Жмакин А.П. Архитектура ЭВМ (2006) (1186252), страница 15

Просмтор этого файла доступен только зарегистрированным пользователям. Но у нас супер быстрая регистрация: достаточно только электронной почты!

Текст из файла (страница 15)

Следует отметить, что проблемы гонок могут быть полностью решены при использовании в автомате двухтактных элементов памяти, причем способ кодирования состояний в этом случае роли не играет. Правда, затраты обору­дования при таком решении несколько возрастают, по сравнению с использо­ванием метода противогоночного кодирования, но во-первых, эффективность метода заметно проявится лишь при достаточно большом числе состояний автомата (25—40), а во-вторых, большинство современных интегральных элементов памяти (триггеров) выпускаются именно двухтактными. Примене­ние специальных методов кодирования "с учетом сложности комбинацион­ных схем" [2] так же обеспечивает заметный эффект лишь для достаточно громоздких автоматов.

В нашем примере воспользуемся простейшим методом кодирования состоя­ний автомата, когда код состояния совпадает с двоичным числом, соответст­вующим номеру состояния. В рассматриваемом автомате насчитывается 14 состояний (см. рис. 4.6), поэтому для их кодирования требуется четырех­разрядный двоичный код(2⁴ >14; 2³ <14) — табл. 4.2.

Таблица 4.2. Кодирование состояний автомата

Шаг 5. Выбор элемента памяти (типа триггера). При выборе элемента памя­ти следует учитывать простоту управления им. С этой точки зрения удобнее выбирать триггеры, управляемые по единственному информационному вхо­ду — к таким относятся D- и Т-триггеры. В нашем примере в качестве эле­мента памяти автомата выберем синхронный двухтактный D-триггер. Оче­видно, для реализации нашего автомата понадобятся четыре D-триггера.

Шаг 6. Построение автоматной таблицы переходов (табл. 4.3).

Эта таблица практически описывает функцию переходов автомата, стро­ится по графу автомата и определяет, какие значения необходимо подать на управляющие входы триггеров на каждом переходе автомата в новое со­стояние. Строка таблицы соответствует одному переходу автомата. Таким образом, автоматная таблица содержит столько строк, сколько ребер в графе автомата (включая и петли, если они имеются в графе).

Таблица 4.3. Автоматная таблица переходов

Шаг 7. Синтез комбинационной схемы, реализующей функцию переходов автомата. Эта комбинационная схема в нашем случае реализует четыре буле­вы функции £>,, D₂, £>₃, А», зависящие от четырехразрядного двоичного

кода состояния автомата Т_ХТ₂Т₃Т₄ и трехбитного вектора входных символов х_хх₂х₃. Комбинационная схема, описываемая системой четырех булевых функций от семи переменных, должна обеспечивать переходы автомата в соответствии с графом рис. 4.6.

Для построения этой схемы можно построить четыре карты Карно для D_x, D₂, D₃, D₄ по таблицам истинности, заданным соответствующими столбцами автоматной таблицы переходов, и минимизировать эти функции. Менее трудоемкий способ состоит в предварительной дешифрации состоя­ний автомата (булевы функции четырех переменных) и записи функций возбуждения через значения a_f и х_к. Воспользуемся последним способом, тем более, что дешифрированные состояния автомата пригодятся нам и на следующем шаге при формировании функции выходов.

Итак, предусмотрим дешифратор, на входы которого поступает двоичный код состояния автомата Т_ХТ₂Т₃Т₄, а на выходах формируется унитарный код a_x...a_j__xa_ia_M...a_X4. Кстати, поскольку на входах дешифратора не могут по­явиться комбинации 0000 и 1111 (их мы не использовали при кодировании состояний), то схему дешифратора можно минимизировать. (Как? Попробуй­те построить такой дешифратор самостоятельно.) Рассмотрим столбец D_x ав­томатной таблицы переходов, отметив те наборы входных переменных функции возбуждения (из {а} и {*}), на которых D_x принимает единич­ные значения. Можно записать:

А =а₆ va₈ vo₉ va₁₀ va,, v a_X2 va₁₃. (4.2)

Обратите внимание, что функция D_x не зависит от входных переменных {х) (частный случай!). Действительно, переход, например, из состояния а₉ в за­висимости от значения х₂ может произойти в а_хо или в а_хх, но в обоих этих состояниях значение старшего разряда кодов одинаково. То же для £>, можно сказать и обо всех остальных переходах, зависящих от входных символов (из а_х, а₅, а,₂).

Теперь запишем булевы выражения для остальных функций возбуж­дения.

D₂ = а₂ v а₃ v а₄ v a_s v а_х0 v а_х, v а_Х2х₃ v а_хз. (4.3)

D₃ = а_х v а₅ v а₉ v а_хз. (4.4)

D₄ - а_хх_х va₄v а₅х₂ v о₇ v а₈ v а₉х₂ v а_х2х₃ v а₁₄. (4.5)

Шаг 8. Синтез комбинационной схемы, реализующей функцию выходов. Функция выходов автомата Мура зависит только от его внутреннего состоя­ния и задана непосредственно на графе автомата (см. рис. 4.6). Выходами микропрограммного автомата являются микрооперации, поступающие в точки управления операционного автомата. Поэтому выходные символы микропрограммного автомата обычно не кодируют, а формируют на выходе значение вектора микроопераций. При большом числе микроопераций с целью уменьшения связности между OA и УА на вход OA передают не век­тор микроопераций, а номер активной в данном такте микрооперации. Под­робнее об этом — в следующем разделе.

Из графа автомата (см. рис. 4.6) видно, что микрооперация у_х должна вырабатываться автоматом, когда он находится в состоянии а₂, микроопе­рация у₂ — в состоянии а_ъ и т. д. Микрооперация ^₅ должна вырабаты­ваться автоматом, находящимся в состоянии а₅ и а_хо. Запишем функцию выходов автомата в виде системы булевых функций':

У\ = а₂,У2 =^аЗ>УЗ =^а4>У4 =^а4>У5 =^а5^^а\0>Уб =^а6>У1 =°7>

.У8 =^а6>У9 =^а »>У\0 =^а9>У\\ =^аЮ'У\2 =^а11»>^;13 ^=а11'>'14 =°12> (⁴-⁶)

У\5 =^а\2>У\б =^а\з>Уп = Ян-Шаг 9. Теперь изобразим функциональную схему управляющего автомата, используя выражения (4.2)—(4.6) с учетом выбранного типа элемента па­мяти.

Управляющий микропрограммный автомат с жесткой логикой (автомат Му­ра), изображенный на рис. 4.7, имеет три двоичных входа х_х, х₂, х₃, вход тактового сигнала CLK и семнадцать двоичных выходов — микрооперации

Уи У2> Ум-

Память автомата представлена четырьмя двухтактными синхронными D-триг-герами, объединенными общей цепью синхронизации (CLK). Выходы триг­геров поступают на вход дешифратора DC "4 -» 16", на выходах которого формируется унитарный код текущего состояния автомата. Поскольку проек­тируемый автомат является автоматом Мура, выходы дешифратора фактиче­ски являются выходами управляющего автомата (значениями микроопера­ций). Исключение составляет микрооперация у₅, которая формируется как

дизъюнкция двух различных состояний автомата, поскольку эта микроопера­ция присутствует в двух различных операторных вершинах исходной микро­программы (см. рис. 4.5).

Функции возбуждения триггеров формируют значения D_t, /e{l, 2,3,4} на выходах одно- или двухуровневых схем, построенных согласно выражениям (4.2)—(4.5). Обратите внимание, что в выражениях (4.3) и (4.5) имеется одинаковый терм — о^^з ■ На функциональной схеме выход конъюнктора, реализующего этот терм, поступает на два входа различных дизъюнкторов, "обеспечивая" одновременно две функции возбуждения — D₂ и D₄.

Схемы, реализующие функции возбуждения, можно построить иначе. Для примера рассмотрим выражение (4.4). Состояния автомата, входящие в это выражение, если выразить их через значения состояний триггеров, окажутся соседними и склеиваются. Действительно:

Dt, =(Х\ VOt VflqVan =

__ _ _ _ __ _ (4.7)

- Т^Т^Тд v Т_хТ_гТ₃Т_А v Г,Г₂Г₃Г₄ v Т{Г₂Т_ЪТ_А = Т₂Т₄.

Очевидно, схема, реализованная по выражению (4.7), будет проще, чем схема (4.4). Проверьте, можно ли подобным образом минимизировать выражения остальных функций возбуждения.

Итак, мы построили микропрограммный автомат с "жесткой" логикой. Да­вайте представим, что нам понадобилось незначительно изменить исходную микропрограмму, например, добавить еще одну операторную вершину. Прак­тически это приведет к необходимости полного перепроектирования всей схемы автомата. Это особенность автоматов с "жесткой" логикой является их серьезным недостатком.

Для того чтобы уменьшить зависимость структуры автомата от реализуемых им микропрограмм, используют управляющие автоматы с программируемой логикой.

4.4.2. Управляющий автомат с программируемой логикой

Принципы организации

Заметим, что функция любого управляющего автомата — генерирование по­следовательности управляющих слов (микрокоманд), определенной реали­зуемым алгоритмом с учетом значений осведомительных сигналов.

Если заранее разместить в запоминающем устройстве все необходимые для реализации заданного алгоритма (группы алгоритмов) микрокоманды, а потом выбирать их из памяти в порядке, предусмотренном алгоритмом (с уче­том значения осведомительных сигналов), то получим управляющий автомат, структура которого слабо зависит от реализуемых алгоритмов, а поведение в основном определяется содержимым запоминающего устройства.

При изменениях реализуемого алгоритма в достаточно широких пределах структура такого автомата не меняется, достаточно лишь изменить содержи­мое ячеек запоминающего устройства. Управляющий микропрограммный автомат, построенный по таким принципам, называется управляющим авто­матом с программируемой логикой.

Структурная схема такого автомата в самом общем виде приведена на рис. 4.8. Автомат включает в себя запоминающее устройство микрокоманд (обычно реализуемое как ПЗУ), регистр микрокоманд и устройство форми­рования адреса микрокоманды.

В каждом такте дискретного времени из памяти микрокоманд считывается одна микрокоманда, которая помещается в регистр микрокоманд. Микро­команда содержит два поля (две группы полей), одно из которых определяет набор микроопераций, которые в данном такте поступают в операционный автомат, а другое содержит информацию для определения адреса следующей микрокоманды.

Характеристики

Список файлов книги