Прикладная теория цифровых автоматов

1. ПОБУДОВАОБ'ЄДНАНОЇГСА

1.1. ПобудоваГСА

По описахграф-схем, приведенихв завданнідо курсовоїроботи, побудуємоГСАГ₁-Г₅(мал. 1.1-1.5), додавшипочаткові ікінцеві вершиниі замінившикожний операторYi операторноювершиною, акожну умовуX_i- умовною.

1.2. Методикаоб'єднання ГСА

У ГСАГ₁-Г₅ є однакові ділянки,тому побудоваавтоматів заГСАГ₁-Г₅приведе доневиправданих апаратурнихвитрат. Для досягненняоптимальногорезультатускористаємосяметодикоюС.І.Баранова,яка дозволяємінімізуватичисло операторнихі умовних вершин.Заздалегідьпомітимооператорнівершини в початковихГСА, керуючисьслідуючимиправилами:

1) однаковівершини Y_iв різних ГСА відмічаємооднаковими міткамиA_j;

2) однаковівершини Y_iв межах однієїГСА відмічаєморізними міткамиA_j;

3) увсіх ГСАпочатковувершину помітимояк А₀, а кінцеву - якA_k.

На наступному етапі кожній ГСА поставимо у відповідність набір змінних P_nО{P₁...P_q}, де q=]log₂N[, N -кількістьГСА. Означувальноюдля ГСАГ_nми будемо називатикон`юнкцию P_n=p₁^eЩ...Щp_qⁿ еО{0,1}, причому p⁰=щр, p¹=р.Об'єднанаГСАповинназадовольнятислідуючимвимогам:

1) якщоМКA_iвходить хочаб в однучасткову ГСА,то вона входитьі в об'єднануГСАГ₀,причому тількиодинраз;

2) припідстановцінабору значень(е₁...e_n),на якому P_q=1ГСА Г₀перетворюєтьсяв ГСА, рівносильнучастковій ГСАГ_q.

Приоб'єднанні ГСАвиконаємослідуючіетапи:

-сформуємочасткові МСА М₁- М₅,що відповідніГСА Г₁- Г₅;

- сформуємооб'єднануМСАМ₀;

- сформуємосистеми дужковихформул переходу ГСАГ₀;

- сформуємооб'єднануГСАГ₀.

1.3. Об'єднаннячасткових ГСА

ЧастковіМСАМ₁-М₅побудуємопо ГСАГ₁-Г₅(мал.1.1) відповідно.Рядки МСАвідмітимовсіма міткамиA_i,що входять доГСА,крімкінцевої A_k.

ПОЧАТОК A₀

0 X₁ 1

A₁

4 X₂ A₂ 1

A₃

A₄

A₅

A₆

A₇

A₈

КіНЕЦь A_k

Мал.1.1.Часткова граф-схемаалгоритму Г₁

ПОЧАТОК A₀

A₁

A₇

0 3 1

X₃

4 5

A₉ A₆

6 7

A₁₀ A₁₂

8 9

A₃ A₂₂

A₁₁

КіНЕЦЬA_k

Мал.1.2.Часткова граф-схемаалгоритму Г₂

ПОЧАТОК A₀

A₁₁

0 2 1

X₁

3 4

A₁₅ A₁₆

5 1

X₃ A₁₂

7 8

A₆ A₁₃

КіНЕЦЬ А_k

Мал.1.3.Часткова граф-схемаалгоритму Г₃

ПОЧАТОК A₀

0 1

X₁

A₁₃

A₉

A₈

1 X₂

6 0

A₁₇

A₆

A₂

A₁₈

КіНЕЦЬ A_k

Мал.1.4.Часткова граф-схемаалгоритму Г₄

ПОЧАТОК A₀

A₁

A₆

A₁₉

0 1

X₁

0X₂

A₂₀

A₁₇

A₂

A₂₁

КіНЕЦЬ A_k

Мал.1.5.Часткова граф-схемаалгортиму Г₅

СтовпціМСАвідмітимовсіма міткамиA_i,що входять доГСА,крімпочатковоїA₀.На перетинірядка A_iі стовпця A_jзапишемоформулу переходуf_ijвід оператораA_iдо оператораA_j.Ця функціядорівнює 1 длябезумовногопереходу абокон`юнкціїлогічних умов,відповіднихвиходам умовнихвершин, черезякі проходитьшлях звершини з міткоюA_iу вершину зміткою Aj.

За методикоюоб'єднаннязакодуємо МСАтаким чином:

Таблиця1.1

КодуванняМСА

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)

ЧастковіМСА М₁-М₅наведені в табл.1.2-1.6

Таблиця1.2

ЧастковаМСА М₁

	A₁	A₂	A₃	A₄	A₅	A₆	A₇	A₈	A_k
A₀	щx₁	щx₁щx₂	x₁x₂
A₁		1
A₂						1
A₃				1
A₄					1
A₅						1
A₆							1
A₇								1
A₈									1

Таблиця1.3

ЧастковаМСА М₂

	A₁	A₃	A₆	A₇	A₉	A₁₀	A₁₁	A₁₂	A₂₂	A_k
A₀	1
A₁				1
A₃							1
A₆								1
A₇			x₃		щx₃
A₉						1
A₁₀		1
A₁₁										1
A₁₂									1
A₂₂										1

Таблиця1.4

ЧастковаМСА М₃

	A₆	A₁₂	A₁₃	A₁₄	A₁₅	A₁₆	A_k
A₀				1
A₆							1
A₁₂			1
A₁₃							1
A₁₄					щx₁	x₁
A₁₅	x₃						щx₃
A₁₆		1

Таблиця1.5

ЧастковаМСА М₄

	A₂	A₆	A₈	A₉	A₁₃	A₁₇	A₁₈	A_k
A₀			щx₁		x₁
A₂							1
A₆	1
A₈						x₂		щx₂
A₉			1
A₁₃				1
A₁₇		1
A₁₈								1

Таблиця1.6

ЧастковаМСА М₅

	A₁	A₂	A₆	A₁₇	A₁₉	A₂₀	A₂₁	A_k
A₀	1
A₁			1
A₂							1
A₆					1
A₁₇		1
A₁₉		x₁щx₂				x₁x₂	щx₁
A₂₀				1
A₂₁								1

На наступномуетапі побудуємооб'єднану МСАМ₀,в якій рядки відміченівсіма міткамиА_i,крімА_k,а стовпці - всіма,крімА₀.На перетинірядка А_iі стовпця А_jзапишемоформулу переходу,яка формуєтьсятаким чином:F_ij=P₁f_ij¹+...+P_nf_ijⁿ (n=1...N). Де f_ijⁿ-формулапереходу звершини А_iу вершину А_jдля n-ої ГСА.Наприклад,формула переходуА₀®А₁ буде мати виглядF_0,1=щx₁щp₁щp₂щp₃+щp₁щp₂p₃++p₁щp₂щp₃.У результатіми отримаємооб'єднануМСАМ₀(табл.1.7). Ми маємоможливістьмінімізуватиформули переходутаким чином:розглядаючиГСА Г₀ як ГСАГ_n, ми підставляємопевний набірP_n=1,прицьому змінніp₁..p_qне змінюютьсвоїх значеньпід час проходупо ГСА.Таким чином,якщоу вершину А_iперехід завждиздійснюєтьсяпринезмінномузначенні p_q,то це значенняp_qв рядку А_iзамінимо на“1", а його інверсіюна “0". Наприклад,у вершину А₃перехід здійснюєтьсяпринезмінномузначенні щp₁і щp₂,отже в рядку А₃щp₁і щp₂замінимо на“1", а p₁і p₂на “0". У результатіотримаємоформули F_3,4=щp₃, F_3,11=p₃.Керуючисьвищенаведенимметодом, отримаємомінімізовануМСАМ₀ (табл.1.8).

По таблиціскладемо формулипереходу дляоб'єднаноїГСАГ₀.Формулою переходубудемо називатислідуючевираження:A_i®F_i,1А₁+..+F_i,kА_k,деF_i,j-відповіднаформула переходузмінімізованоїМСА.У нашому випадкуотримаємослідуючусистему 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

Таблиця1.7

Об`єднана МСАМ_o

A₁

A₂

A₃

A₄

A₅

A₆

A₇

A₈

A₉

A₁₀

A₁₁

A₁₂

A₁₃

A₁₄

A₁₅

A₁₆

A₁₇

A₁₈

A₁₉

A₂₀

A₂₁

A₂₂

A_k

A₀

__ _ _

x₁p₁p₂p₃+

+p₁p₂p₃+

+p₁p₂p₃

__ _ _

x₁x₂p₁p₂p₃

__ _

x₁x₂p₁p₂p₃

x₁p₁p₂p₃

_ _

p₁p₂p₃

A₁

__ _

p₁p₂p₃

A₂

__ _

p₁p₂p₃

A₃

__ _

p₁p₂p₃

A₄

__ _

p₁p₂p₃

A₅

__ _

p₁p₂p₃

A₆

p₁p₂p₃

__ _

p₁p₂p₃

_ _

p₁p₂p₃

A₇

x₃p₁p₂p₃

__ _

p₁p₂p₃

__ _

x₃p₁p₂p₃

A₈

x₂p₁p₂p₃

__ _

p₁p₂p₃+

+x₂p₁p₂p₃

A₉

p₁p₂p₃

A₁₀

p₁p₂p₃

A₁₁

p₁p₂p₃

A₁₂

_ _

p₁p₂p₃

A₁₃

p₁p₂p₃

_ _

p₁p₂p₃

A₁₄

__ _

x₁p₁p₂p₃

_ _

x₁p₁p₂p₃

A₁₅

_ _

x₃p₁p₂p₃

__ _

x₃p₁p₂p₃

A₁₆

_ _

p₁p₂p₃

A₁₇

p₁p₂p₃

A₁₈

p₁p₂p₃

A₁₉

_ _ _

x₁x₂p₁p₂p₃

_ _ _

x₁p₁p₂p₃

A₂₀

p₁p₂p₃

A₂₁

p₁p₂p₃

A₂₂

p₁p₂p₃

Таблиця1.8

Об`єднанамінімізованаМСА М_o

A₁

A₂

A₃

A₄

A₅

A₆

A₇

A₈

A₉

A₁₀

A₁₁

A₁₂

A₁₃

A₁₄

A₁₅

A₁₆

A₁₇

A₁₈

A₁₉

A₂₀

A₂₁

A₂₂

A_k

A₀

__ _ _

x₁p₁p₂p₃+

+p₁p₂p₃+

+p₁p₂p₃

__ _ _

x₁x₂p₁p₂p₃

__ _

x₁x₂p₁p₂p₃

x₁p₁p₂p₃

_ _

p₁p₂p₃

A₁

p₁p₃

A₂

__ _

p₁p₂p₃

A₃

p₃

A₄

A₅

A₆

p₁p₂p₃

__ _

p₁p₂p₃

_ _

p₁p₂p₃

A₇

x₃p₃

p₃

x₃p₃

A₈

x₂p₂p₃

p₂p₃+

+x₂p₂p₃

A₉

p₂

A₁₀

A₁₁

A₁₂

p₂p₃

A₁₃

p₃

A₁₄

x₁

A₁₅

x₃

A₁₆

A₁₇

p₁p₂p₃

A₁₈

A₁₉

x₁x₂

x₁

A₂₀

A₂₁

A₂₂

A₆®щp₁p₂p₃A₂+щp₁щp₂щp₃A₇+щp₁щp₂p₃A₁₂+p₁щp₂щp₃A₁₉+щp₁p₂щp₃A_k

A₇®x₃p₃A₆+щp₃A₈+щx₃p₃A₉

A₈®x₂p₂p₃A₁₇+щp₂щp₃A_k+щx₂p₂p₃A_k

A₉®p₂A₈+щp₂A₁₀

A₁₀®A₃

A₁₁®A_k

A₁₂®щp₂p₃A₂₂+p₂щp₃A₁₃

A₁₃®p₃A₉+щp₃A_k

A₁₄®щx₁A₁₅+x₁A₁₆

A₁₅®x₃A₆+щx₃A_k

A₁₆®A₁₂

A₁₇®p₁щp₂щp₃A₂+щp₁p₂p₃A₆

A₁₈®A_k

A₁₉®x₁щx₂A₂+x₁x₂A₂₀+щx₁A₂₁

A₂₀®A₁₇

A₂₁®A_k

A₂₂®A_k

Припобудовісистеми дужковихформул переходунеобхідно кожнуформулу привестидо виглядуАx₁+Вщx₁, де А і В -деяківирази, а x₁і щx₁-логічніумови переходу.Формули переходудля вершин А₃,А₄,А₅,А₉,А₁₀,А₁₁,А₁₃,А₁₄,А₁₅,А₁₆,А₁₈,А₂₀,А₂₁,А₂₂вже є елементарними(розкладеними),а в інших є виразивиду А_n®x_j(А)+щx_jp_i(В).Тут p_iвідповідаєчекаючій вершині(мал.1.6). Подібнихвершин в об'єднанійГСАбути не повинно.Для їх усуненняскористаємосяслідуючимправилом: додаваннявиразу[P_qА_n]не змінитьформулу, якщонабір P_qне використовуєтьсядля кодуванняГСАабо вершинаА_n відсутня в ГСАз кодом P_q.Таким чином,додаючи допоміжнінабори, ми отримаємоможливістьза допомогоюелементарнихперетвореньзвести формулидо необхідноговигляду.Наприклад,формулаA₈®x₂p₂p₃A₁₇+щp₂щp₃A_k+щx₂p₂p₃Aспрощуєтьсятаким чином A₈=p₃(x₂p₂A₁₇+щx₂p₂A_k)+щp₃щp₂A_k=p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k=

1 X_j0

P_i0

Мал.1.6 Приклад чекаючоївершини P_i

=[щp₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)]+p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k+[p₃щp₂A_k]=щp₂A_k+p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k).Тут вершинаА₈незустрічаєтьсяу ГСА ,в кодахяких присутнікомбінаціїщp₃p₂іp₃щp₂.Нижче наведенорозклад усіхнеелементарнихформул 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+p₂щp₃A_k)=

=p₁щp₂A₁₉+[p₁p₂A₁₉]+щp₁(p₂(p₃A₂+щp₃A_k)+щp₂(щp₃A₇+p₃A₁₂))=p₁A₁₉+

+щp₁(p₂(p₃A₂+щp₃A_k)+щp₂(щp₃A₇+p₃A₁₂))

A₇=p₃(x₃A₆+щx₃A₉)+щp₃A₈

A₈=p₃(x₂p₂A₁₇+щx₂p₂A_k)+щp₃щp₂A_k=p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k=

=[щp₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)]+p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k+[p₃щp₂A_k]=щp₂A_k+

+p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)

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

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

+щp₁p₃A₆+[щp₁щp₃A₆]=p₁A₂+щp₁A₆

A₁₉=x₁(щx₂A₂+x₂A₂₀)+щx₁A₂₁

Об'єднануГСАГ₀(мал.1.7) побудуємовідповіднодо формул переходу,замінюючи кожнуміткуА_iвідповідноюоператорноювершиною Y_t,а кожний вираз X_iі P_jвідповіднимиумовними вершинами.

2.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗПРИМУСОВОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД.

2.1. Принципроботиавтомата.

Припримусовійадресаціїадреса наступноїмікрокомандизадається вполі поточноїмікрокоманди. Формат МКв такому випадкуслідуючий(мал. 2.1.).

₁ Y _{m 1} X _{l 1} A₀_k₁ A_{1 k}

Мал. 2.1Формат командиавтомата з ПА.

Тут уполі Y міститьсякод, що задаєнабір мікрооперацій,у полі X-код логічноїумови, що перевіряється, у полях A₀і A₁-адреси переходупри невиконаннілогічної умови,що перевіряєтьсяабо безумовномупереході і приістинностілогічної умовивідповідно.Розрядністьполів визначаєтьсятаким чином:

m=]log₂T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА, в нашомувипадку Т=17, m=5

l=]log₂(L+1)[ L-число логічнихумов у ГСА, внашому випадкуL=6, l=3

k=]log₂Q[ Q -кількістьмікрокоманд.

Структурнасхема автоматаприведена намал. 2.2. Автоматфункціонуєтаким чином. Схема запускускладаєтьсяз RS -тригера ісхеми “&", якаблокує надходженнясинхроімпульсівна РАМК і РМК. За сигналом“Пуск" тригервстановлюєтьсяв одиницю івідбуваєтьсязапис мікрокоманддо регістру.Поле Y надходитьна схему формуванняМО і перетворюєтьсяв деякий набірмікрооперацій.Поле X надходитьдо схеми формуванняадреси, яка формує сигналZ₂,якщо перехідбезумовний(X=0) або ЛУ , щоперевіряється,дорівнює 0, абосигнал Z₁ у випадку істинностіЛУ. За сигналомZ₁(Z₂)до адресноговходу ПЗП надходитьзначення поляA₁(A₀).За сигналу y₀тригер встановлюєтьсяв нуль і автоматзупиняє своюроботу. За сигналом"Пуск" до РАМКзаноситьсяадреса початковоїМК (А=0).

2.2. ПеретворенняпочатковоїГСА.

Перетвореннябуде полягатив тому, що у всіоператорнівершини, пов'язаніз кінцевою,вводитьсясигнал y₀,а між всімаумовними вершинами,які пов'язаніз кінцевою,вводитьсяоператорнавершина, щомістить сигналy₀.Причому, цявершина будезагальною длявсіх умовних. З урахуваннямвищесказаногоотримаємоперетворенуГСА (мал. 2.3). УперетворенійГСА ми зберігаємопозначенняY_i,але при цьомупам'ятаємо, щокожна мікрокомандаY_i

РАМК

Z₁ Z₂

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A₀A₁ СФМО Z₁y₀.... y_i СФА доОА Z₂

Мал.2.2.Структурнасхема автоматаз ПА

розбиваєтьсяна мікроопераціїy_i..y_jзгідно з табл.2.1.

Таблиця2.1.

РозподілМОпо 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.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.

Першийетап - виділеннямікрокомандзаданого формату.В автоматі зПА в одномутакті можутьвиконуватисяМО і перевірятисялогічна умова.Тому мікрокомандавідповідаєпарі ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА. Виходячиз цього, отримаємо,що можливимиє пари: ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНАВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙПЕРЕХІД, ПОРОЖНЯОПЕРАТОРНА- УМОВНА ВЕРШИНА.При цьому потрібновраховувати,що при виборіпари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА недопустимперехід ззовнів точку міжоператорноюі умовною вершинами,крім ситуації,коли умовнавершина входитьдо складу іншоїмікрокоманди.У результатіми отримаємослідуюче разбиттяна мікрокоманди(мал. 2.3.). Ми отримали38 допустимихМК. Закодуємоїх в природномупорядку, привласнившипочатковійМК нульовуадресу (табл.2.2). Для цього необхідноq=]log₂N[ розрядів, деN- кількість МКзаданого формату.У нашому випадкуN=38, q=6.

Таблиця2.2

КодуванняМК

МК	А₁А₂А₃А₄А₅А₆
О₁	0 0 0 0 0 0
О₂	0 0 0 0 0 1
......	........................
О₃₈	1 0 0 1 0 1

Аналогічнимчиномзакодуємооператори Y_i, надавшинульовий кодпорожньомуоператорномуполю (табл. 2.3).

Таблиця2.3

КодуванняY

Y_i	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

Таблиця2.5

Вмісткеруючоїпам`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. Синтезсхеми автомата.

СхемаСФАявляє собоюмультиплексор,який в залежностівід коду логічноїумови, що перевіряється,передає навихід Z₁значення відповідноїЛУ.Прицьому сигналZ₂завжди є інверсієюсигналу Z₁. Таким чином, отримаємослідуючівирази для Z₁ і Z₂:

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

Z₂=щZ₁

або, звівшидо заданогобазису (4 АБО-НІ),отримаємо

Z₁=щщ(щщ(A+B+C+D)+E+F),де

A=щщ(X₁щT₇щT₈T₉)=щ(щX₁+T₇+T₈+щT₉)

B=щщ(X₂щT₇T₈щT₉)=щ(щX₂+T₇+щT₈+T₉)

C=щщ(X₃щT₇T₈T₉)=щ(щX₃+T₇+щT₈+щT₉)

D=щщ(P₁T₇щT₈щT₉)=щ(щP₁+щT₇+T₈+T₉)

E=щщ(P₂T₇щT₈T₉)=щ(щP₂+щT₇+T₈+щT₉)

F=щщ(P₃T₇T₈щT₉)=щ(щP₃+щT₇+щT₈+T₉)

Інформація,що надходитьна адреснівходи ПЗПформуєтьсятаким чином:A_i=A_0iZ₁+A_1iZ₂або, приводячидо заданогобазису, отримуємоA_i=щщ(щ(щA_0i+щZ₁)+щ(щA_1i+щZ₂)).

Синтезуємотепер схемудешифратора,що формує сигналимікроопераційy_i.Поява одиниці,відповідноїкожному Y, відбуваєтьсяприпояві на входідешифраторакоду даногоY, тобтоY_i=T₂^eЩT₃^eЩT₄^еЩT₅^еЩT₆^е,де еО{0,1}T⁰=щT,T¹=T.Або приводячидо заданогобазису, отримаємо: Y_i=щ(щщ(T₂^щ^e+T₃^щ^e+T₄^щ^е+T₅^щ^е)+T₆^щ^е).Таким чином,схема, що формуєсигнал Y зп`ятирозрядногокоду виглядаєтаким чином(мал.2.4)

T₆^щ^e

1 1 1 Y_i

T₂^щ^e

Мал.2.4. Схема формуваннясигналу Yi.

Враховуючи,що розряд T₂рівний “1" приформуваннітільки двохсигналів Y₁₈і Y₂₀,то схему(мал.2.4) будемо використовуватидля формуванняY₁,Y₂₀,для яких співпадаютьмолодші чотирирозряди та дляY₁₈,для якого молодшічотири розрядиспівпадаютьз кодом порожньоїоператорноївершини. А длявсіх інших Yсхему можнаспростити(мал.2.5.).

T₆^щ^e

1 Y_i

T₃^щ^e

Мал.2.5.Спрощена схемаформуваннясигналу Y_i.

Згідноз наведенимисхемами запишемоформули длявсіх Y_i.

Y₁=щ(щщ(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)

Сигналимікроопераційy_jотримаємо,об'єднуючи по“або" виходи відповідніоператорамY_i,в яких зустрічаєтьсяМОy_j.Прицьому будемокористуватисятаблицею

Таблиця2.5.

Розподіл МО за мікро-

командами

МО	номериМК
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 наступномуетапі синтезуємосхеми РАМКі РМК,використовуючищRщSтригери.Скористаємосякласичнимметодом синтезурегістріві заповнимослідуючутаблицю (табл.2.6.).

Таблиця2.6.

СинтезРАМК та РМК

С	A_i	Q^t	Q^t+1	C_t	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 результатіотримаємослідуючу схемудля базовогоелементу РАМКта РМК (мал.2.6).

A_i

1S TTQ

СІC

“Reset”R щQ

Мал.2.6. Базовий елементрегістра.

СхемаРАМКмістить6 таких елементів,а схема РМК- 21. Припобудовісхеми сигналищT₁..щT₂₁будемо зніматиз інверснихвиходів елементіврегістрів.Кількістьмікросхем ПЗПвизначимо заформулою:N_ПЗП=]R/3[, де R - розрядністьмікрокомандиR=21, N_ПЗП=7.Для зберіганнямікропрограмидосить однієїлінійки ПЗП,оскільки Q_ПЗП=8,тобто однамікросхемарозрахованана зберігання256 трьохбітовихкомбінацій,а в нашому випадкупотрібно тільки38. Припобудовісхеми будемозаписуватив РАМКінверсію адреси,а до ПЗПбудемо подаватиадресу з інверснихвиходів елементіврегістра,таким чином,ми заощадимо6 елементів-інверторіву СФА. З врахуваннямвищесказаногопобудуємосхему автоматаз примусовоюадресацієюмікрокоманд(мал.2.7).

3.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗПРИРОДНОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД

3.1. Принципроботи автомата.

Приприроднійадресаціїмикрокомандіснує три форматаМК (мал. 3.1.).

П ₁ FY _mОМК

П ₁FX _l₁ FA _rУМК1 П ₁Ж_l₁ FA _r УМК2

Мал.3.1.Формати мікрокомандавтомата зприродноюадресацією..

Тут форматОМК відповідаєоператорнійвершині, УМК1-умовній,а УМК2-вершинібезумовногопереходу. Приподачі сигналу“пуск" лічильникЛАМК обнуляється,і за сигналомСІ відбуваєтьсязапис МК дорегістра. СФМО формує відповідніМО при П=1 абовидає на всіхвиходах нуліпри П=0. СФА взалежностівід П і вміступоля FX, формуєсигнали Z₁і Z₂.Сигнал Z₁дозволяє проходженнясинхроімпульсівна лічильнийвхід ЛАМК, а Z₂дозволяє записдо лічильникаадреси наступноїМК з приходом синхроімпульсу.

Визначиморозрядністьполів. l=]log₂(L+1)[,де L-число умовнихвершин. L=6, l=3

m=]log₂T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА, в нашомувипадку Т=17, m=5

r=]log₂Q[, Q - кількістьмікрокоманд.

3.2.ПеретворенняпочатковоїГСА.

Перетвореннябуде полягатив тому, що довсіх операторнихвершин, пов'язанихз кінцевою,вводитьсясигнал y₀,а між всімаумовними вершинами,які пов'язаніз кінцевою,вводитьсяоператорнавершина, щомістить сигналy₀.Крім цього, вГСА вводятьсяспеціальнівершини безумовногопереходу X₀,відповідніформату УМК2.Введення такихвершин необхіднедля виключенняконфліктівадресаціїмікрокоманд.У автоматі з природноюадресацією(рис3.2.) приістинності(помилковість)логічної умовиперехід здійснюєтьсядо вершини задресою наодиницю великим,а при (помилковість)істинностіЛУ перехідвідбуваєтьсяза адресою,записаною вполі FA. У нашомувипадку будемододавати одиницю при істинностіЛУ або при переходіз операторнойвершини. Якщов одній точцісходитьсядекілька переходівпо “1" або зоператорноївершини, то всівершини з якихздійснювавсяперехід, повиннібули б матиоднакову (наодиницю меншу) адресу, ніжнаступна команда.Але це неможливо.

Z₁+1

сі Z₂А ЛАМК

“Пуск”

1 ПЗП

РМК

FY П FX FA

СФМО

СФА Z₁

y₀.....y_iкОА

Z₂

Мал.3.2.Структурнасхема автоматаз природноюадресацією.

Для виключенняподібних ситуаційвводять спеціальнувершину безумовногоперходу (мал.3.3). Дані вершинидодаємо такимчином, щоб водній точцісходиласябудь-яка кількістьпереходів по“0" і тількиодин по “1" абоз операторноївершини. Зврахуваннямвказаних перетвореньотримаємоперетворенуГСА (мал. 3.4).

X₀ 0

Мал. 3.3.Вершина безумовногопереходу.

3.3.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.

На перетворенійГСА виділимомікрокомандиформатів ОМК,УМК1, УМК2. У результатіотримаємо 63МК. Виконаємоїх адресацію.Для цього запишемовсі природніпослідовностікоманд (ланцюжкивершин, перехідміж якимиздійснюєтьсяпо “1" або черезоператорнувершину). Урезультатіотримаємо:

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]

Перерахуємов таблиці адресації(табл. 3.1) підрядвсі послідовностіa₁-a₁₇і закодуємоїх R-розряднимкодом. R=]log₂N[,N-кількістьмікрокоманд(N=63, R=6). Закодуємотакож операториY_i,поставившиїм у відповідністьп`ятирозряднийкод. Будемовикористовуватите ж кодування,що і в автоматіз ПА.(табл. 2.3., 2.4). Утаблиці 3.2 відобразимовміст керуючоїпам'яті, заповнившиполя FX, FY, FA.

Таблиця3.1. Таблиця3.1.

(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 керуючоїпам`яті автоматаз природноюадресацією.

МК	Адреса	П		FY	Формулапереходу
			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. Синтезсхеми автомата.

Синтезуємосхему, що формуєсигнал Z₁.Сигнал Z₁рівний 1, якщоознака П=0 абоП=1 і при цьомулогічна умова,що перевіряється,істинна. Скористаємосяформулою Z₁для автоматаз ПА, яка в залежності від коду умовипередає навихід Z₁значення відповідногоЛУ.

Z₁=X₁щT₂щT₃T₄+X₂щT₂T₃щT₄+X₃щT₂T₃T₄+P₁T₂щT₃щT₄+P₂T₂щT₃T₄+P₃T₂T₃щT₄

З врахуваннямвищенаведенихвимог запишемоформули длясигналів Z₁і Z₂ в автоматі зприродноюадресацією.

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

Z₂=щZ₁

Або ,звівши до заданогобазису отримаємо:

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

A=щщ(X₁щT₇щT₈T₉)=щ(щX₁+T₂+T₃+щT₄)

B=щщ(X₂щT₇T₈щT₉)=щ(щX₂+T₂+щT₃+T₄)

C=щщ(X₃щT₇T₈T₉)=щ(щX₃+T₂+щT₃+щT₄)

D=щщ(P₁T₇щT₈щT₉)=щ(щP₁+щT₂+T₃+T₄)

E=щщ(P₂T₇щT₈T₉)=щ(щP₂+щT₂+T₃+щT₄)

F=щщ(P₃T₇T₈щT₉)=щ(щP₃+щT₂+щT₃+T₄)

СхемаформуванняМО подібна СФМОавтомата з ПА,але поява сигналівна виходах y_iможлива тількипри П=0, тобтоколи поточнамікрокомандавідповідаєоператорнійвершині. Томусхему формуванняY_iзмінимо такимчином: сигналщT₁(щП)кон`юнктивнооб'єднаємо зкожним сигналомT₃...T₇,щT₃...щT₇(мал. 3.5). При цьомувідсутністьцих сигналів приведе довідсутностісигналів y_i,бокомбінаціяз усіх нулівна вході дншифраторавідповідаєпорожній операторнійвершині. Винятокскладає сигналy₀,для якогопередбаченийокремий розряд,тому його микон`юнктивнооб'єднаємо зсигналом щT₁(щП)(мал. 3.6.)

щT₃...щT₇ T₃..T₇

1 T₃...T₇ 1 щT₃...щT₇

T₁T₁

Мал.3.5.Схеми підключеннящП.

щT₂

1 y₀

T₁

Рис.3.6.Схемаформуванняy₀.

Схемабазового елементуРМК аналогічнавідповіднійсхемі в автоматіз ПА(мал2.6). У якостіЛАМК будемовикористовуватилічильник, щомає слідуючуфункціональнусхему(мал. 3.7.). Вхід V відповідаєсигналу Z₁,якщо він рівний1, то ЛАМК збільшуєсвій вміст на1, в протилежномувипадку, навихід передаєтьсяінформаціяз входів A₁...A_i.Синтезуємолічильник зкрізним перенесенням.Для цього складемослідуючутаблицю(табл.3.3).Таблицяскладена дляодного розряду.

A₁ CT

A₂ A₁

A₃A₂

A₄ A₃

A₅A₄

A₆A₅

A₆

Мал.3.7.Функціональнезображення

лічильника.

Таблиця.3.3

Синтезсхеми ЛАМК.

V	T	A_i	Q^t	Q^t+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

СхемаРМК містить10 базових елементів.При побудовісхеми сигналищT₁...щT₁₀будемо зніматиз інверснихвиходів елементіврегістра. Кількістьмікросхем ПЗПвизначимо заформулою: N_ПЗП=]R/3[, де R - розрядністьмікрокомандиR=10, N_ПЗП=4Для зберіганнямікропрограмидосить однієїлінійки ПЗП,оскільки Q_ПЗП=8,тобто однамікросхемарозрахованана зберігання256 трьохбітовихкомбінацій,а в нашому випадкупотрібно тільки63. З урахуваннямвищесказаногопобудуємо схемуавтомата зприродноюадресацієюмікрокоманд(мал.3.8).

1 1

T₀

1 1 1Q₀ STT C

A_i 11 R 1 1 R

“Reset”

T₁

Q₁

щT₁ T₂

1 Q₂

щQ₁

щT₂T₃

1 Q₃

щQ₂

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

Мал.3.8.Схема ЛАМК (усього6 елементів,сигнали V,C,”Reset”,A_iдля всіх, окрімпершого, непоказані).

4.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗКОМБІНОВАНОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД.

4.1.Принципроботиавтомата.

Автоматз комбінованоюадресацієює комбінацієюзавтоматівз примусовоюі природноюадресацією. У даному автоматіадреса наступноїМКзадається вполі поточноїмікрокоманди,прицьому приневиконанніЛУ,що перевіряється,або прибезумовномупереході перехідздійснюєтьсяза заданоюадресою, а приістинності- за адресою наодиницю більшу,ніж поточна.Формат командиавтомата з КАнаступний(мал.4.1).

₁Y _{m 1}Х _{k 1} A _l

Мал.4.1.Формат командиавтомата з КА.

Тут у поліY міститьсякод, що задаєнабір мікрооперацій,у полі X-код логічноїумови, що перевіряється, в полі А - адресапереходу приневиконаннілогічної умовиабо при безумовномупереході. Розрядністьполів визначаєтьсятаким чином:

m=]log₂T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА,в нашому випадку Т=17, m=5

k=]log₂(L+1)[ L-число логічнихумов в ГСА,в нашому випадкуL=6, l=3

l=]log₂Q[ Q -кількістьмікрокоманд.

Структурнасхема автоматаприведена намал. 4.2. Автоматфункціонуєтаким чином. Схема запускускладаєтьсяз RS -тригера ісхеми “&", якаблокує надходженнясинхроімпульсівна РМК. За сигналом“Пуск" тригервстановлюєтьсяв одиницю івідбуваєтьсязапис мікрокомандидо регістру.Поле Y поступаєна схему формуванняМОі перетворюєтьсяв деякий набірмікрооперацій.Поле X поступаєна схему формуванняадреси, яка формує сигналZ₂,якщоперехід безумовний(X=0) або ЛУ,що перевіряється,дорівнюєнулю або сигнал Z₁ у випадку істинностіЛУ.За сигналомZ₂вміст поля Анадходить долічильника,аз нього - на адреснийвхід ПЗП.А за сигналомZ₁на адреснийвхід такожнадходить вмістлічильникаале тепер цеадреса поточноїмікрокоманди,збільшена наодиницю. Засигналом y₀тригерскидаєтьсяв нуль і автоматзупиняєсвою роботу.

4.2. ПеретворенняпочатковоїГСА.

Перетвореннябудемо виконуватидвома етапами.На першому -введемо сигналy₀до вершин, пов'язанихз кінцевою,якщовершина умовна,то введемо

Z₁

СT

Z₂

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A СФМО y₀.... y_i Z₁ СФА

доОАZ₂

Мал.4.2.Структурнасхема автоматаз КА.

додатковуоператорнувершину з сигналомy₀.Крімтого, введемододатковівершини безумовногопереходу, виходячиз тих же міркувань,що і для автоматаз природноюадресацією.Будемо, однак,мати на увазі, що для автоматаз КАперехід зоператорноївершини прирівнюєтьсядо безумовного,тому в однійточці можесходитисябудь-яка кількістьбезумовнихпереходів абопереходів зоператорнихвершин і тількиодинпо істинностіЛУ,що перевіряється. На другомуетапі виділимомікрокомандизаданого формату,користуючисьтими ж правилами,що і для автоматаз ПА. З врахуваннямвищесказаногоотримаємоперетворенуГСА(мал. 4.3).

4.3.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.

Приформуваннівмісту керуючоїпам'яті скористаємосятим же кодуваннямнаборів мікроопераційі ЛУ,що і для автоматівз ПА і природноюадресацією(табл.2.3, 2.4). Для адресаціїмікрокомандвипишемо їхприродніпослідовностітак само, як ідля автоматаз природноюадресацією,враховуючи, що природнимвважаєтьсятільки перехідпо істинностіЛУ.

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]

Перерахуємов таблиці адресації(табл. 4.1) підрядвсі послідовностіa_1-a₁₈і закодуємоїх R-розряднимкодом. R=]log₂N[,N-кількістьмікрокоманд(N=46,R=6). Закодуємотакож операториY_i,поставившиїм у відповідністьп`ятирозряднийкод. У таблиці4.2 відобразимовміст керуючоїпам'яті, заповнившиполя FX, FY, FA.

Таблиця4.1.

АдресаціяМК.

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

Таблиця4.2

Вміст керуючоїпам`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	000000
O₄₀	101010	100000	000000
O₄₁	101011	100000	000000
O₂₈	101100	001011	010001
O₃₁	101101	100000	000000

4.4.Синтезсхеми автомата.

Присинтезі схемискористаємосявже розробленимивузлами дляавтоматів зПА і природноюадресацією.СФАавтомата з КАаналогічнаСФАавтомата зприродноюадресацією.Схеми СФМО,РМК аналогічнівідповіднимвузлам автоматаз ПА (розд.2.4), асхема ЛАМКзапозиченазавтомата зприродноюадресацією(розд.3.4). Відмінністьполягає лишев тому, що дляРМКбуде потрібно15 базових елементів.Враховуючивищесказане,побудуємосхему автоматаз комбінованоюадресацієюмікрокоманд(мал.4.4).

5. ПОРІВНЯЛЬНАХАРАКТЕРИСТИКААВТОМАТІВ.

5.1. Підрахунокапаратурнихвитрат.

Визначимоапаратурнівитратина кожний завтоматів.Оскільки синтезлічильникане був обов'язковим,то привизначенніапаратурнихвитратбудемо вважатийого єдиним вузлом.

1. У автоматіз примусовоюадресацієюсхема СФАмістить 28 логічних елементів, СФМО- 57 ЛЕ, вузол запускуі схема “&" - 4 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX₁...щX₃,щP₁...щP₃Такожпотрібно 27 елементівдля РАМКі РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 122. ДляпобудовиРАМКі РМКтакож будепотрібно 27 тригерів.Кількість ПЗП-7.

2. У автоматіз природноюадресацієюсхема СФАмістить 12 логічних елементів, СФМО- 68 ЛЕ, вузол скидання- 2 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX₁...щX₃,щP₁...щP₃і 10 елементівдля РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 98. Дляпобудови РМКтакож будепотрібно 10 тригерів.Кількість ПЗП-4. Схема такожміститьодинлічильник.

3. У автоматіз комбінованоюадресацієюсхема СФАмістить 10 логічних елементів, СФМО- 57 ЛЕ, вузол запускуі схема “&" - 4 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX₁...щX₃,щP₁...щP₃і 15 елементівдля РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 92. Дляпобудови РМКтакож будепотрібно 15 тригерів.Кількість ПЗУ-5. Схема такожміститьодинлічильник.

Складемозведену таблицювитратна синтезованіавтомати.(табл.5.1.)

Таблиця5.1.

Апаратурнівитратидля синтезованихавтоматів.

Тип автомата	Логічніелементи	Тригери	ПЗП	Лічильники
ПА	122	27	7	0
ПрА	98	10	4	1
КА	92	15	5	1

5.2. Визначенняавтомата змінімальнимиапаратурнимивитратами.

Заповнимотаблицю, де длякожного автоматазнаком “+" відмітимомінімальнівитратина даний типелементів, азнаком “-"-немінімальні(табл. 5.2.).

Таблиця5.2.

Типавтомата	Логічніелементи	Тригери	ПЗП	Лічильники
ПА	-	-	-	+
ПрА	-	+	+	-
КА	+	-	-	-

Як виднозтаблиці 5.2., автоматз природноюадресацієювиграє по двомпараметрам:по кількостітригеріві ПЗП.

Дляпідтвердженняправильностівибору автоматазастосуємотакож оцінкуза Квайном (засумарною кількістювходів елементів).Будемо вважатикількістьвходів уЛЕ- 4, утригера- 4, уПЗП-9 і улічильника- 9. З врахуваннямвищенаведенихзначень, дляавтомата з ПАпоказник оцінкискладе - 659, дляавтомата з ПрА- 477, для автоматаз КА-482.

Як виднозприведенихоцінок, автоматз примусовоюадресацієюдалеко неоптимальний,а автомати зприродною ікомбінованоюадресацієюпо витратахпрактичнооднакові, алевсе ж автоматз ПрА має деякуперевагу передавтоматом зКА.Таким чином,результатомпроектуваннябуде схемаавтомата зприродноюадресацієюмікрокоманд.