Банк рефератов содержит более 364 тысяч рефератов, курсовых и дипломных работ, шпаргалок и докладов по различным дисциплинам: истории, психологии, экономике, менеджменту, философии, праву, экологии. А также изложения, сочинения по литературе, отчеты по практике, топики по английскому.
Полнотекстовый поиск
Всего работ:
364150
Теги названий
Разделы
Авиация и космонавтика (304)
Административное право (123)
Арбитражный процесс (23)
Архитектура (113)
Астрология (4)
Астрономия (4814)
Банковское дело (5227)
Безопасность жизнедеятельности (2616)
Биографии (3423)
Биология (4214)
Биология и химия (1518)
Биржевое дело (68)
Ботаника и сельское хоз-во (2836)
Бухгалтерский учет и аудит (8269)
Валютные отношения (50)
Ветеринария (50)
Военная кафедра (762)
ГДЗ (2)
География (5275)
Геодезия (30)
Геология (1222)
Геополитика (43)
Государство и право (20403)
Гражданское право и процесс (465)
Делопроизводство (19)
Деньги и кредит (108)
ЕГЭ (173)
Естествознание (96)
Журналистика (899)
ЗНО (54)
Зоология (34)
Издательское дело и полиграфия (476)
Инвестиции (106)
Иностранный язык (62792)
Информатика (3562)
Информатика, программирование (6444)
Исторические личности (2165)
История (21320)
История техники (766)
Кибернетика (64)
Коммуникации и связь (3145)
Компьютерные науки (60)
Косметология (17)
Краеведение и этнография (588)
Краткое содержание произведений (1000)
Криминалистика (106)
Криминология (48)
Криптология (3)
Кулинария (1167)
Культура и искусство (8485)
Культурология (537)
Литература : зарубежная (2044)
Литература и русский язык (11657)
Логика (532)
Логистика (21)
Маркетинг (7985)
Математика (3721)
Медицина, здоровье (10549)
Медицинские науки (88)
Международное публичное право (58)
Международное частное право (36)
Международные отношения (2257)
Менеджмент (12491)
Металлургия (91)
Москвоведение (797)
Музыка (1338)
Муниципальное право (24)
Налоги, налогообложение (214)
Наука и техника (1141)
Начертательная геометрия (3)
Оккультизм и уфология (8)
Остальные рефераты (21697)
Педагогика (7850)
Политология (3801)
Право (682)
Право, юриспруденция (2881)
Предпринимательство (475)
Прикладные науки (1)
Промышленность, производство (7100)
Психология (8694)
психология, педагогика (4121)
Радиоэлектроника (443)
Реклама (952)
Религия и мифология (2967)
Риторика (23)
Сексология (748)
Социология (4876)
Статистика (95)
Страхование (107)
Строительные науки (7)
Строительство (2004)
Схемотехника (15)
Таможенная система (663)
Теория государства и права (240)
Теория организации (39)
Теплотехника (25)
Технология (624)
Товароведение (16)
Транспорт (2652)
Трудовое право (136)
Туризм (90)
Уголовное право и процесс (406)
Управление (95)
Управленческие науки (24)
Физика (3463)
Физкультура и спорт (4482)
Философия (7216)
Финансовые науки (4592)
Финансы (5386)
Фотография (3)
Химия (2244)
Хозяйственное право (23)
Цифровые устройства (29)
Экологическое право (35)
Экология (4517)
Экономика (20645)
Экономико-математическое моделирование (666)
Экономическая география (119)
Экономическая теория (2573)
Этика (889)
Юриспруденция (288)
Языковедение (148)
Языкознание, филология (1140)

Реферат: Прикладная теория цифровых автоматов

Название: Прикладная теория цифровых автоматов
Раздел: Рефераты по технологии
Тип: реферат Добавлен 13:56:12 21 июня 2005 Похожие работы
Просмотров: 52 Комментариев: 2 Оценило: 0 человек Средний балл: 0 Оценка: неизвестно     Скачать

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 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 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


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 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 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 М15 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+

+щx1щp1p2pA8+x1щp1p2p3A13+щp1p2щp3A14


A1®щp1щp3A+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®pA8+щp2A10


A10®A3


A11®Ak


A12®щp2p3A22+p2щp3A13


A13®p3A9+щp3Ak


A14­®щx1A15+x1A16


A15®x3A6+щx3Ak


A16®A12


A17®p1щp2щp3A+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 Аx1щx1, 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+x1щx2щp2щpA2+x1x2щp2щp3A+

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

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

+x1x2щp3A))=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))+p3A))


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


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

+щp(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+[щp1щp2p3A]=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.


30


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 Z10 .... 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).




41


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®щP2O+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).


51


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.

Оценить/Добавить комментарий
Имя
Оценка
Комментарии:
Где скачать еще рефератов? Здесь: letsdoit777.blogspot.com
Евгений21:31:58 18 марта 2016
Кто еще хочет зарабатывать от 9000 рублей в день "Чистых Денег"? Узнайте как: business1777.blogspot.com ! Cпециально для студентов!
13:41:44 24 ноября 2015

Работы, похожие на Реферат: Прикладная теория цифровых автоматов

Назад
Меню
Главная
Рефераты
Благодарности
Опрос
Станете ли вы заказывать работу за деньги, если не найдете ее в Интернете?

Да, в любом случае.
Да, но только в случае крайней необходимости.
Возможно, в зависимости от цены.
Нет, напишу его сам.
Нет, забью.



Результаты(150781)
Комментарии (1840)
Copyright © 2005-2016 BestReferat.ru bestreferat@mail.ru       реклама на сайте

Рейтинг@Mail.ru