Файл: Баранов, С. И. Синтез микропрограммных автоматов.pdf

Скачать файл
Заказать решение

ВУЗ: Не указан

Категория: Не указан

Дисциплина: Не указана

Добавлен: 23.10.2024

Просмотров: 100

Скачиваний: 0

ВНИМАНИЕ! Если данный файл нарушает Ваши авторские права, то обязательно сообщите нам.

 

 

 

 

 

 

Таблица 7-24

 

 

Подматрица Ж[

 

 

 

У і

^ 4

 

Уь .

 

У в

 

 

W p 2х і х з

 

 

 

 

^0

Р 1 Р 2Х --4

P i P a - W e

 

P l p 2 x 7 x l x 5

Р і Р 2 х 7

Р і Р 2 Х 7Х 1Х Ъ

Р і Р 2 х 1х Зх 0

 

 

Р і Р а л'і

 

Р і Р 2 Х1Х Ь

 

 

Р \ Р 2Х \ Х 3

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

Р і Р а А"з

 

 

 

 

У 2

 

Р іР а -'-’з -'о

 

Р іР а - ѵ5

 

 

Р 1 Р 2Ч

Р і Р а А'з л’о

2Х Ъ

 

 

 

 

Р і Р

 

 

 

Р 1 Р 2Ч

 

 

 

 

 

 

Р і Р г - ѵз

 

 

 

 

Уз

 

Р і Р 2 Ѵ3-Ѵ0

 

Р 1Р 2А*5

 

 

Р і Р 2 Х Ь

Р і Р а А'з А'о

 

 

 

 

 

Р і Р 2х Ъ

 

 

 

~Р1Р 2х Ъ

 

 

 

 

 

 

Таблица 7-25

 

Таблица 7-26

 

Подматрица Ж,

 

Подматрица Ж3

 

 

У 2

 

У з

 

У з

 

 

Р і Р 2 х 2

 

Р і Р а А' і А'з

 

 

Ух

 

Р \ Р г х 2

У л

Р і Р 2 х і

Р і Р а х і х з

 

 

Р і Р 2 Х 2

 

Р і Р 2 х і

 

 

Таблица 7-27

Подматрица Ж4

Y K

У г,

х 4

1

Р і

к ,

Р і

У»

1

174

Ко = К3 - (pipoXa V Р.1Р 2З Д ; V PiPa-'V, V PiPa*5

V [Р 1Р 2В Д ; V

V Рхр2*з1) К.! V ( W

A V

 

[ріРа*з*в1) Kr>\ / (ptp.,A'rV PiP.-.vБ) К7 =

= Pai^jL V

'KiК4) V РгС^з (a'qKг, V -v'ßK4)

V x s Y 4) ;

К 1 “■{ P l P - 2 X 2 . V P l P 2

X

2

V P l p 2 X 2 V [РіР2-''2І)

K2 = XoKo,

K4 -> (PlPoA'4^3

V P

l

p

2X i V Р1 Р2И V ІРдРз^ЗІ) K3 V

К ’ у_

- < ë > r — < é > r 15

Рис. 7-18. ГСА P, полученная в результате объединения граф-

схем Г I,

Г о

и

Г

3

V ( Р і Р 2х і х з V [РіРа*4*з]) К 0 =

Л-4

{ p

2 Y

s V Ра ( * з К 0 V ^ з))'-

К6 - *4УК;

К0 -> Ук;

к , - р і Кк ѵ р і Кк= к к ;

-К8 - Ук.

Очевидно, что одинаковым подформулам в этих выражениях (они одинаково подчеркнуты) соответствуют одни и те же подграфы объе­ диненной граф-схемы.

Покажем на рассмотренном примере, что задача объединения графсхем может быть разбита на несколько более мелких независимых под­

175

задач. Для этого разобьем исходные MCA М г, М 2, М 3 (рис. 7-19) на подматрицы М ц , УИ12, М 13, М и (разбиение М х), МІ21, М 22, А/23, М 2І, (разбиение М.2), М 31, М 32, М 33, Л43і (разбиение М 3):

 

 

 

 

М и

Их

Y i

И в

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

л -іЛ '3

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

И„

Л 'і

Л' l.V;tA'(j

Ѵ іѴ зѴ 'в

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

А'З

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

Ѵ з - 'в

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

А'З-V«

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

И 3

 

'Vs

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

V 3V,i

Ѵз-'Ѵ,

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

М12

И.,

 

 

 

М 13 Y з и„

 

М и

Y K

 

 

и 7

Л о

 

 

 

И.,

ЧЧ Ѵ4Ѵ3

 

П Ч

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

И6

1

 

М , г |

И,

1

Y.i

1

 

И 7

И 8

 

М ,2

 

И.,

 

 

Vo

.V7.Vi

V7.Vx.V5

 

Ѵ7Ѵ1.Ѵ5

ѵ7

 

Их

 

ѵ2

М , л

И,<

 

 

J

 

 

И,

 

 

ѵ5

 

 

ЛЧ

1

 

 

 

 

И 7

1

 

 

 

 

!

 

М 33

 

И 3

 

 

 

 

 

 

J

1

 

1

И„

 

Из

 

 

ѵ5

 

 

ѵ'з

 

 

 

 

 

1 1

 

 

 

 

 

 

И.,

!

V.,

R

1

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

Мзі

Их

И.х

 

И7

M3,

Y,

 

Alл.) 1 Ик

 

\/

X1 V xV r,

A'x-Vr,

Их.

X»

 

У7

1

 

 

* 0

 

 

 

 

 

 

 

И,

 

 

Ч

 

V'n

M33 1 Из

 

 

 

 

 

Из

 

 

Vr,

 

V 5

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

Их

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

V.1

 

 

 

 

На множестве полученных таким образом подматриц введем отно­ шение объединимости, согласно которому две подматрицы M t и M s

объединимы (М/ О Afs), если {(At П А ) Ф 0 ) V ((В/ П Bs) Ф 0 ) = = 1, где А ( (Bt) и As (ßs) — множества исходящих (входящих) опе­

176

раторных вершин подматриц М, и Ms соответственно. Очевидно, что это отношение рефлексивно, симметрично, но не транзитивно. По­ строим граф этого отношения, вершины которого соответствуют под-

Рнс. 7-19. Разбиение MCA М г. М 2 и М3

Рис. 7-20. Граф отношения объедннимости подматриц

матрицам, причем две вершины M t и M s соединим ребром, если M t О M s (рис. 7-20). Тогда, очевидно, для нахождения множеств всех объединимых подматриц необходимо найти все компоненты связности этого графа. Матрицы, попавшие в одну компоненту, подлежат объе­ динению. В графе на рис. 7-20 четыре компоненты, -и, значит, необ­

1 Ѵ о7 З а к а з № 2225

177

ходимо решать четыре, Но Существенно более Простые задачи объеди­ нения следующих подматриц:

АІЦ> М21, AI31;

м 13, AI22. Af32;

Afi3, AI23, AfS3;

М и , AI24. АГ34.

После объединения и учета распределения сдвигов приходим, ми­

нуя объединенную MCA М , к ее подматрицам М и М 2, АІ3, М 4

(табл. 7-24 — 7-27).

Г л а в а в о с ь м а я

ДВА ПРИМЕРА СИНТЕЗА МИКРОПРОГРАММНЫХ АВТОМАТОВ

8-1. Синтез устройства управления арифметического устройства

В данном разделе рассмотрим синтез микропрограммного автомата управ­ ления арифметическим устройством (АУ) параллельного действия, в котором выполняются операции сложения, вычитания, умножения и деления над л-раз- рядными двоичными числами. Предполагается, что к началу операции операнды уже засланы в арифметическое устройство. Как и любое дискретное устройство, АУ можно представить в виде двух частей: операционного устройства и устрой­ ства управления. В операционном устройстве под действием сигналов, приходя­ щих из устройства управления, выполняются микрооперации по передаче слов

и их преобразованию. Операционная часть АУ приведена на рис.

8-1. В АУ вхо­

дят: накапливающий сумматор (См), два регистра (Рг 1 и Рг2),

счетчик тактов

(СчТ) и триггер индикации переполнения (ПП). Число X с фиксированной за­

пятой представляется правильной двоичной дробью вида X = ±

, хгх2 . . . хп,

где Xi f {0, 1), і = 1...........п. Знак ■«+» кодируется символом 0, знак «—» —

символом 1. Алгоритмы выполнения операций с очень небольшими изменениями взяты из работы [13]. ГСА операции сложения изображена на рис. 8-2. Для представления отрицательных чисел при сложении используется модифициро­

ванный обратный код, в котором отрицательное число X = —, х^.,

. . . хп имеет

вид (Х)обр = П.

• • • хп, где старший разряд целой части кода числа ис­

пользуется для представления знака, а следующий разряд целой

части — для

контроля переполнения разрядной сетки сумматора.

и Ргі. Если

Перед началом

операции слагаемые находятся на сумматоре

знак сумматора положителен (sign См = 0), то сумматор участвует в операции в прямом модифицированном коде, в противном случае (sign См = 1 ) — в об­ ратном (См: = (См)обр)- То же самое справедливо и для РгІ: если sign Рг 1 = 0, то к сумматору добавляется прямой код Рг1(См: = См + Ргі), если же sign Ргі = 1, то обратный (См: = См + (Ргі)0бр)• В зависимости от знака результата сумма получается также в прямом или обратном коде. Если sign См = 0, то на сумма­ торе результат находится в прямом коде, если же sign См = 1 — то в обратном, и для получения прямого кода суммы необходимо инвертировать значения каж­ дого разряда сумматора (См: = (См)0бр)- Если значения знакового разряда и разряда переполнения сумматора равны 01 или 10 (sign См ф См [П ]), то ре­ зультат переполняет разрядную сетку машины.

ГСА операции вычитания изображена на рис. 8-3. Алгоритм вычитания от­ личается от сложения лишь тем, что в самом начале операции инвертируется

178

Смотрите также файлы