікрокоманди 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 мікрокоманд (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)

Адресація 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.

Вміст керуючої пам`яті автомата з природною адресацією.


МК Адреса П
FY Формула переходу



FX FA

А1А2А3А4А5А6 T1 T2T3T4 T5T6T7T8T9T10
O1 000000 1 100 000010 O1®щP1O2+P1O5
O5 000001 1 000 010010 O5®O9
O2 000010 1 101 010001 O2®щP2O3­+P2O6
O6 000011 1 110 011000 O6®щP3O8+P3O7
O7 000100 1 001 001001 O7®щX1O34+X1O36
O36 000101 0 010 000000 O36®O48
O48 000110 1 110 111110 O48®щP3O63+P3O51
O51 000111 0 000 010000 O51®O55
O55 001000 1 101 011110 O55®щP2O60+P2O34
O34 001001 0 000 111000 O34®O47
O47 001010 1 101 111011 O47®щP2O46+P2O49
O49 001011 1 010 111100 O49®щX2O50+X2O56
O56 001100 0 010 001000 O56®O59
O59 001101 1 100 101100 O59®щP1O27+P1O12
O12 001110 0 001 000000 O12®O16
O16 001111 1 100 110011 O16®щP1O24+P1O45
O45 010000 0 101 010000 O45®K
O3 010001 1 110 010101 O3®щP3O4+P3O9
O9 010010 0 000 001000 O9®O13
O13 010011 1 100 100010 O13®щP1O17+P1O18
O18 010100 1 000 101100 O18®щO27
O4 010101 1 001 010010 O4®щX1O9+X1O10
O10 010110 1 010 001110 O10®щX2O12+X2O11
O11 010111 1 000 011111 O11®O15
O8 011000 0 001 101000 O8®O14
O14 011001 1 001 100111 O14®щX1O19+X1O20
O20 011010 0 000 101000 O20®O30
O30 011011 0 001 111000 O30®O32
O32 011100 1 110 000101 O32®щP3O36+P3O35
O35 011101 0 100 011000 O35®K
O60 011110 0 001 011000 O60®щO15
O15 011111 0 000 110000 O15®O21
O21 100000 1 110 101010 O21®щP3O23+P3O22
O22 100001 0 101 100000 O22®K
O17 100010 1 110 001110 O17®щP3O12+P3O52
O52 100011 0 000 110000 O52®O57
O57 100100 1 110 001001 O57®щP3O34+P3O61
O61 100101 1 011 000111 O61®щX3O51+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®щX3O33+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®щP1O38+P1O37
O37 101110 0 001 010000 O37®O44
O44 101111 1 001 010000 O44®щX1O45+X1O43
O43 110000 1 010 001110 O43®щX2O12+X2O53
O53 110001 0 000 001000 O53®O54
O54 110010 1 000 001100 O54®O56
O24 110011 1 110 101100 O24®щP3O27+P3O26
O26 110100 0 100 111000 O26®K
O33 110101 0 100 000000 O33®K
O38 110110 1 101 111001 O38®щP2O39+P2O41
O41 110111 1 110 111101 O41®щP3O58+P3O42
O42 111000 1 000 001110 O42®щO12
O39 111001 1 110 100011 O39®щP3O52+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=X1щT2щT3T4+X2щT2T3щT4+X3щT2T3T4+P1T2щT3щT4+P2T2щT3T4+P3T2T3щT4


З врахуванням вищенаведених вимог запишемо формули для сигналів Z1 і Z2 в автоматі з природною адресацією.


Z1=щT1+T1(X1щT2щT3T4+X2щT2T3щT4+X3щT2T3T4+P1T2щT3щT4+P2T2щT3T4+P3T2T3щT4)

Z2=щZ1


Або , звівши до заданого базису отримаємо:


Z1=щ щ(щ(щ(щ щ(A+B+C+D)+E+F)+щT1)+щT1), где


A=щ щ( X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T2+T3+щT4)

B=щ щ( X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T2+щT3+T4)

C=щ щ( X3щT7T8T9)=щ(щX3+T2+щT3+щT4)

D=щ щ( P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT2+T3+T4)

E=щ щ( P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT2+T3+щT4)

F=щ щ( P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT2+щT3+T4)


Схема формування МО подібна СФМО автомата з ПА, але поява сигналів на виходах yi можлива тільки при П=0, тобто коли поточна мікрокоманда відповідає операторній вершині. Тому схему формування Yi змінимо таким чином: сигнал щT1(щП) кон`юнктивно об'єднаємо з кожним сигналом T3...T7,щT3...щT7 (мал. 3.5). При цьому відсутність цих сигналів приведе до відсутності сигналів yi, бо комбінація з усіх нулів на вході дншифратора відповідає порожній операторній вершині. Виняток складає сигнал y0, для якого передбачений окремий розряд, тому його ми кон`юнктивно об'єднаємо з сигналом щT1(щП) (мал. 3.6.)


щT3...щT7 T3..T7

1 T3...T7 1 щT3...щT7

T1 T1


Мал.3.5. Схеми підключення щП.


щT2

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 слідуючу 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 крізним перенесенням. Для цього складемо слідуючу 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. Функціональне зображення

лічильника.


Таблиця.3.3

Синтез схеми ЛАМК.


V T Ai Qt Qt+1 щR щS
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 елементів. При побудові схеми сигнали щT1...щT10 будемо знімати з інверсних виходів елементів регістра. Кількість мікросхем ПЗП визначимо за формулою: NПЗП=]R/3[, де R - розрядність мікрокоманди R=10, NПЗП=4 Для зберігання мікропрограми досить однієї лінійки ПЗП, оскільки QПЗП=8, тобто одна мікросхема розрахована на зберігання 256 трьохбітових комбінацій, а в нашому випадку потрібно тільки 63. З урахуванням вищесказаного побудуємо схему автомата з природною адресацією мікрокоманд(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


щT1 T2

1 Q2


щQ1


щT2 T3


1 Q3


щQ2


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


Мал.3.8.Схема ЛАМК (усього 6 елементів, сигнали V,C,”Reset”,Ai для всіх, окрім першого, не показані).


48


4.СИНТЕЗ АВТОМАТА З КОМБІНОВАНОЮ АДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД.


4.1.Принцип роботи автомата.


Автомат з комбінованою адресацією є комбінацією з автоматів з примусовою і природною адресацією . У даному автоматі адреса наступної МК задається в полі поточної мікрокоманди, при цьому при невиконанні 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 задає набір мікрооперацій, у полі X-код логічної умови, що перевіряється, в полі А - адреса переходу при невиконанні логічної умови або при безумовному переході. Розрядність полів визначається таким чином:

m=]log2T[ Т- число наборів мікрооперацій, 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 мікрокоманд.

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

СІ 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 адресацією. Будемо, однак, мати на увазі, що для автомата з КА перехід з операторної 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 мікрокоманди 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 мікрооперацій і ЛУ, що і для автоматів з ПА і природною адресацією (табл. 2.3, 2.4). Для адресації мікрокоманд випишемо їх природні послідовності так само, як і для автомата з природною адресацією, 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 мікрокоманд(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.

Адресація 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


Вміст керуючої пам`яті.

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 адресацією. СФА автомата з КА аналогічна СФА автомата з природною адресацією. Схеми СФМО, РМК аналогічні відповідним вузлам автомата з ПА (розд.2.4), а схема ЛАМК запозичена з автомата з природною адресацією (розд.3.4). Відмінність полягає лише в тому, що для РМК буде потрібно 15 базових елементів. Враховуючи вищесказане, побудуємо схему автомата з комбінованою адресацією мікрокоманд(мал. 4.4).



5. ПОРІВНЯЛЬНА ХАРАКТЕРИСТИКА АВТОМАТІВ.


5.1. Підрахунок апаратурних витрат.


Визначимо апаратурні 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-інверторів для отримання сигналів щX1...щX3,щP1...щP3 Також потрібно 27 елементів для РАМК і РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 122. Для побудови РАМК і РМК також буде потрібно 27 тригерів. 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-інверторів для отримання сигналівщX1...щX3,щP1...щP3 і 10 елементів для РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 98. Для побудови РМК також буде потрібно 10 тригерів. 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-інверторів для отримання сигналів щX1...щX3,щP1...щP3 і 15 елементів для РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дорівнює 92. Для побудови РМК також буде потрібно 15 тригерів. Кількість ПЗУ- 5. Схема також містить один лічильник.


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


Таблиця 5.1.

Апаратурні витрати для синтезованих автоматів.

Тип автомата Логічні елементи Тригери ПЗП Лічильники
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 “-" -немінімальні (табл. 5.2.).


Таблиця 5.2.

Тип автомата Логічні елементи Тригери ПЗП Лічильники
ПА - - - +
ПрА - + + -
КА + - - -

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

Для підтвердження правильності вибору автомата застосуємо також оцінку за Квайном (за сумарною кількістю входів елементів). 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 мікрокоманд.

ОТКРЫТЬ САМ ДОКУМЕНТ В НОВОМ ОКНЕ

ДОБАВИТЬ КОММЕНТАРИЙ  [можно без регистрации]

Ваше имя:

Комментарий