Методичка для курсового проектирования по ПТЦА прикладная теория цифровых автоматов

СОДЕРЖАНИЕ: 2Антик М.И. 11_03_91 МИРЭА _АЛГОРИТМЫ ПРОЦЕДУРНОГО ТИПА. ОПЕРАЦИОННЫЕ УСТРОЙСТВА Алгоритмы этого типа являются следующим этапом обобщения описаний вычислительных процессов. Теперь, по сравнению с ал-

2Антик М.И. 11_03_91 МИРЭА

_АЛГОРИТМЫ ПРОЦЕДУРНОГО ТИПА. ОПЕРАЦИОННЫЕ УСТРОЙСТВА

Алгоритмы этого типа являются следующим этапом обобщения

описаний вычислительных процессов. Теперь, по сравнению с ал-

горитмами автоматного типа, на каждом шаге, помимо модифика-

ции памяти, идентифицирующей шаг алгоритма, разрешается изме-

нять любую другую память устройства локально (по частям) или

глобально (всю сразу).

Устройство-исполнитель алгоритма этого типа будем назы-

вать операционным устройством (ОУ).

ОУ можно рассматривать как один синхронный автомат со

сложно структурированной памятью - состоянием: часть памяти

используется для идентификации шага алгоритма, остальная па-

мять используется для запоминания промежуточных данных, вы-

числяемых в процессе последовательного, по шагам, выполнения

алгоритма. Такая модель вычислителя особенно удобна для рас-

чета продолжительности одного такта работы устройства.

Другой удобной моделью вычислителя является совокуп-

ность взаимодействующих синхронных автоматов, один из которых

называется управляющим автоматом (УА), а объединение всех ос-

тальных автоматов называется операционным автоматом (ОА).

УА является исполнителем алгоритма автоматного типа, ко-

торый входит составной частью в любой алгоритм процедурного

типа. Кроме того, УА инициирует действия отдельных шагов ал-

горитма и участвует в их выполнении.

ОА выполняет все вычисления на отдельных шагах алгоритма

под управлением УА; кроме того, к ОА удобно отнести все вы-

числения предикатных функций, оставив УА только анализ вычис-

ленных предикатных значений.

Прежде чем переходить к точным терминам, рассмотрим сле-

дующиe примеры алгоритмов процедурного типа.

Например, каноническое описание синхронного конечного

автомата может быть интерпретировано (истолковано) как одно-

шаговый алгоритм процедурного типа.

B=FO(S,A)

S:=FS(S,A)

Исполнитель этого алгоритма состоит только из ОА. На

каждом шаге этого алгоритма изменяется вся память устройства,

поэтому управление памятью не требуется, идентифицировать ша-

ги этого алгоритма не надо.

Например, инкрементор с одноразрядным входом и однораз-

рядным выходом может быть реализацией следующих преобразова-

ний:

p:=1

(p:, b) = a+p

- 2 -

ОА, реализующий инкрементор в целом, будет следующим:

a HSS_b

начальное значен.ST P

SYN /C

Конечно, эта реализация совпадает с реализацией алгоритма ав-

томатного типа, если состояние р1 кодируется 1, а состояние

р0 - 0.

Этот пример показывает,что до начала вычислений может

потребоваться начальная установка памяти. На самом деле это

необходимо было уже в алгоритмах автоматного типа, так как

код начального состояния требует предварительной установ-

ки. Ограничимся здесь обозначением этой проблемы, а решение

ее, связанное прежде всего с корректной синхронизацией ус-

тройства в первом такте его работы, рассмотрим ниже.

При рассмотрении процедуры построения автомата Мура эк-

вивалентного автомату Мили , не обсуждалась простая возмож-

ность ее реализации и на структурном уровне. Например, только

что рассмотренный автомат Мили может быть преобразован в эк-

вивалентный автомат Мура по одному из следующих вариантов:

a _T_HSS_b a _HSS_T_b

/ /

C C C

/p /p

_T_ P _T_ P

При таких структурных преобразованиях проще истолковы-

вать алгоритмы как процедурные.

p:=1; t:=0 p:=1

VV VV

t:=a;(p:,b)=t+p (p , b):= a+p

БЛОК-ТЕКСТ. Способ описания автоматного алгоритма после

некоторых дополнений может быть использован и для описания

алгоритмов в процедурной форме:

Блок-текст состоит из трех частей:

1)- Описание переменных и начальных значений памяти.

2)- Описания функций и связей. Записываются любые функции и

функциональные связи (в том числе предикатные), не использу-

ющие запоминания. Переменные из левой части операции присва-

ивания таких функциональных описаний используются в блоках

процедуры.

3)- Процедура, состоящая из блоков (микроблоков) операторных

и блоков переходов:

- операторные - в скобках вида {.....},

- перехода - в скобках вида ...;

и те, и другие блоки могут снабжаться метками, стоящими перед

блоком. В блоках перехода используется оператор GO в одной

из двух форм:

GO m - безусловный переход,

GO (P; m0,m1,m2,...) - условный переход.

здесь m0,m1,... - метки блоков,

P - предикатное значение,интерпретируемое оператором GO

- 3 -

как неотрицательное целое число, являющееся порядковым номе-

ром метки в списке меток оператора GO. С этой метки должно

быть продолжено выполнение алгоритма. Блоки условных перехо-

дов эквивалентны предикатным вершинам блок-схемы алгоритма.

На следующем более сложном примере демонстрируется пос-

ледовательность синтеза операционного устройства.

Пример. Вычислитель наибольшего общего делителя (НОД)

двух натуральных чисел (8-разрядных).

1) Разработаем интерфейс вычислителя:

I1 НОД

8 D

rI rO

I1[7..0], I2[7..0] -входные информационные шины.

rI -входной сигнал готовности: если rI=1, то на входах I1,

I2 готовы операнды.

D[7..0] -выходная информационная шина .

rO -выходной сигнал готовности: если rO=1, то готов резуль-

тат на шине D, который сохраняется до появления новых операн-

дов.

2) Математическое обоснование алгоритма вычислений:

Идея алгоритма, следуя Евклиду (IIIв. до р.Х.), заключа-

ется в том, что НОД двух натуральных чисел А и В в случае ра-

венства этих чисел совпадает с любым из них, а в случае их

неравенства совпадает с НОД двух других чисел: меньшего и

разности между большим и меньшим. Последовательно, уменьшая

числа, получим два равных числа -значение одного из них и бу-

дет НОД исходных чисел.

3) Блок-схема алгоритма (микропрограмма в содержательном

виде):

- 4 -

m1 rO: = 0

VVV

/ \ 0

\_/

rO: = 0

m2 А: = I1

B: = I2

m3 (p,S)=A - B

V m6

/ \ =0

z S==0 rO:=1;D=A

\__/

0 / \ 1

V \_/ V

m4 (x,B:)=-A+B m5 (x,A:)=A - B

Или в виде блок-текста:

I1[7..0], I2[7..0] --входные шины

D[7..0] --выходная шина

rI, rO --сигналы готовности

A[7..0]:, B[7..0]: --память текущих значений

S[7..0] --разность

z, p --предикатные переменные

z=(!/S) --сжатие(свертка) S[7..0] по ИЛИ-НЕ

--можно записать иначе z=(S==0)

D=A

-------------------------------------------------------------------

m1{rO:=0}

g1GO(rI;g1,m2)

m2{rO:=0; A:=I1; B:=I2}

m3{(p,S)=A-B}

GO(z;g2,m6)

g2GO(p;m4,m5)

m4{(x,B:)=-A+B}

GO m3

m5{(x,A:)= A-B}

GO m3

m6{rO:=1}

GO g1

- 5 -

4) Разработка функциональной схемы операционного автомата.

В ОА должны быть реализованы все переменные с памятью и

без,а также вычислительные операции,используемые в алгоритме.

A D

CRG f1=(A-B)

I1 f2=(-A+B)

S S1

CRG p

B B

I2 /

C rO

Кроме того, в ОА необходимо реализовать все информацион-

ные связи, соответствующие микрооперации коммутации, а также

микрооперации запоминания (загрузки, записи) и обнуления.

A D

MUX CRG M2*8 1cr SM

I11 I1

A 1

А W S oz

A A A

umA uA uiA

MUX CRG M2*8 pp

0 B

I21 I2 C

А W 1TrO

A A A R W

uMB uB uiB urO uwO

5) Формулировка требований к управляющему автомату.

При формировании управляющих сигналов следует обратить

внимание не только на операции, которые необходимо выполнить

на данном шаге, но и на те оперции, которые нельзя выполнять

на этом шаге, это - как правило, операции изменения памяти.

Будем считать, что операция активна, если значение уп-

равляющего сигнала равно 1.

- 6 -

Для управления вычислениями на каждом шаге алгоритма

потребуются следующие управляющие сигналы:

umAumBuwAuwBuiAuiBurOuwO

m1 1 0

m2 1 1 1 1 1 0

m3 0 0 0 1 0

m4 0 0 1 1 0 0

m5 0 1 0 0 1 0

m6 0 0 1

В незаполненных клетках сигналы безразличны.

Заметив, что umA = umB , uiB = uiA , окончательно полу-

чаем:

A D

MUX CRG M2*8 1cr SM

I11 I1

А W S oz

A A A

MUX CRG M2*8 pp

I21 I2

А W C

A A A /

1TrO

o R W

umB uwA uwB uiA urO uwO

------------------------------------------------

y1 y2 y3 y4 y5 y6

y1y2y3y4y5y6

m1 1 0

m2 1 1 1 1 0

m3 0 0 0 0

m4 0 0 1 1 0

m5 0 1 0 0 0

m6 0 0 1

- 7 -

Структура вычислителя:

I2 ОА D

/C rO

z p umB uwA uwB uiA urO uwO

AAAAAA

z p y1 y2 y3 y4 y5 y6

УА

УА должен выполнять следующий алгоритм автоматного типа,

представленный в виде блок-текста:

m1{xxxx10}

g1GO(rI;g1,m2)

m2{111x10}

m3{x000x0}

GO(z;g2,m6)

g2GO(p;m4,m5

m4{0011x0}

GO m3

m5{0100x0}

GO m3

m6{x0xx01}

GO g1

МИКРООПЕРАЦИЯ - базисное (элементарное) действие, необ-

ходимое для получения (вычисления) значения одной или более

переменных.

Микрооперация присваивания В=А означает, что переменные

левой части получают значения выражения из правой части.

Всегда разрядность левой части равна разрядности правой час-

ти. При этом биты, расположенные на одной и той же позиции в

левой и правой частях, равны.

Неиспользуемые разряды в левой части и произвольные зна-

чения в правой части микрооперации присваивания обозначаются

(х). Например:

(В[7],x,B[6..0]) = (A[7..0],x)

означает арифметический сдвиг влево на один разряд 8-разряд-

ного числа с присваиванием произвольного значения младшему

разряду и с потерей старшего после знака разряда. А, напри-

мер, микрооперация

(B[7..0],d) = (A[7],A[7..0])

означает арифметический сдвиг вправо на один разряд.

Микрооперация

(p,S[3..0]) = A[3..0] + B[3..0] + q

описывает действие, выполняемое стандартным 4-разрядным сум-

матором, если ( А,В,q ) являются его непосредственными входа-

ми, а ( р,S ) - выходами.

Микрооперация ( : ) - двоеточие - означает запоминание

(изменение значения) в памяти устройства. Переменная типа па-

мять сохраняет свое значение между двумя очередными присва-

иваниями.

- 8 -

Микрооперации всегда входят в состав микрооператоров.

МИКРООПЕРАТОР - набор взаимосвязанных микроопераций (или

одна микрооперация ), выполняемых одновременно и необходимых

для получения одного или более значений. Например:

( e,D:) = R1 + R2 + c

Фрагмент аппаратуры, реализующей этот микрооператор, мог бы

быть, например, таким:

c MUX

T 0 MUX D

1 SM

А cr 0 RG

R1 MUX А

RG0 I1

1 MUX

А e

R2 MUXI2 1

RG0

Имена всех переменных, используемых в этом микрооператоре,

означают выполнение микроопераций коммутации ( транспортиров-

ки ). Значения переменных коммутируются на входы суммматора,

а результат суммирования - в места расположения переменных.

МИКРОБЛОК - набор микрооператоров, выполняемых одновре-

менно ( в одном такте ) и синхронно. В одном микроблоке любо-

му из битов присваивается только одно значение.

Синхронность означает, что во всех микрооператорах одно-

го микроблока используется только старое значение памяти.

Например:

{ (p,A):= A + B

(C,r):= A + D }

- и в том, и в другом микрооператоре используется одно и то

же старое значение А.

В то же время в микроблоке:

{ (C,x):= A + D

(x,A)= C + B }

в первом микрооператоре используется новое значение А , а во

втором - старое значение С. Разумеется, эти два действия вы-

полняются одновременнo на двух разных сумматорах.

При реализации микроблока { A:= B ; B:= 0 } обязательна

синхронная реализация В:=0 ( хотя обычно такое действие проще

реализовать асинхронно, но это приводит к ошибке ). Другой

правильный вариант: можно выполнить В:=0 асинхронно, но в

следющем такте.

Всегда предполагается, что предикат вычисляется вместе

(в одном такте) с тем микроблоком, за которым непосредственно

следует его использование.Таким образом, здесь, также как и в

микроблоке, используется старое значение памяти, существовав-

шее перед входом в микроблок. Это связано с особенностями

взаимодействия ОА и УА. Например:

- 9 -

CT:=(0) CT:=(0)

V V

m1 CT:=3 m1 CT:=3

V V

/ \ =0 / \ =0

CT==0 CT==0

\___/ \___/

0 0

V V

m2........ m2........

CT:=CT-1 CT:=CT-1

m3........

В первом случае цикл будет выполнен 4 раза; во втором - если

в микроблоке m3 нет операций, модифицирующих СТ, - 3 ра-

за. ( Обратите внимание на начальное значение СТ!)

МИКРОКОМАНДА - набор сигналов, поступающий из УА в ОА и

интерпретируемый как управляющий,т.е. необходимый для выпол-

нения всех микроопераций одного микроблока. Сигналы, входящие

в микрокоманду, могут принимать участие в микрооперациях и в

качестве информационных.

Микрокомандой также иногда называют слово управляющей

памяти (обычно ПЗУ), являющееся частью УА. Для различения

этих понятий слово управляющей памяти будем называть МИКРО-

ИНСТРУКЦИЕЙ.

МИКРОПРОГРАММА СОДЕРЖАТЕЛЬНАЯ - алгоритм, представленный

в виде микроблоков и предикатных блоков в одной из принятых

форм, например, в виде блок-схемы или блок-текста.

МИКРОПРОГРАММА КОДИРОВАННАЯ - аппаратная форма содержа-

тельной микропрограммы в виде кодов, заполняющих управляющую

память.

_КАНОНИЧЕСКАЯ СТРУКТУРА ОПЕРАЦИОННОГО АВТОМАТА

В общем случае каноническая структура операционного ав-

томата имеет вид:

коммутация память коммутация функции

A /A A A

SYN

сигналы управления

Столь четкого разграничения операций на зоны (память, комму-

тация, функции) может и не быть. Например, такие широко ис-

пользуемые функции как сдвиги либо хорошо совмещаются с

коммутацией, либо интегрируются с регистрами хранения.Также

часто интегрируются с хранением функции инкремента и

- 10 -

декремента (счетчики обычные и реверсивные).

Особо выделим сигнал yС, управляющий доступом синхросиг-

налов в ОА. Такой вариант управления, называемый условной

синхронизацией, позволяет запретить любые изменения памяти ОА

в каком-либо такте. Причем, если рабочим является срез (зад-

ний фронт) сигнала синхронизации, то используется элемент И,

как и показано на рисунке.Если же рабочим является фронт (пе-

редний фронт) сигнала, то используется элемент ИЛИ. (Первый

перепад сигнала синхронизации в новом такте не должен быть

рабочим.)

_ОПТИМИЗАЦИЯ ОПЕРАЦИОННОГО АВТОМАТА

При проектировании вычислительного устройства основными

являются ограничения на:

1)- время вычисления;

2)- объем аппаратуры, реализующей вычисления;

3)- тип применяемых базовых функций.

ОПТИМИЗАЦИЯ АПППАРАТУРЫ ПРИ СОХРАНЕНИИ МИНИМАЛЬНОГО ВРЕМЕНИ

Алгоритм функционального типа обладает максимальным по-

тенциальным параллелизмом (в рамках данной алгоритмической

идеи), и,следовательно, его реализация в виде КС обладает

максимальным быстродействием по сравнению с любыми другими

вычислителями. Невозможность реализации вычислителя в виде КС

может быть обусловлена следующими причинами:

- слишком велик объем аппаратуры КС;

- функциональное представление и его реализация являются

статическим отображением входных объектов на выходные: это

исключает возможность работы с объектами, которые ведут се-

бя более сложно во времени; невозможно также реализовать

принципиально рекуррентные алгоритмы (см.,например,алгоритм

Евклида для нахождения НОД).

Тем не менее, если формально алгоритм функционального

типа может быть записан, то проектирование устройства надо

начинать с записи именно такого алгоритма.

Минимизация аппаратуры сложной КС с переходом на про-

цедурный вариант реализации связан с экономией числа опера-

ционных элементов, т.е. со слиянием некоторых из них в один

функциональный модуль, выполняющий эти операции по очереди.

Такое решение потребует запоминания всех переменных (входных

и выходных),связанных с выполнением этих операций. Требуется

также управление памятью, связанной с этим функциональным мо-

дулем, а также - может быть - управление самим функциональным

модулем, если он объединил существенно различные функции.

Переход к процедурной реализации и, следовательно, к

дискретизации времени неизбежно увеличит время вычисления од-

ного результата - даже при реализации структуры подобной КС.

При этом, как ни странно, может уменьшиться время следующих

друг за другом вычислений именно за счет дискретизации време-

ни и применения так называемых конвейерных вычислений - но

об этом речь пойдет в другом курсе.

Рассмотрим возможность сокращения аппаратуры без увели-

чения времени решения, достигнутого в алгоритме функциональ-

ного типа. Сопоставим схеме устройства, реализующего алгоритм

функционального типа, простую модель в виде направленного

графа. Вершины графа будут соответствовать операциям, а дуги

- переменным алгоритма. Назовем такой граф сигнальным (графом

потоков данных). Заметим, что сигнальный граф всегда будет

ациклическим.

Минимальность времени вычислений сохранится, если совме-

щать в один функциональный модуль операции, которые располо-

жены на одном и том же пути в сигнальном графе, либо на аль-

тернативных путях решения.

- 11 -

_МИНИМИЗАЦИЯ АППАРАТУРЫ

Может оказаться, что на одном пути в сигнальном графе

расположены операции, плохо или вовсе не совмещаемые друг с

другом (т.е. совмещение не дает экономии в аппаратуре функци-

онального модуля). Возможно также, что проведенная минимиза-

ция, сохраняющая минимальное время, не позволяет выполнить

ограничение на объем аппаратуры. В таком случае необходима

более глубокая минимизация,охватывающая параллельные ветви

сигнального графа. Минимизация должна быть взаимосвязанной по

всем компонентам ОА: по памяти, функциональным модулям и ком-

мутации.

В настоящее время процедуры минимизации не формализованы

и сводятся к перебору правдоподобных вариантов.

Можно предложить следующую последовательность действий:

1)- все похожие функции (операции) реализовать на одном

функциональном модуле, например, все суммирования выполнять

на одном сумматоре;

2)-скорректировать алгоритм так, чтобы в одном микроблоке не

выполнялось более одной операции на одном и том же функци-

ональном модуле;

3)- минимизировать память автомата, т.е. число запоминаемых

промежуточных переменных;

Выполнение этих этапов может привести к усложнению ком-

мутации, а значит, и к увеличению этой компоненты в аппарату-

ре ОА. Если ограничение по объему аппаратуры все еще наруше-

но, то повторить этапы 1 - 3 с другим вариантом объединения

функциональных модулей и памяти.

При реализации ОА - во избежание ошибок -необходимо бук-

вально следовать описанию алгоритма, но в то же время, при

проектировании самого алгоритма надо представлять себе реали-

зацию микроблоков. Реализация одних и тех же вычислений может

быть существенно различной по объему аппаратуры.

Например, вычисления в цикле потребуют реализации:

V A

J:=0 MUX

RG00 f

. . . A[J]

VV . . .

..... . . . B

B= f(...,A[J]) KK

. .

J:=J+1 . .

. .

K / \ =K JА

J==K

\__/

(реализация счетчика J не показанa).

- 12 -

Запишем этот фрагмент алгоритма иначе так, чтобы нужный

бит извлекался за счет сдвига в регистре D. Тогда получим:

A D

A[J]

V RG RG0 f

J:=0 .

-. B

D:=A .

VV x Dn .

..... .

S W .

B= f(...,D[0]) vv

(D,x):=(x,D)

J:=J+1

K / \ =K

J==K

\__/

Промежуточный регистр A введен для общности, если потребуется

сохранить слово А (чаще всего он и не нужен).

Другой пример: фрагмент алгоритма, реализующий регуляр-

ную запись отдельных бит слова и его реализация имеют вид:

B[0]

a T

V W

J:=0 A

DC | |

0 | |

VV .. B[K]

..... .. T

.. W

a=f(...) J A

B[J]:=a .

J:=J+1 .

K / \ =K

J==K

\__/

Слово В нельзя реализовать в виде регистра, а только в виде

отдельных триггеров.

Можно формировать слово с использованием операции сдви-

га при обязательном условии D[K..0], тогда алгоритм и его ре-

ализация имеют вид:

- 13 -

D B

J:=0 RG RG

VV Dk

..... S W

v v

a=f(...)

(D,x):=(a,D)

J:=J+1

K / \ =K

J==KB:=D

\__/

В этом случае, так же, как и в предыдущем, чаще всего не ну-

жен промежуточный регистр (В).

_УНИВЕРСАЛЬНЫЙ ОА

Использование при проектировании универсальных ОА с за-

ранее фиксированной и минимизированной структурой оправдано

тем, что такие универсальные ОА изготавливаются промышлен-

ностью в виде БИС большим тиражом и поэтому они сравнительно

дешевы. Такие универсальные ОА входят в микропроцессорные на-

боры 582, 583, 584, 588, 589, 1800, 1804 и т.д., которые на-

зываются микропрограммируемыми, секционными, разрядно-модуль-

ными.

В основе перечисленных универсальных ОА лежит следующая

структура:

SYN ACC

RGF CRG ALU

C WА C

oAA A

SYN SYN

yW YA DI YF

ALU - арифметико-логическое устройство - комбинационная

схема с небольшим, но универсальным набором арифметических и

логических операций.

RGF - регистровый файл - адресуемая память RAM со стати-

ческой синхронизацией при записи.

RGT - регистр-фиксатор со статической синхронизацией.

RGАCC - регистр-аккумулятор с динамической синхрониза-

цией.

DI,DO - входная и выходная информационные шины.

- 14 -

Р - предикатные сигналы (флажки).

YF - сигналы управления выбором функции.

YA - адрес чтения и/или записи RGF.

yW - разрешение записи в RGF.

Память сравнительно большого объема, какой является RGF,

дешевле реализовать со статической синхронизацией. Для то-

го,чтобы такая память могла работать в замкнутом информацион-

ном кольце и при этом не возникали бы гонки, добавляется еше

один промежуточный регистр RGT со статической синхрониза-

цией. Если передний фронт является рабочим для регистров уп-

равляющего автомата и RGACC, то на первой фазе синхрониза-

ции при SYN=1 информация читается из RGF; при этом RGT

прозрачен. На следующей фазе синхронизации при SYN=0 информа-

ция фиксируется в RGT, т.е. он закрыт для записи, а запись

(если она разрешена) производится в RGF. Фиксируется информа-

ция в RGF и RGACC с началом следующего такта, т.е. на пе-

реднем фронте сигнала.

_ВЗАИМОДЕЙСТВИЕ ОА и УА

Для исключения гонок при взаимодействии ОА и УА будем

проектировать УА как автомат Мура. Схема их взаимодействия

может быть представлена в виде:

CS RG CS

b c

ОА

------------------------------------

УА РА

CS RG CS

РВ

p y

Отметим, что РА(t)=f(Y(t)) зависит без сдвига от сигналов

управления,

PB(t+1)=F(Y(t)) зависит со сдвигом от сигналов

управления,

где РА и РВ - предикатные перемнные.

Продолжительность такта работы схемы определяется наибо-

лее длинными цепями между регистрами. Для данной схемы, кото-

рую будем называть последовательной схемой взаимодействия,

зададимся (так чаще всего бывает), что такой критической

цепью является цепь (CSy,CSa,CSp,RG). Поэтому длительность

такта определяется:

Т ty + ta + tp + trg,

где tj- время установления соответствующего компонента цепи.

Чтобы сократить длину этой цепи, применяют другой вари-

ант взаимодействия автоматов - конвейерный:

- 15 -

CS RG CS

b c

FF A

RG CS

ОА

------------------------------------------

УА MK

CS CS RG

РВ Y

p y

При этом варианте взаимодействия такой длинной цепи, как

в предыдущем случае, не возникает.Эта цепь разделена регис-

трами RGFF (регистр флажков) и RGMK (регистр микрокоман-

ды) на две цепи. Продолжительность такта становится меньше и

ее можно определить следующим образом:

T max( ta,(tp + ty) )+ trg ,

При конвейерном варианте взаимодействия

PA(t+1)=f(Y(t)), т.е. и эти значения стали зависить со

сдвигом от сигналов управления. Тогда фрагмент микропрограммы

mS{...;pA=f(...)}

GO(pA;mi,mj),

выполняемый в последовательной схеме за один такт, в кон-

вейерном варианте за один такт выполнен быть не может и дол-

жен быть модифицирован следующим образом:

mS{...,pA=f(...)}

mS{нет операции}

GO(pA;mi,mj)

Таким образом, время выполнения этого фрагмента не только не

уменьшилось, но даже возросло несмотря на уменьшение продол-

жительности каждого из тактов. Зато во всех остальных случа-

ях (при безусловных переходах, при переходах по значению РВ)

время выполнения микропрограммы уменьшается.

_НАЧАЛЬНАЯ ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ СИНХРОННОЙ СХЕМЫ

Пусть устройство, кроме сигнала синхронизации SYN, имеет

еще один сигнал Н, обозначающий начало и конец синхронной ра-

боты устройства. При Н=0 - нерабочее состояние - можно выпол-

нять начальную установку значений памяти устройства. Измене-

ние значения Н с 0 на 1 происходит в случайный момент времени

(асинхронно), но при этом начальный такт работы устройства

должен быть полным. Затягивание асинхронного сигнала Н в

синхронный режим происходит с помощью простейшего синхронного

автомата с диаграммой:

V 0H/CONST V 1H/SYN

0 1

1H/CONST 0H/X

У этого автомата простейшей является функция переходов, так

как диаграмма автомата совпадает с диаграммой переходов

- 16 -

D-триггера.

Схема автомата вместе с цепями условной синхронизации

выглядит следующим образом (для синхронизации по фронтам):

а)-по переднему фронту, б)- по заднему фронту:

SYN 1 CC SYN CC

/CT \CT

D D

o o

oR oR

H уст. нач. зн. H уст. нач. зн.

Такая разница в цепях условной синхронизации, как уже объяс-

нялось выше, определяется тем, что первый перепад сигнала СС

не должен быть рабочим.

Скачать архив с текстом документа