Жмакин А.П. Архитектура ЭВМ (2006) (1186252), страница 18

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

Текст из файла (страница 18)

Для кодирования элементов каждого из трех подмножеств потребуется по три двоичных разряда. Может показаться, что для У₃ хватит и двух, ведь |У₃| = 4 = 2², однако следует учесть, что в каждом подмножестве необходимо предусмотреть один код для случая отсутствия микрооперации из этого под­множества в микрокоманде. Оптимальным разбиением исходного множества будет такое, когда У|У,-| = 2г -1, где г — натуральное число.

В подмножестве У₃ всего одна "лишняя" микрооперация, а среди кодов У^ и У₂ есть свободные. Попробуем перенести одну из микроопераций из У₃ в другое подмножество, сохраняя, естественно, требование к попарной несовместимости всех микроопераций одного подмножества. Очевидно, первые три элемента подмножества У₃ нельзя перенести в другое, т. к. они являются микроопера­циями из "тройных" вершин. Зато микрооперация у₉ совместима только с у₂ е У], поэтому у₉ можно перенести в У₂. Окончательно получим, предвари­тельно упорядочив элементы подмножеств в порядке возрастания индексов:

Теперь мы можем определить размеры полей микрокоманды. Поле микро­операций будет состоять из трех подполей — Y_i, У₂ > (назовем их по име­нам соответствующих подмножеств), размером в 3, 3 и 2 двоичных разрядов соответственно.

Поле номера условия х должно содержать номер одного из двух логических условий — ДГ|, х₂ (один разряд?), однако для повышения гибкости процесса микропрограммирования удобно иметь возможность выбирать еще и тожде­ственно истинное и тождественно ложное условия. Итак, поле х занимает два разряда.

Наконец, поле адреса определяется объемом памяти микропрограмм. Если в нашем примере мы будем считать, что разрабатываем УА только для реализации микропрограммы рис. 4.14, а она содержит 8 вершин, не считая на­чальной, конечной и условных, количество микрокоманд (каждая микро­команда — ячейка памяти, имеющая свой адрес), выдаваемых УА, будет ни­как не менее 8, а реально — (1,2,1,3) х 8, то для поля адреса в микрокоманде следует отвести 4 разряда (2⁴ = 16 > 1,3 х 8 « 11).

В поле адреса будет располагаться адрес памяти — двоичный номер ячейки, а в полях Yj w х — коды микроопераций и логических условий. Окончатель­но формат микрокоманды будет иметь вид, приведенный на рис. 4.15.

Кодировка микроопераций и логических условий

Здесь может осуществляться произвольно, например так, как показано в табл. 4.4.

Выбрав кодировку, можно начинать писать микропрограмму в машинных микрокодах. Фактически мы формируем содержимое ПЗУ микропрограмм (табл. 4.5).

Анализируя ГСА микропрограммы (см. рис. 4.14), увидим, что в первом такте работы автомата должны быть выданы микрооперации у₂ и у₆. Учитывая, что в начальном состоянии автомата Рг Сч А МК удобно установить в О, микрокоманда, расположенная по нулевому адресу, должна сформировать микрооперации у₂ и у₆. Из табл. 4.4 следует, что у₂ е У_х и имеет код 010, а у₆ е У₂ (код 011). Микрооперации, включенные в множество У₃, в этой мик­рокоманде отсутствуют. Тогда поле микроопераций микрокоманды должно содержать следующий код: 010 011 00.

После первой операторной вершины ГСА следует условная вершина, со­держащая логическую переменную Х\. Следовательно, в микрокоманде должна анализироваться переменная х_х . При x_t = 0 следующей должна вы­полняться микрокоманда (^, у₄, у₇) по адресу 1, иначе— микрокоманда (У\ > ^5 > >^8) ^по неизвестному пока адресу. Заполним строку таблицы для ну­левой ячейки памяти следующим кодом: 010 011 00 01 ????. К этой строке нам еще придется вернуться для заполнения поля адреса перехода. По адресу 1 должна располагаться микрокоманда, формирующая микроопе­рации (>>], у₄, y-j) и безусловно передающая управление следующей микрокоманде (j>₃, у₅). Заполняем строку таблицы для первой ячейки памяти: 001 001 01 00 хххх. В поле х этой микрокоманды код 00 указывает на тождествен­но ложное условие (константу 0) — к Рг Сч А МК будет добавлена 1, а со­держимое поля адреса перехода не используется

Действуя аналогичным образом, заполняем строки табл. 4.5, соответствую­щие адресам ПЗУ 3, 4, 5, 6 (на рис. 4.14 рядом с операторными вершинами обозначены адреса соответствующих микрокоманд). В микрокоманде по ад­ресу 4 выполняется условный переход по переменной х₂, причем адрес перехода при х₂ -1 пока также неизвестен. По адресу 6 размещается микро­команда, соответствующая конечной вершине ГСА, завершающая работу микропрограммы микрооперацией у_к . Таким образом, завершено микропро­граммирование участка ГСА от начальной до конечной вершины, соответст­вующего нулевым значениям логических переменных.

Теперь можно вернуться к логической вершине, размещенной после первой операторной. Микрокоманду, следующую за ее единичным выходом (у_и у₅, y_s), можно разместить по следующему свободному (7) адресу. Поэтому в поле адреса перехода ячейки 0 теперь можно поместить код 0111. Сама мик­рокоманда по адресу 7 формирует три микрооперации и переходит к микро­команде по адресу 8: 001 010 10 00 хххх.

Микрокоманда по адресу 8 не связана с логической вершиной, но она должна передавать управление уже существующей (по адресу 3) микрокоманде. Поэтому ее поле х = 11 адресует тождественно истинное условие, а в поле переадресации указан адрес 3.

Наконец, остался неопределенным адрес перехода в микрокоманде по адре­су 4. Сейчас уже всем операторным вершинам ГСА (включая конечную) со­ответствуют микрокоманды в ячейках ПЗУ. На какую из них следует пере­дать управление после проверки условия х₂, если оно окажется истинным? Из ГСА видно, что тогда следует проверить условие х^ — случай двух под­ряд расположенных условных вершин. Передать управление на адрес 0, где проверяется это условие? Но тогда выполнятся и микрооперации у_х, у₄, у₇, а это микропрограммой не предусмотрено. Очевидно, в микропрограмму следует включить дополнительно микрокоманды (в нашем случае — по адре­сам 9 и 10), которые не формируют никаких микроопераций, а обеспечивают только передачу управления. Первая осуществляет условный переход по пе­ременной на адрес 7, вторая' (которая будет выполняться только при =0)— безусловно на адрес 1. Теперь код микропрограммы полностью сформирован.Осталось изобразить структурную схему разработанного управляющего ав­томата (рис. 4.16).

ГЛАВА 5

Организация памяти в ЭВМ

ЭВМ, реализованная по классической фон-неймановской архитектуре, вклю­чает в себя:

□ процессор, содержащий арифметико-логическое устройство (АЛУ) и цен­тральное устройство управления (ЦУУ);

□ память, которая в современных ЭВМ подразделяется на оперативную (ОП или ОЗУ) и сверхоперативную (СОЗУ);

□ внешние устройства, к которым относят внешнюю память (ВЗУ) и устрой­ства ввода/вывода (УВВ).

В этой главе рассмотрим организацию устройств памяти. Принципы взаимо­действия других устройств ЭВМ с процессором рассмотрены в разд. 6.3.

5.1. Концепция многоуровневой памяти

Известно, что память ЭВМ предназначена для хранения программ и данных, причем эффективность работы ЭВМ во многом определяется характеристи­ками ее памяти. Во все времена к памяти предъявлялись три основных требо­вания: большой объем, высокое быстродействие и низкая (умеренная) стоимость.

Все перечисленные выше требования к памяти являются взаимно-противо­речивыми, поэтому пока невозможно реализовать один тип ЗУ, отвечающий всем названным требованиям. В современных ЭВМ организуют комплекс разнотипных ЗУ, взаимодействующих между собой и обеспечивающих при­емлемые характеристики памяти ЭВМ для каждого конкретного применения.

В основе большинства ЭВМ лежит трехуровневая организация памяти: сверхоперативная (СОЗУ) — оперативная (ОЗУ) — внешняя (ВЗУ). СОЗУ и ОЗУ могут непосредственно взаимодействовать с процессором, ВЗУ взаимо­действует только с ОЗУ.

СОЗУ обладает максимальным быстродействием (равным процессорному), небольшим объемом (10¹—10⁵ байтов) и располагается, как правило, на кри­сталле процессорной БИС. Для обращения к СОЗУ не требуются магистраль­ные (машинные) циклы. В СОЗУ размещаются наиболее часто используемые на данном участке программы данные, а иногда — и фрагменты программы.

Быстродействие ОЗУ может быть ниже процессорного (не более чем на поря­док), а объем составляет 10⁶—10⁹ байтов. В ОЗУ располагаются подлежащие выполнению программы и обрабатываемые данные. Связь между процессо­ром и ОЗУ осуществляется по системному или специализированному интер­фейсу и требует для своего осуществления машинных циклов.

Информация, находящаяся в ВЗУ, не может быть непосредственно использо­вана процессором. Для использования программ и данных, расположенных в ВЗУ, их необходимо предварительно переписать в ОЗУ. Процесс обмена ин­формацией между ВЗУ и ОЗУ осуществляется средствами специального ка­нала или (реже)— непосредственно под управлением процессора. Объем ВЗУ практически неограничен, а быстродействие на 3—6 порядков ниже процессорного.

Схематически взаимодействие между процессором и уровнями памяти пред­ставлено на рис. 5.1.

Следует помнить, что положение ЗУ в иерархии памяти ЭВМ определяется не элементной базой запоминающих ячеек (известны случаи реализации ВЗУ на БИС — "электронный диск" и, наоборот, организация оперативной памяти на электромеханических ЗУ — магнитных барабанах), а возможностью дос­тупа процессора к данным, расположенным в этом ЗУ.

При организации памяти современных ЭВМ (МПС) особое внимание уделя­ется сверхоперативной памяти и принципам обмена информацией между ОЗУ и ВЗУ.

5.2. Сверхоперативная память

Применение СОЗУ в иерархической памяти ЭВМ может обеспечить по­вышение производительности ЭВМ за счет снижения среднего времени обращения к памяти Т при условии, что время цикла СОЗУ Т_с будет (значительно) меньше времени цикла ОЗУ Т₀. Очевидно:

Т = р_с-Т_с+(1-р_с)-Т₀

Характеристики

Список файлов книги