Операционный_синтез_цифровых_устройств (775248), страница 6

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

Текст из файла (страница 6)

Рис. 11. Формат микрокоманды УУ с принудительной адресацией

Структурная схема управляющего устройства с принудительной адресацией изображена на рис. 12. Схема управляется двумя тактовы­ми последовательностями t1 и t₂ , одна из которых организует запись на регистр микрокоманды РМК, другая - на регистр адреса микроко­манда РА. В начальном состоянии УУ выполняет "пустую микрокоманду", которая, не генерируя никаких управляющих сигналов, безусловно, передает управление сама себе. Пустая микрокоманда записывается в ячейку ПЗУ нулевого адреса, ее кодовое выражение включает одни ну­ли: Y = 0 - нет управляющих сигналов, X = 0 - безусловный переход, А1 = 0 - переход к микрокоманде нулевого адреса. Работа УУ начинает­ся с записи в регистр адреса начального адреса выбранной микропро­граммы А_НАЧ. Это осуществляется при помощи кода выбора задачи, ко­торый может иметь форму начального адреса микропрограммы или фор­мировать этот адрес через дешифратор. Выполнение текущей микроко­манды вызывает следующую микрокоманду и т.д. до тех пор, пока не будет выполнена вся микропрограмма. Последняя команда микропро­граммы передает управление пустой микрокоманде, на этом работа УУ заканчивается.

Запись кода в регистр адреса осуществляется через мультиплек­сор MS под воздействием управляющих сигналов ПУСК, Р и ┐Р. Сигнал ПУСК является внешним сигналом, Р и ┐Р формируются внутри УУ со­гласно выражениям.

Рис. 12. Структурная схема управляющего устройства с принуди­тельной адресацией

В управляющем устройстве с программируемой логикой самым объемным и дорогим элементом является постоянное запоминающее устройство. Поэтому задача оптимизации построения УУ сводится в основном к поиску таких способов записи микрокоманд, которые при­водили бы к минимизации ПЗУ. Рассмотрим некоторые из них.

3.3.2. Сокращение длины адресного поля микрокоманды

При организации условных переходов управление, как правило, передается либо микрокоманде, соседней с текущей по ПЗУ и отлича­ющейся от нее на единицу адреса, либо микрокоманде некоторого про­извольного адреса. В этом случае поле А2 можно исключить из мик­рокоманды, а А2, если это нужно, формировать по текущему адресу Атек прибавлением к нему единицы. Это можно сделать на счетчике адреса, который одновременно будет выполнять функции регистра адреса. Итак, если в двухадресной микрокоманде следующий адрес Асл формируется по A1 и А2:

Асл = А1 & (Р0 & P{1}) v A2 & ┐P{1}

то в одноадресной микрокоманде - по A1 и Атек:

Асл = A1 & (Р0 & P{1}) v (А тек + 1) & ┐P{1}

В реальных микропрограммах безусловные и условные переходы встречаются далеко не в каждой микрокоманде. Поэтому в ряде случа­ев целесообразно строить УУ с использованием принципов естественной адресации. При естественной адресации микрокоманды делятся на опе­рационные и управляющие, которые различаются по биту признака мик­рокоманды (ПРМК). За операционной микрокомандой закрепляется функция генерирования управляющих сигналов и передача управления "естественным образом" следующей по адресу микрокоманда. Управляю­щая микрокоманда не генерирует управляющих сигналов, она выполня­ет функцию передачи управления в нарушение "естественного" (друг за другом по адресу) следования микрокоманд.

В УУ с естественной адресацией разрядность микрокоманды зна­чительно уменьшается, и, хотя число микрокоманд в микропрограмме увеличивается, общий объем микропрограммы имеет ярко выраженную тенденцию к снижению. На рис. 13 изображен формат микрокоманд УУ с естественной адресацией. Эти микрокоманды имеют одинаковую дли­ну, но их поля используются различным образом, что определяется значением бита признака макрокоманда.

Рис. 13. Формат микрокоманды УУ с естественной адресацией

3.3.3. Сокращение длины операционного поля микрокоманды

Управляющие сигналы очень редко являются полностью совмести­мыми. Это означает, что в микропрограмме не будет ни одной микро­команды, которая генерировала бы все управляющие сигналы одновре­менно. Последнее обстоятельство позволяет разбить управляющие сиг­налы на группы, внутри которых они являются несовместимыми, и каж­дую группу представить коротким позиционным двоичным кодом. Такая процедура сокращает длину операционной части микрокоманды, но тре­бует применения дополнительных дешифраторов. Рассмотрим одну из простейших процедур разбиения множества управляющих сигналов на группы, позволяющую произвести сегментацию операционного поля мик­рокоманды. Допустим, что управляющий автомат генерирует 10 управ­ляющих сигналов, для которых установлена их попарная совместимость. Для фиксации совместимости удобно воспользоваться матрицей совмес­тимости, изображенной на рис. 14.

Рис. 14. Матрица совместимости

Если сигнал Y_i совместим с сигналом Y_j , то на пересечении соответствующих столбцов и строк матрицы проставляется единица. Нетрудно видеть, что матрица симметрична относительно главной диа­гонали, поэтому целесообразно заполнять только половину матрицы.

Воспользуемся следующим алгоритмом разбиения:

1. Создается первое подмножество, куда вносится первый управ­ляющий сигнал из множества управляющих сигналов.

2. Если второй управляющий сигнал несовместим с первым, то его вносят в первое подмножество, иначе образуется новое подмно­жество.

3. Если третий управляющий сигнал несовместим с первым, то его вносят в первое подмножество, иначе устанавливается несовместимость со вторым сигналом и его вносят во второе подмножество. В случае его совместимости с первыми двумя сигналами создают новое подмножество.

1. Подобную процедуру производят над всеми управляющими сиг­налами.

2. Если в подмножестве оказывается более двух управляющих сигналов, то к нему добавляется "пустой сигнал" У₀ , в противном случае подмножество разбивают на единичные управляющие сигналы. Пустой сигнал У₀ соответствует случаю, когда подмножество не гене­рирует ни одного управляющего сигнала.

Воспользуемся матрицей совместимости (рис. 14) и разобьем множества

Y = {У₁, У₂, У₃, У₄, У₅, У₆, У₇, У₈, У₉, У₁₀} на множества:

У₁ = {У₁,У₃, У₇, У₀}

Y₂ = {У₂, У₄, У₆, У₀}

Y3 = {У₅, У₈, У₁₀, У₀}

Y₄ = {У₉} = У₉

Несовместимые сигналы подмножеств У₁, У₂, У₃ могут быть зако­дированы двухразрядными двоичными кодами Z₁Z₂ , Z₃Z₄ и Z₅Z₆, пос­ле чего длина операционного поля микрокоманды сократится с 10 до 7 бит.

В качестве примера приведем таблицу кодирования сегмента Z₁Z_2:

Рис. 15. Подключение дешифра­торов к регистру микрокоманды

Сегментация операционного поля микрокоманды потребовала применения трех двухвходовых де­шифраторов, преобразующих двоич­ный позиционный код в унитарный.

Выходные сигналы дешифраторов, соответствующие нулевому входному коду, не используются, поскольку в этом случае генерируются "пус­тые микрокоманды, изображена на рис. 15

Рис. 16. Структурная схема управляющего автомата с естественной адресацией

На рис. 16 показана структурная схема управляющего устройства с естественной адресацией, в котором применены все рассмотренные выше методы сокращения объема ПЗУ.

3.3.4. Составление микропрограммы управляющего устройства

Итак, управляющее устройство с программируемой логикой пред­ставляет собой стандартную структуру, функционирование которой од­нозначно определяется содержанием микропрограммы. Отсюда следует, что синтез управляющего устройства сводится главным образом к написанию микропрограммы в принятом формате микрокоманд.

Микропрограмма управляющего устройства с естественной адреса­цией может быть построена по канонической форме микропрограммы функционирования ОУ.

Для получения канонической формы в исходной микропрограмме не­обходимо проделать следующие преобразования:

1. исключить описание преобразований в регистровых операциях;

2. преобразовать описание условных операторов к форме, напоми­нающей форму управляющей микрокоманды;

3. исключить ненужные метки.

Преобразование условных операторов п. 3 требует дополнительных пояснений.

Предположим, что мы имеем следующий сегмент микропрограммы:

ЕСЛИ P1 ТО Ml ИНАЧЕ М2

М2 У1: F1 = F1(A1)

…………………..

M1 У2: F2 = F2(A2)

Тогда действие условного оператора воспринимается таким образом: если Р1=0, то выполняется оператор, непосредственно сле­дующий за оператором условного перехода, в противном случае (Р1=1) -оператор, определяемый меткой Ml.

Выполнение управляющей микрокоманды происходит аналогично: если выбранный признак равен нулю, то выполняется следующая по адресу микрокоманда, в противном случае управление передается микрокоманде адреса А. Отсюда вытекает, что в приведенном сегменте операционного описания может быть исключена часть ИНАЧЕ М2 и мет­ка М2 следующего предложения, после чего действие условного опера­тора будет восприниматься как выполнение управляющей микрокоманды.

В приведенном сегменте микропрограммы переставим местами опе­раторы с метками:

ЕСЛИ P1 ТО М1 ИНАЧЕ М2

М1 У2: F2 = F2(A2)

………………………

М2 У1: F1 = F1(A1)

Теперь условный оператор не воспринимается как управляющая микрокоманда, поскольку следующий за условным оператор выполняет­ся при единичном значении признака P1.

Характеристики

Список файлов книги