Всё сдал! - помощь студентам онлайн Всё сдал! - помощь студентам онлайн

Реальная база готовых
студенческих работ

Узнайте стоимость индивидуальной работы!

Вы нашли то, что искали?

Вы нашли то, что искали?

Да, спасибо!

0%

Нет, пока не нашел

0%

Узнайте стоимость индивидуальной работы

это быстро и бесплатно

Получите скидку

Оформите заказ сейчас и получите скидку 100 руб.!


Прикладная теория цифровых автоматов

Тип Реферат
Предмет Технология
Просмотров
1098
Размер файла
83 б
Поделиться

Ознакомительный фрагмент работы:

Прикладная теория цифровых автоматов

1. ПОБУДОВАОБ'ЄДНАНОЇГСА


1.1. ПобудоваГСА


По описахграф-схем, приведенихв завданнідо курсовоїроботи, побудуємоГСАГ15(мал. 1.1-1.5), додавшипочаткові ікінцеві вершиниі замінившикожний операторYi операторноювершиною, акожну умовуXi- умовною.


1.2. Методикаоб'єднання ГСА


У ГСАГ15 є однакові ділянки,тому побудоваавтоматів заГСАГ15приведе доневиправданих апаратурнихвитрат. Для досягненняоптимальногорезультатускористаємосяметодикоюС.І.Баранова,яка дозволяємінімізуватичисло операторнихі умовних вершин.Заздалегідьпомітимооператорнівершини в початковихГСА, керуючисьслідуючимиправилами:

1) однаковівершини Yiв різних ГСА відмічаємооднаковими міткамиAj;

2) однаковівершини Yiв межах однієїГСА відмічаєморізними міткамиAj;

3) увсіх ГСАпочатковувершину помітимояк А0, а кінцеву - якAk.

На наступному етапі кожній ГСА поставимо у відповідність набір змінних PnО{P1...Pq}, де q=]log2N[, N -кількістьГСА. Означувальноюдля ГСАГnми будемо називатикон`юнкцию Pn=p1eЩ...Щpqn еО{0,1}, причому p0=щр, p1=р.Об'єднанаГСАповинназадовольнятислідуючимвимогам:

1) якщоМКAiвходить хочаб в однучасткову ГСА,то вона входитьі в об'єднануГСАГ0,причому тількиодинраз;

2) припідстановцінабору значень(е1...en),на якому Pq=1ГСА Г0перетворюєтьсяв ГСА, рівносильнучастковій ГСАГq.

Приоб'єднанні ГСАвиконаємослідуючіетапи:

-сформуємочасткові МСА М1- М5,що відповідніГСА Г1- Г5;

- сформуємооб'єднануМСАМ0;

- сформуємосистеми дужковихформул переходу ГСАГ0;

- сформуємооб'єднануГСАГ0.


1.3. Об'єднаннячасткових ГСА

ЧастковіМСАМ15побудуємопо ГСАГ15(мал.1.1) відповідно.Рядки МСАвідмітимовсіма міткамиAi,що входять доГСА,крімкінцевої Ak.


ПОЧАТОК A0



1

0 X1 1


2

A1

3

0

4 X2 A2 1

5


A3


6


A4


7


A5



8


A6


9


A7

10



A8


КіНЕЦь Ak


Мал.1.1.Часткова граф-схемаалгоритму Г1



ПОЧАТОК A0



1


A1


2

A7


0 3 1

X3


4 5

A9 A6


6 7


A10 A12


8 9


A3 A22


10


A11



КіНЕЦЬAk


Мал.1.2.Часткова граф-схемаалгоритму Г2



ПОЧАТОК A0



1


A11




0 2 1

X1


3 4


A15 A16



6

5 1

X3 A12

0


7 8



A6 A13





КіНЕЦЬ Аk



Мал.1.3.Часткова граф-схемаалгоритму Г3


ПОЧАТОК A0


1

0 1

X1

2


A13



3


A9



4


A8




5

1 X2

6 0

A17



7


A6




8


A2


9


A18




КіНЕЦЬ Ak


Мал.1.4.Часткова граф-схемаалгоритму Г4


ПОЧАТОК A0

1


A1



2


A6


3


A19



4

0 1

X1


5

0X2

1

6


A20



7


A17



8


A2



9


A21




КіНЕЦЬ Ak



Мал.1.5.Часткова граф-схемаалгортиму Г5

СтовпціМСАвідмітимовсіма міткамиA,що входять доГСА,крімпочатковоїA0.На перетинірядка Aiі стовпця Ajзапишемоформулу переходуfijвід оператораAiдо оператораAj.Ця функціядорівнює 1 длябезумовногопереходу абокон`юнкціїлогічних умов,відповіднихвиходам умовнихвершин, черезякі проходитьшлях звершини з міткоюAiу вершину зміткою Aj.

За методикоюоб'єднаннязакодуємо МСАтаким чином:

Таблиця1.1

КодуванняМСА

МСА

P1P2P3

М1

0 0 0 (щp1щp2щp3)

М2

0 0 1 (щp1щp2p3)

М3

0 1 0 (щp1p2щp3)

М4

0 1 1 (щp1p2p3)

М5

1 0 0 (p1щp2щp3)


ЧастковіМСА М15наведені в табл.1.2-1.6


Таблиця1.2

ЧастковаМСА М1



A1

A2

A3

A4

A5

A6

A7

A8

Ak

A0

щx1

щx1щx2

x1x2







A1


1






A2






1


A3




1




A4





1



A5






1


A6







1

A7








1

A8









1

Таблиця1.3

ЧастковаМСА М2



A1

A3

A6

A7

A9

A10

A11

A12

A22

Ak

A0

1








A1




1





A3







1


A6








1

A7



x3


щx3






A9






1



A10


1







A11










1

A12









1

A22










1

Таблиця1.4

ЧастковаМСА М3



A6

A12

A13

A14

A15

A16

Ak

A0




1


A6







1

A12



1



A13







1

A14





щx1

x1


A15

x3






щx3

A16


1





Таблиця1.5

ЧастковаМСА М4



A2

A6

A8

A9

A13

A17

A18

Ak

A0



щx1


x1




A2







1

A6

1






A8






x2


щx2

A9



1




A13




1



A17


1





A18








1


Таблиця1.6

ЧастковаМСА М5



A1

A2

A6

A17

A19

A20

A21

Ak

A0

1






A1



1




A2







1

A6





1


A17


1





A19


x1щx2




x1x2

щx1


A20




1



A21








1

На наступномуетапі побудуємооб'єднану МСАМ0,в якій рядки відміченівсіма міткамиАi,крімАk,а стовпці - всіма,крімА0.На перетинірядка Аiі стовпця Аjзапишемоформулу переходу,яка формуєтьсятаким чином:Fij=P1fij1+...+Pnfijn (n=1...N). Де fijn-формулапереходу звершини Аiу вершину Аjдля n-ої ГСА.Наприклад,формула переходуА0®А1 буде мати виглядF0,1=щx1щp1щp2щp3+щp1щp2p3++p1щp2щp3.У результатіми отримаємооб'єднануМСАМ0(табл.1.7). Ми маємоможливістьмінімізуватиформули переходутаким чином:розглядаючиГСА Г0 як ГСАГn, ми підставляємопевний набірPn=1,прицьому змінніp1..pqне змінюютьсвоїх значеньпід час проходупо ГСА.Таким чином,якщоу вершину Аiперехід завждиздійснюєтьсяпринезмінномузначенні pq,то це значенняpqв рядку Аiзамінимо на“1", а його інверсіюна “0". Наприклад,у вершину А3перехід здійснюєтьсяпринезмінномузначенні щp1і щp2,отже в рядку А3щp1і щp2замінимо на“1", а p1і p2на “0". У результатіотримаємоформули F3,4=щp3, F3,11=p3.Керуючисьвищенаведенимметодом, отримаємомінімізовануМСАМ0 (табл.1.8).

По таблиціскладемо формулипереходу дляоб'єднаноїГСАГ0.Формулою переходубудемо називатислідуючевираження:Ai®Fi,1А1+..+Fi,kАk, деFi,j-відповіднаформула переходузмінімізованоїМСА.У нашому випадкуотримаємослідуючусистему формул:


A0®щx1щp1щp2щp3A1+щp1щp2p3A1+p1щp2щp3A1+x1щx2щp1щp2щp3A2+x1x2щp1щp2щp3A3+

+щx1щp1p2pA8+x1щp1p2p3A13+щp1p2щp3A14


A1®щp1щp3A+p1щp3A6+щp1p3A7


A2®щp1щp2щp3A6+щp1p2p3A18+p1щp2p3A21


A3®щp3A4+p3A11


A4®A5


A5®А6


Таблиця1.7

Об`єднана МСАМo




A1



A2


A3


A4


A5


A6


A7


A8


A9


A10


A11


A12


A13


A14


A15


A16


A17


A18


A19


A20


A21


A22


Ak


A0

__ _ _

x1p1p2p3+

__

+p1p2p3+

__

+p1p2p3


__ _ _

x1x2p1p2p3

__ _

x1x2p1p2p3





__

x1p1p2p3





_

x1p1p2p3

_ _

p1p2p3











A1


__ _

p1p2p3




__

p1p2p3

__

p1p2p3


















A2






__ _

p1p2p3












_

p1p2p3



__

p1p2p3




A3




__ _

p1p2p3







__

p1p2p3














A4





__ _

p1p2p3




















A5






__ _

p1p2p3



















A6


_

p1p2p3





__ _

p1p2p3





__

p1p2p3







__

p1p2p3




_ _

p1p2p3


A7






__

x3p1p2p3


__ _

p1p2p3

__ _

x3p1p2p3
















A8

















_

x2p1p2p3






__ _

p1p2p3+

__

+x2p1p2p3


A9








_

p1p2p3


__

p1p2p3















A10



__

p1p2p3






















A11























__

p1p2p3


A12













_ _

p1p2p3









__

p1p2p3



A13









_

p1p2p3














_ _

p1p2p3


A14















__ _

x1p1p2p3

_ _

x1p1p2p3









A15






_ _

x3p1p2p3

















__ _

x3p1p2p3


A16












_ _

p1p2p3













A17


__

p1p2p3




_

p1p2p3



















A18























_

p1p2p3


A19


_ _ _

x1x2p1p2p3


















__

x1x2p1p2p3

_ _ _

x1p1p2p3




A20

















__

p1p2p3








A21























__

p1p2p3


A22























__

p1p2p3


Таблиця1.8

Об`єднанамінімізованаМСА Мo




A1



A2


A3


A4


A5


A6


A7


A8


A9


A10


A11


A12


A13


A14


A15


A16


A17


A18


A19


A20


A21


A22


Ak


A0

__ _ _

x1p1p2p3+

__

+p1p2p3+

__

+p1p2p3


__ _ _

x1x2p1p2p3

__ _

x1x2p1p2p3





__

x1p1p2p3





_

x1p1p2p3

_ _

p1p2p3











A1


__

p1p3




_

p1p3

_

p1p3


















A2






__ _

p1p2p3












_

p1p2p3



__

p1p2p3




A3




_

p3








p3














A4






1




















A5







1



















A6


_

p1p2p3





__ _

p1p2p3





__

p1p2p3







__

p1p2p3




_ _

p1p2p3


A7







x3p3


_

p3

_

x3p3
















A8


















x2p2p3






__

p2p3+

_

+x2p2p3


A9









p2


_

p2















A10




1






















A11
























1


A12













_

p2p3









_

p2p3



A13










p3














_

p3


A14















_

x1


x1









A15







x3

















_

x3


A16













1













A17


__

p1p2p3




_

p1p2p3



















A18
























1


A19


_

x1x2



















x1x2

_

x1




A20


















1








A21
























1


A22
























1



A6®щp1p2p3A2+щp1щp2щp3A7+щp1щp2p3A12­+p1щp2щp3A19+щp1p2щp3Ak


A7®x3p3A6+щp3A8+щx3p3A9


A8®x2p2p3A17+щp2щp3Ak+щx2p2p3Ak


A9®pA8+щp2A10


A10®A3


A11®Ak


A12®щp2p3A22+p2щp3A13


A13®p3A9+щp3Ak


A14­®щx1A15+x1A16


A15®x3A6+щx3Ak


A16®A12


A17®p1щp2щp3A+щp1p2p3A6


A18®Ak


A19®x1щx2A2+x1x2A20+щx1A21


A20­®A17


A21®Ak


A22®Ak


Припобудовісистеми дужковихформул переходунеобхідно кожнуформулу привестидо виглядуАx1щx1, де А і В -деяківирази, а x1і щx1-логічніумови переходу.Формули переходудля вершин А345910111314151618202122вже є елементарними(розкладеними),а в інших є виразивиду Аn®xj(А)+щxjpi(В).Тут piвідповідаєчекаючій вершині(мал.1.6). Подібнихвершин в об'єднанійГСАбути не повинно.Для їх усуненняскористаємосяслідуючимправилом: додаваннявиразу[PqАn]не змінитьформулу, якщонабір Pqне використовуєтьсядля кодуванняГСАабо вершинаАn відсутня в ГСАз кодом Pq.Таким чином,додаючи допоміжнінабори, ми отримаємоможливістьза допомогоюелементарнихперетвореньзвести формулидо необхідноговигляду.Наприклад,формулаA8®x2p2p3A17+щp2щp3Ak+щx2p2p3Aспрощуєтьсятаким чином A8=p3(x2p2A17+щx2p2Ak)+щp3щp2Ak=p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak=



1 Xj 0


Pi 0


1


Мал.1.6 Приклад чекаючоївершини Pi


=[щp3p2(x2A17+щx2Ak)]+p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak+[p3щp2Ak]=щp2Ak+p2(x2A17+щx2Ak).Тут вершинаА8 незустрічаєтьсяу ГСА ,в кодахяких присутнікомбінаціїщp3p2 і p3щp2.Нижче наведенорозклад усіхнеелементарнихформул переходу.


A0=p1(щp2щp3A1)+щp1(щx1щp2щp3A1+щp2p3A1+x1щx2щp2щpA2+x1x2щp2щp3A+

+щx1p2p3A8+x1p2p3A13+p2щp3A14)=p1(щp2щp3A1)+[p1щp2щp3A1]+

+щp1(p2(щx1p3A8+x1p3A13+щp3A14)+щp2(щx1щp3A1+p3A1+x1щx2щp3A2+

+x1x2щp3A))=p1(щp2A1)+[p1p2A1]+щp1(p2(p3(щx1A8+x1A13)+щp3A14)+

+щp2(щp3(щx1A1+x1x2A3+x1щx2A2­)+p3A1))=p1A1+щp1(p2(p3(щx1A8+

+x1A13)+щp3A14)+щp2(щp3(щx1A1+x1(x2A3+щx2A2))+p3A))


A1=щp(p3A7+щp3A2)+p1щp3A6+[p1p3A6]=щp(p3A7+щp3A2)+p1A6


A2=p1(щp2p3A21)+щp1(щp2щp3A6+p2p3A18)=p1(щp2p3A21)+[p1щp2p3A21]+

+щp(щp2щp3A6+[p2щp3A6]+p2­p3A18+[p3щp2A18])=p1(щp2A21)+щp1(щp3A6+

+p3A18)=p1(щp2A21)+[p1p2A21]+щp1(щp3A6+p3A18)=p1A21+щp1(щp3A6+

+p3A18)


A6=p1(щp2щp3A19)+[p1щp2p3A19]+щp1(p2p3A2+щp2щp3A7+щp2p3A12+p2щp3Ak)=

=p1щp2A19+[p1p2A19]+щp1(p2(p3A2+щp3Ak)+щp2(щp3A7+p3A12­))=p1A19+

+щp1(p2(p3A2+щp3Ak­)+щp2(щp3A7+p3A12))


A7=p3(x3A6+щx3A9)+щp3A8


A8=p3(x2p2A17+щx2p2Ak)+щp3щp2Ak=p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak=

=[щp3p2(x2A17+щx2Ak)]+p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak+[p3щp2Ak]=щp2Ak+

+p2(x2A17+щx2Ak)


A12=щp2p3A22+p2щp3A13+[p2p3A22]+[щp2щp3A13]=p3A22+щp3A13


A17=p1щp2щp3A2+[p1щp2p3A2]+щp1p2p3A6+[щp1щp2p3A]=p1щp2A2+[p1p2A2]+

+щp1p3A6+[щp1щp3A6]=p1A2+щp1A6­


A19=x1(щx2A2+x2A20)+щx1A21


Об'єднануГСАГ0(мал.1.7) побудуємовідповіднодо формул переходу,замінюючи кожнуміткуАiвідповідноюоператорноювершиною Yt,а кожний вираз Xiі Pjвідповіднимиумовними вершинами.


30


2.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗПРИМУСОВОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД.


2.1. Принципроботиавтомата.

Припримусовійадресаціїадреса наступноїмікрокомандизадається вполі поточноїмікрокоманди. Формат МКв такому випадкуслідуючий(мал. 2.1.).



1 Y m 1 X l 1 A0 k 1 A1 k


Мал. 2.1Формат командиавтомата з ПА.


Тут уполі Y міститьсякод, що задаєнабір мікрооперацій,у полі X-код логічноїумови, що перевіряється, у полях A0і A1-адреси переходупри невиконаннілогічної умови,що перевіряєтьсяабо безумовномупереході і приістинностілогічної умовивідповідно.Розрядністьполів визначаєтьсятаким чином:

m=]log2T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА, в нашомувипадку Т=17, m=5

l=]log2(L+1)[ L-число логічнихумов у ГСА, внашому випадкуL=6, l=3

k=]log2Q[ Q -кількістьмікрокоманд.

Структурнасхема автоматаприведена намал. 2.2. Автоматфункціонуєтаким чином. Схема запускускладаєтьсяз RS -тригера ісхеми “&", якаблокує надходженнясинхроімпульсівна РАМК і РМК. За сигналом“Пуск" тригервстановлюєтьсяв одиницю івідбуваєтьсязапис мікрокоманддо регістру.Поле Y надходитьна схему формуванняМО і перетворюєтьсяв деякий набірмікрооперацій.Поле X надходитьдо схеми формуванняадреси, яка формує сигналZ2,якщо перехідбезумовний(X=0) або ЛУ , щоперевіряється,дорівнює 0, абосигнал Z1 у випадку істинностіЛУ. За сигналомZ1(Z2)до адресноговходу ПЗП надходитьзначення поляA1(A0).За сигналу y0тригер встановлюєтьсяв нуль і автоматзупиняє своюроботу. За сигналом"Пуск" до РАМКзаноситьсяадреса початковоїМК (А=0).


2.2. ПеретворенняпочатковоїГСА.


Перетвореннябуде полягатив тому, що у всіоператорнівершини, пов'язаніз кінцевою,вводитьсясигнал y0,а між всімаумовними вершинами,які пов'язаніз кінцевою,вводитьсяоператорнавершина, щомістить сигналy0.Причому, цявершина будезагальною длявсіх умовних. З урахуваннямвищесказаногоотримаємоперетворенуГСА (мал. 2.3). УперетворенійГСА ми зберігаємопозначенняYi,але при цьомупам'ятаємо, щокожна мікрокомандаYi



РАМК

Z1 Z2

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A0A1 СФМО Z10 .... yi СФА доОА Z2


Мал.2.2.Структурнасхема автоматаз ПА


розбиваєтьсяна мікроопераціїyi..yjзгідно з табл.2.1.


Таблиця2.1.


РозподілМОпо мікрокомандам.


МК

Мікрооперації

МК

Мікрооперації

Y1

y1y2y9y10

Y12

y5y6y12y17y19

Y2

y1y5y12y19

Y13

y4y6y20y21

Y3

y1y6y11y20

Y14

y3y11y17y18y22

Y5

y3y4y13y30

Y15

y4y5y6y18y19y23

Y7

y2y6y7y16

Y16

y12y14y16y24

Y8

y5y13y15y29

Y17

y2y13y25

Y9

y6y17

Y18

y5

Y10

y3y4y5y18y19

Y20

y3y27y28

Y11

y7y8y17y20



2.3.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.


Першийетап - виділеннямікрокомандзаданого формату.В автоматі зПА в одномутакті можутьвиконуватисяМО і перевірятисялогічна умова.Тому мікрокомандавідповідаєпарі ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА. Виходячиз цього, отримаємо,що можливимиє пари: ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНАВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙПЕРЕХІД, ПОРОЖНЯОПЕРАТОРНА- УМОВНА ВЕРШИНА.При цьому потрібновраховувати,що при виборіпари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА недопустимперехід ззовнів точку міжоператорноюі умовною вершинами,крім ситуації,коли умовнавершина входитьдо складу іншоїмікрокоманди.У результатіми отримаємослідуюче разбиттяна мікрокоманди(мал. 2.3.). Ми отримали38 допустимихМК. Закодуємоїх в природномупорядку, привласнившипочатковійМК нульовуадресу (табл.2.2). Для цього необхідноq=]log2N[ розрядів, деN- кількість МКзаданого формату.У нашому випадкуN=38, q=6.


Таблиця2.2

КодуванняМК


МК

А1А2А3А4А5А6

О1

0 0 0 0 0 0

О2

0 0 0 0 0 1

......

........................

О38

1 0 0 1 0 1



Аналогічнимчиномзакодуємооператори Yi, надавшинульовий кодпорожньомуоператорномуполю (табл. 2.3).



Таблиця2.3

КодуванняY

Yi

T2T3T4T5T6

Ж

00000

Y1

00001

Y2

00010

Y3

00011

Y5

00100

Y7

00101

Y8

00110

Y9

00111

Y10

01000

Y11

01001

Y12

01010

Y13

01011

Y14

01100

Y15

01101

Y16

01110

Y17

01111

Y18

10000

Y20

10001


Таблиця2.5


Вмісткеруючоїпам`яті.

AFYFX

FA0

FA1

Оп.

A1A2A3A4A5A6

T1T2T3T4T5T6

T7T8T9

T10T11T12T13T14T15

T16T17T18T19T20T21

1000000000000100000001001100
2000001000000101000010011001
3000010000000110000011001100
4000011000000001001100000100
5000100000000010001001000101
6000101000110110000111000110
7000110101100000000000000000
8000111000111000001000000000
9001000001001000001110000000
10001001001000100001010011000
11001010000000110001110001011
12001011100111000000000000000
13001100000001100001101001110
14001101000000110001001010010
15001110000100100001111010111
16001111000000101010001010000
17010000000000110010100010101
18010001000000110010010011110
19010010000110110011111010011
20010011000000011100011001110
21010100100000000000000000000
22010101000000010001001010110
23010110000001000100101000000
24010111001010001011000010101
25011000101010000000000000000
26011001000000110011011011010
27011010000000001011111100001
28011011001101001011100011101
29011100001110011010100001110
30011101000101000011110000000
31011110001111010100001100000
32011111000111101010100100010
33100000100011000000000000000
34100001010000110010100100011
35100010000000010010100100101
36100011000001101100100011111
37100100001011000000101000000
38100101010001100001110001001


2.4. Синтезсхеми автомата.


СхемаСФАявляє собоюмультиплексор,який в залежностівід коду логічноїумови, що перевіряється,передає навихід Z1значення відповідноїЛУ.Прицьому сигналZ2завжди є інверсієюсигналу Z1. Таким чином, отримаємослідуючівирази для Z1 і Z­2:

Z1=X1щT7щT8T9+X2щT7T8щT9+X3щT7T8T9+P1T7щT8щT9+P2T7щT8T9+P3T7T8щT9

Z2=щZ1


або, звівшидо заданогобазису (4 АБО-НІ),отримаємо

Z1=щщ(щщ(A+B+C+D)+E+F),де


A=щщ(X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T7+T8+щT9)

B=щщ(X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T7+щT8+T9)

C=щщ(X3щT7T8T9)=щ(щX3+T7+щT8+щT9)

D=щщ(P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT7+T8+T9)

E=щщ(P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT7+T8+щT9)

F=щщ(P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT7+щT8+T9)

Інформація,що надходитьна адреснівходи ПЗПформуєтьсятаким чином:Ai=A0iZ1+A1iZ2або, приводячидо заданогобазису, отримуємоAi=щщ(щ(щA0i+щZ1)+щ(щA1i+щZ2)).

Синтезуємотепер схемудешифратора,що формує сигналимікроопераційyi.Поява одиниці,відповідноїкожному Y, відбуваєтьсяприпояві на входідешифраторакоду даногоY, тобтоYi=T2eЩT3eЩT4еЩT5еЩT6е,де еО{0,1}T0=щT,T1=T.Або приводячидо заданогобазису, отримаємо: Yi=щ(щщ(T2щe+T3щe+T4ще+T5ще)+T6ще).Таким чином,схема, що формуєсигнал Y зп`ятирозрядногокоду виглядаєтаким чином(мал.2.4)

T6щe

1 1 1 Yi

T2щe


Мал.2.4. Схема формуваннясигналу Yi.


Враховуючи,що розряд T2рівний “1" приформуваннітільки двохсигналів Y18і Y20,то схему(мал.2.4) будемо використовуватидля формуванняY1,Y20,для яких співпадаютьмолодші чотирирозряди та дляY18,для якого молодшічотири розрядиспівпадаютьз кодом порожньоїоператорноївершини. А длявсіх інших Yсхему можнаспростити(мал.2.5.).


T6щe

1 Yi

T3щe


Мал.2.5.Спрощена схемаформуваннясигналу Yi.

Згідноз наведенимисхемами запишемоформули длявсіх Yi.


Y1=щ(щщ(T2+T3+T4+T5)+щT6)

Y2=щ(T3+T4+щT5+T6)

Y3=щ(T3+T4+щT5+щT6)

Y5=щ(T3+щT4+T5+T6)

Y7=щ(T3+щT4+T5+щT6)

Y8=щ(T3+щT4+щT5+T6)

Y9=щ(T3+щT4+щT5+щT6)

Y10=щ(щT3+T4+T5+T6)


Сигналимікроопераційyjотримаємо,об'єднуючи по“або" виходи відповідніоператорамYi,в яких зустрічаєтьсяМОyj.Прицьому будемокористуватисятаблицею


Таблиця2.5.


Розподіл МО за мікро-

командами


МО

номериМК

y1

1,2,3

y2

1,7,17

y3

5,10,14,20

y4

5,10,13,15

y5

2,8,10,12,15,18

y6

3,7,9,12,13,15

y7

7,11

y8

11

y9

1

y10

1

y11

3,14

y12

2,12,16

y13

5,8,17

y14

16

y15

8

y16

7,16

y17

9,11,12,14

y18

10,14,15

y19

2,10,12,15

y20

3,11,13

y21

13

y22

14

y23

15

y24

16

y25

17

y27

20

y28

20

y29

8

y30

5


На наступномуетапі синтезуємосхеми РАМКі РМК,використовуючищRщSтригери.Скористаємосякласичнимметодом синтезурегістріві заповнимослідуючутаблицю (табл.2.6.).


Таблиця2.6.


СинтезРАМК та РМК


С

Ai

Qt

Qt+1

Ct

щR

щS

0

0

0

0

0

*

*

0

0

1

1

0

*

*

0

1

0

0

0

*

*

0

1

1

1

0

*

*

1

0

0

0

1

*

1

1

0

1

0

1

0

1

1

1

0

1

1

1

0

1

1

1

1

1

1

*


У результатіотримаємослідуючу схемудля базовогоелементу РАМКта РМК (мал.2.6).

Ai

1S TTQ

СІC

R

“Reset”R щQ

Мал.2.6. Базовий елементрегістра.


СхемаРАМКмістить6 таких елементів,а схема РМК- 21. Припобудовісхеми сигналищT1..щT21будемо зніматиз інверснихвиходів елементіврегістрів.Кількістьмікросхем ПЗПвизначимо заформулою:NПЗП­=]R/3[, де R - розрядністьмікрокомандиR=21, NПЗП=7.Для зберіганнямікропрограмидосить однієїлінійки ПЗП,оскільки QПЗП=8,тобто однамікросхемарозрахованана зберігання256 трьохбітовихкомбінацій,а в нашому випадкупотрібно тільки38. Припобудовісхеми будемозаписуватив РАМКінверсію адреси,а до ПЗПбудемо подаватиадресу з інверснихвиходів елементіврегістра,таким чином,ми заощадимо6 елементів-інверторіву СФА. З врахуваннямвищесказаногопобудуємосхему автоматаз примусовоюадресацієюмікрокоманд(мал.2.7).




41


3.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗПРИРОДНОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД


3.1. Принципроботи автомата.


Приприроднійадресаціїмикрокомандіснує три форматаМК (мал. 3.1.).


П 1 FY mОМК


П 1FX l 1 FA rУМК1 П 1 Жl 1 FA r УМК2


Мал.3.1.Формати мікрокомандавтомата зприродноюадресацією..


Тут форматОМК відповідаєоператорнійвершині, УМК1-умовній,а УМК2-вершинібезумовногопереходу. Приподачі сигналу“пуск" лічильникЛАМК обнуляється,і за сигналомСІ відбуваєтьсязапис МК дорегістра. СФМО формує відповідніМО при П=1 абовидає на всіхвиходах нуліпри П=0. СФА взалежностівід П і вміступоля FX, формуєсигнали Z1і Z2.Сигнал Z1дозволяє проходженнясинхроімпульсівна лічильнийвхід ЛАМК, а Z2дозволяє записдо лічильникаадреси наступноїМК з приходом синхроімпульсу.

Визначиморозрядністьполів. l=]log2(L+1)[,де L-число умовнихвершин. L=6, l=3

m=]log2T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА, в нашомувипадку Т=17, m=5

r=]log2Q[, Q - кількістьмікрокоманд.


3.2.ПеретворенняпочатковоїГСА.


Перетвореннябуде полягатив тому, що довсіх операторнихвершин, пов'язанихз кінцевою,вводитьсясигнал y0,а між всімаумовними вершинами,які пов'язаніз кінцевою,вводитьсяоператорнавершина, щомістить сигналy0.Крім цього, вГСА вводятьсяспеціальнівершини безумовногопереходу X0,відповідніформату УМК2.Введення такихвершин необхіднедля виключенняконфліктівадресаціїмікрокоманд.У автоматі з природноюадресацією(рис3.2.) приістинності(помилковість)логічної умовиперехід здійснюєтьсядо вершини задресою наодиницю великим,а при (помилковість)істинностіЛУ перехідвідбуваєтьсяза адресою,записаною вполі FA. У нашомувипадку будемододавати одиницю при істинностіЛУ або при переходіз операторнойвершини. Якщов одній точцісходитьсядекілька переходівпо “1" або зоператорноївершини, то всівершини з якихздійснювавсяперехід, повиннібули б матиоднакову (наодиницю меншу) адресу, ніжнаступна команда.Але це неможливо.



Z1 +1

сі Z2 А ЛАМК



“Пуск”

1 ПЗП


РМК


FY П FX FA

СФМО

СФА Z1

y0.....yiкОА

Z2


Мал.3.2.Структурнасхема автоматаз природноюадресацією.


Для виключенняподібних ситуаційвводять спеціальнувершину безумовногоперходу (мал.3.3). Дані вершинидодаємо такимчином, щоб водній точцісходиласябудь-яка кількістьпереходів по“0" і тількиодин по “1" абоз операторноївершини. Зврахуваннямвказаних перетвореньотримаємоперетворенуГСА (мал. 3.4).


X0 0

1


Мал. 3.3.Вершина безумовногопереходу.


3.3.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.


На перетворенійГСА виділимомікрокомандиформатів ОМК,УМК1, УМК2. У результатіотримаємо 63МК. Виконаємоїх адресацію.Для цього запишемовсі природніпослідовностікоманд (ланцюжкивершин, перехідміж якимиздійснюєтьсяпо “1" або черезоператорнувершину). Урезультатіотримаємо:


a1=[O1,O5]

a2=[O2,O6,O7,O36,O48,O51,O55,O34,O47,O49,O56,O59,O12,O16,O45]

a3=[O3,O9,O13 ,O18]

a4=[O4,O10,O11]

a5=[O8,O14,O20,O30,O32,O35]

a6=[O60,O15,O21,O22]

a7=[O17,O52,O57,O61,O62]

a8=[O19,O28,O29]

a9=[O23,O25,O27,O31,O37,O44,O43,O53,O54]

a10=[O24,O26]

a11=[O33]

a12=[O38,O41,O42]

a13=[O39,O40]

a14=[O46]

a15=[O50]

a16=[O58]

a17=[O63]­


Перерахуємов таблиці адресації(табл. 3.1) підрядвсі послідовностіa1-a17і закодуємоїх R-розряднимкодом. R=]log2N[,N-кількістьмікрокоманд(N=63, R=6). Закодуємотакож операториYi,поставившиїм у відповідністьп`ятирозряднийкод. Будемовикористовуватите ж кодування,що і в автоматіз ПА.(табл. 2.3., 2.4). Утаблиці 3.2 відобразимовміст керуючоїпам'яті, заповнившиполя FX, FY, FA.


Таблиця3.1. Таблиця3.1.

(продовження)

Адресація МК.


мк

А1А2А3А4А5А6

O1

000000

O5

000001

O2

000010

O6

000011

O7

000100

O36

000101

O48

000110

O51

000111

O55

001000

O34

001001

O47

001010

O49

001011

O56

001100

O59

001101

O12

001110

O16

001111

O45

010000

O3

010001

O9

010010

O13

010011

O18

010100

O4

010101

O10

010110

O11

010111

O8

011000

O14

011001

O20

011010

O30

011011

O32

011100

O35

011101

O60

011110

O15

011111

O21

100000

O22

100001

O17

100010

O52

100011

O57

100100

O61

100101

O62

100110

Таблиця 3.2.

Вміст керуючоїпам`яті автоматаз природноюадресацією.


МК

Адреса

П


FY

Формулапереходу




FX

FA



А1А2А3А4А5А6

T1

T2T3T4

T5T6T7T8T9T10


O1

0000001100000010

O1®щP1O2+P1O5

O5

0000011000010010

O5®O9

O2

0000101101010001

O2®щP2O+P2O6

O6

0000111110011000

O6®щP3O8+P3O7

O7

0001001001001001

O7®щX1O34+X1O36

O36

0001010010000000

O36®O48

O48

0001101110111110

O48®щP3O63+P3O51

O51

0001110000010000

O51®O55

O55

0010001101011110

O55®щP2O60+P2O34

O34

0010010000111000

O34®O47

O47

0010101101111011

O47®щP2O46+P2O49

O49

0010111010111100

O49®щX2O50+X2O56

O56

0011000010001000

O56®O59

O59

0011011100101100

O59®щP1O27+P1O12

O12

0011100001000000

O12®O16

O16

0011111100110011

O16®щP1O24+P1O45

O45

0100000101010000

O45®K

O3

0100011110010101

O3®щP3O4+P3O9

O9

0100100000001000

O9®O13

O13

0100111100100010

O13®щP1O17+P1O18

O18

0101001000101100

O18®щO27

O4

0101011001010010

O4®щX1O9+X1O10

O10

0101101010001110

O10®щX2O12+X2O11

O11

0101111000011111

O11®O15

O8

0110000001101000

O8®O14

O14

0110011001100111

O14®щX1O19+X1O20

O20

0110100000101000

O20®O30

O30

0110110001111000

O30®O32

O32

0111001110000101

O32®щP3O36+P3O35

O35

0111010100011000

O35®K

O60

0111100001011000

O60®щO15

O15

0111110000110000

O15®O21

O21

1000001110101010

O21®щP3O23+P3O22

O22

1000010101100000

O22®K

O17

1000101110001110

O17®щP3O12+P3O52

O52

1000110000110000

O52®O57

O57

1001001110001001

O57®щP3O34+P3O61

O61

1001011011000111

O61®щX3O51+X3O62

O62

1001101000101100

O62®O27

O19

1001110001110000

O19®O28


Таблица 3.2.

(продовження)


O28

1010001011110101

O28®щX3O33+X3O29

O29

1010011000101100

O29®O27

O23

1010100000111000

O23®O25

O25

1010110001001000

O25®O27

O27

1011000000100000

O27®O31

O31

1011011100110110

O31®щP1O38+P1O37

O37

1011100001010000

O37®O44

O44

1011111001010000

O44®щX1O45+X1O43

O43

1100001010001110

O43®щX2O12+X2O53

O53

1100010000001000

O53®O54

O54

1100101000001100

O54®O56

O24

1100111110101100

O24®щP3O27+P3O26

O26

1101000100111000

O26®K

O33

1101010100000000

O33®K

O38

1101101101111001

O38®щP2O39+P2O41

O41

1101111110111101

O41®щP3O58+P3O42

O42

1110001000001110

O42®щO12

O39

1110011110100011

O39®щP3O52+P3O40

O40

1110101000011011

O40®O30

O46

1110110100000000

O46®K

O50

1111000100000000

O50®K

O58

1111010100000000

O58®K

O63

1111100100000000

O63®K


3.4. Синтезсхеми автомата.


Синтезуємосхему, що формуєсигнал Z1.Сигнал Z1рівний 1, якщоознака П=0 абоП=1 і при цьомулогічна умова,що перевіряється,істинна. Скористаємосяформулою Z1для автоматаз ПА, яка в залежності від коду умовипередає навихід Z1значення відповідногоЛУ.


Z1=X1щT2щT3T4+X2щT2T3щT4+X3щT2T3T4+P1T2щT3щT4+P2T2щT3T4+P3T2T3щT4


З врахуваннямвищенаведенихвимог запишемоформули длясигналів Z1і Z2 в автоматі зприродноюадресацією.


Z1=щT1+T1(X1щT2щT3T4+X2щT2T3щT4+X3щT2T3T4+P1T2щT3щT4+P2T2щT3T4+P3T2T3щT4)

Z2=щZ1


Або ,звівши до заданогобазису отримаємо:


Z1=щщ(щ(щ(щщ(A+B+C+D)+E+F)+щT1)+щT1),где


A=щщ(X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T2+T3+щT4)

B=щщ(X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T2+щT3+T4)

C=щщ(X3щT7T8T9)=щ(щX3+T2+щT3+щT4)

D=щщ(P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT2+T3+T4)

E=щщ(P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT2+T3+щT4)

F=щщ(P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT2+щT3+T4)


СхемаформуванняМО подібна СФМОавтомата з ПА,але поява сигналівна виходах yiможлива тількипри П=0, тобтоколи поточнамікрокомандавідповідаєоператорнійвершині. Томусхему формуванняYiзмінимо такимчином: сигналщT1(щП)кон`юнктивнооб'єднаємо зкожним сигналомT3...T7,щT3...щT7(мал. 3.5). При цьомувідсутністьцих сигналів приведе довідсутностісигналів yi,бокомбінаціяз усіх нулівна вході дншифраторавідповідаєпорожній операторнійвершині. Винятокскладає сигналy0,для якогопередбаченийокремий розряд,тому його микон`юнктивнооб'єднаємо зсигналом щT1(щП)(мал. 3.6.)


щT3...щT7 T3..T7

1 T3...T7 1 щT3...щT7

T1 T1


Мал.3.5.Схеми підключеннящП.


щT2

1 y0

T1


Рис.3.6.Схемаформуванняy0.


Схемабазового елементуРМК аналогічнавідповіднійсхемі в автоматіз ПА(мал2.6). У якостіЛАМК будемовикористовуватилічильник, щомає слідуючуфункціональнусхему(мал. 3.7.). Вхід V відповідаєсигналу Z1,якщо він рівний1, то ЛАМК збільшуєсвій вміст на1, в протилежномувипадку, навихід передаєтьсяінформаціяз входів A1...Ai.Синтезуємолічильник зкрізним перенесенням.Для цього складемослідуючутаблицю(табл.3.3).Таблицяскладена дляодного розряду.


A1 CT

A2 A1

A3 A2

A4 A3

A5 A4

A6 A5

A6

V

C

R


Мал.3.7.Функціональнезображення

лічильника.


Таблиця.3.3

Синтезсхеми ЛАМК.


V

T

Ai

Qt

Qt+1

щR

щS

0

0

0

0

0

*

1

0

0

0

1

0

0

1

0

0

1

0

1

1

0

0

0

1

1

1

1

*

0

1

0

0

0

*

1

0

1

0

1

1

1

*

0

1

1

0

1

1

0

0

1

1

1

1

1

*

1

0

0

0

0

*

1

1

0

0

1

1

1

*

1

0

1

0

0

*

1

1

0

1

1

1

1

*

1

1

0

0

1

1

0

1

1

0

1

0

0

1

1

1

1

0

1

1

0

1

1

1

1

0

0

1


СхемаРМК містить10 базових елементів.При побудовісхеми сигналищT1...щT10будемо зніматиз інверснихвиходів елементіврегістра. Кількістьмікросхем ПЗПвизначимо заформулою: NПЗП=]R/3[, де R - розрядністьмікрокомандиR=10, NПЗП=4Для зберіганнямікропрограмидосить однієїлінійки ПЗП,оскільки QПЗП=8,тобто однамікросхемарозрахованана зберігання256 трьохбітовихкомбінацій,а в нашому випадкупотрібно тільки63. З урахуваннямвищесказаногопобудуємо схемуавтомата зприродноюадресацієюмікрокоманд(мал.3.8).




V

1 1

T0

1 1 1Q0 STT C

Ai 11 R 1 1 R

C

“Reset”




T1

Q1


щT1 T2

1 Q2


щQ1


щT2 T3


1 Q3


щQ2


........................................................................


Мал.3.8.Схема ЛАМК (усього6 елементів,сигнали V,C,”Reset”,Aiдля всіх, окрімпершого, непоказані).


48


4.СИНТЕЗАВТОМАТА ЗКОМБІНОВАНОЮАДРЕСАЦІЄЮ МІКРОКОМАНД.


4.1.Принципроботиавтомата.


Автоматз комбінованоюадресацієює комбінацієюзавтоматівз примусовоюі природноюадресацією. У даному автоматіадреса наступноїМКзадається вполі поточноїмікрокоманди,прицьому приневиконанніЛУ,що перевіряється,або прибезумовномупереході перехідздійснюєтьсяза заданоюадресою, а приістинності- за адресою наодиницю більшу,ніж поточна.Формат командиавтомата з КАнаступний(мал.4.1).



1 Y m 1 Х k 1 A l


Мал.4.1.Формат командиавтомата з КА.


Тут у поліY міститьсякод, що задаєнабір мікрооперацій,у полі X-код логічноїумови, що перевіряється, в полі А - адресапереходу приневиконаннілогічної умовиабо при безумовномупереході. Розрядністьполів визначаєтьсятаким чином:

m=]log2T[ Т- число наборівмікрооперацій,що використовуютьсяв ГСА,в нашому випадку Т=17, m=5

k=]log2­(L+1)[ L-число логічнихумов в ГСА,в нашому випадкуL=6, l=3

l=]log2Q[ Q -кількістьмікрокоманд.

Структурнасхема автоматаприведена намал. 4.2. Автоматфункціонуєтаким чином. Схема запускускладаєтьсяз RS -тригера ісхеми “&", якаблокує надходженнясинхроімпульсівна РМК. За сигналом“Пуск" тригервстановлюєтьсяв одиницю івідбуваєтьсязапис мікрокомандидо регістру.Поле Y поступаєна схему формуванняМОі перетворюєтьсяв деякий набірмікрооперацій.Поле X поступаєна схему формуванняадреси, яка формує сигналZ2,якщоперехід безумовний(X=0) або ЛУ,що перевіряється,дорівнюєнулю або сигнал Z1 у випадку істинностіЛУ.За сигналомZ2вміст поля Анадходить долічильника,аз нього - на адреснийвхід ПЗП.А за сигналомZ1на адреснийвхід такожнадходить вмістлічильникаале тепер цеадреса поточноїмікрокоманди,збільшена наодиницю. Засигналом y0тригерскидаєтьсяв нуль і автоматзупиняєсвою роботу.


4.2. ПеретворенняпочатковоїГСА.


Перетвореннябудемо виконуватидвома етапами.На першому -введемо сигналy0до вершин, пов'язанихз кінцевою,якщовершина умовна,то введемо


+1

Z1



СT

Z2

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A СФМО y­0 .... yi Z1 СФА

доОАZ2


Мал.4.2.Структурнасхема автоматаз КА.


додатковуоператорнувершину з сигналомy0.Крімтого, введемододатковівершини безумовногопереходу, виходячиз тих же міркувань,що і для автоматаз природноюадресацією.Будемо, однак,мати на увазі, що для автоматаз КАперехід зоператорноївершини прирівнюєтьсядо безумовного,тому в однійточці можесходитисябудь-яка кількістьбезумовнихпереходів абопереходів зоператорнихвершин і тількиодинпо істинностіЛУ,що перевіряється. На другомуетапі виділимомікрокомандизаданого формату,користуючисьтими ж правилами,що і для автоматаз ПА. З врахуваннямвищесказаногоотримаємоперетворенуГСА(мал. 4.3).


4.3.Формуваннявмісту керуючоїпам'яті.


Приформуваннівмісту керуючоїпам'яті скористаємосятим же кодуваннямнаборів мікроопераційі ЛУ,що і для автоматівз ПА і природноюадресацією(табл.2.3, 2.4). Для адресаціїмікрокомандвипишемо їхприродніпослідовностітак само, як ідля автоматаз природноюадресацією,враховуючи, що природнимвважаєтьсятільки перехідпо істинностіЛУ.


a1=[O1,O14]

a2=[O2,O19,O18,O46,O6,O42,O43,O44,O9,O38]

a3=[O3,O15,O17 ]

a4=[O4,O5,O7,O8]

a5=[O10]

a6=[O11,O13]

a7=[O12]

a8=[O16,O29,O30,O25,O37,O35,O36]

a9=[O20,O22]

a10=[O21,O23]

a11=[O26,O32,O33]

a12=[O27,O24,O45]

a13=[O34]

a14=[O39]

a15=[O40]

a16=[O41]

a17=[O28]­

a18=[O31]



Перерахуємов таблиці адресації(табл. 4.1) підрядвсі послідовностіa1-a18і закодуємоїх R-розряднимкодом. R=]log2N[,N-кількістьмікрокоманд(N=46,R=6). Закодуємотакож операториYi,поставившиїм у відповідністьп`ятирозряднийкод. У таблиці4.2 відобразимовміст керуючоїпам'яті, заповнившиполя FX, FY, FA.



Таблиця4.1.

АдресаціяМК.


мк

А1А2А3А4А5А6

O1

000000

O14

000001

O2

000010

O19

000011

O18

000100

O46

000101

O6

000110

O42

000111

O43

001000

O44

001001

O9

001010

O38

001011

O3

001100

O15

001101

O17

001110

O4

001111

O5

010000

O7

010001

O8

010010

O10

010011

O11

010100

O13

010101

O12

010110

O16

010111

O29

011000

O30

011001

O25

011010

O37

011011

O35

011100

O36

011101

O20

011110

O22

011111

O21

100000

O23

100001

O26

100010

O32

100011

O33

100100

O27

100101

O24

100110

O45

100111

O34

101000

O39

101001

O40

101010

O41

101011

O28

101100

O31

101101

Таблиця4.2


Вміст керуючоїпам`яті.

A

FY

FX

FA

Оп.

A1A2A3A4A5А6

T1T2T3T4T5T6

T7T8T9

T10T11T12T13T14T15

O1

000000

000000

100

000010

O14

000001

000000

000

001101

O2

000010

000000

101

001100

O19

000011

000000

110

011110

O18

000100

000000

001

000111

O46

000101

010000

110

101101

O6

000110

000010

101

101100

O42

000111

000111

101

101010

O43

001000

000000

010

101011

O44

001001

010001

100

011010

O9

001010

001000

100

010100

O38

001011

101010

000

000000

O3

001100

000000

110

001111

O15

001101

000001

100

010111

O17

001110

000000

000

011010

O4

001111

000000

001

001101

O5

010000

000000

010

001010

O7

010001

000110

110

010011

O8

010010

101100

000

000000

O10

010011

000111

000

010110

O11

010100

000000

110

011010

O13

010101

100111

000

000000

O12

010110

001001

000

011010

O16

010111

000000

110

001010

O29

011000

000110

110

000111

O30

011001

000000

011

000110

O25

011010

000100

100

100010

O37

011011

001010

001

001011

O35

011100

000000

010

001010

O36

011101

000001

000

001001

O20

011110

001101

001

100000

O22

011111

000101

000

100110

O21

100000

001110

011

101001

O23

100001

000000

000

011010

O26

100010

000000

101

100101

O32

100011

000000

110

101000

O33

100100

000000

000

001010

O27

100101

000000

110

011000

O24

100110

001111

110

000101

O45

100111

100011

000

000000

O34

101000

100000

000

000000



Таблиця 4.2.

(продовження)


O39

101001

100000

000

000000

O40

101010

100000

000

000000

O41

101011

100000

000

000000

O28

101100

001011

000

010001

O31

101101

100000

000

000000


4.4.Синтезсхеми автомата.


Присинтезі схемискористаємосявже розробленимивузлами дляавтоматів зПА і природноюадресацією.СФАавтомата з КАаналогічнаСФАавтомата зприродноюадресацією.Схеми СФМО,РМК аналогічнівідповіднимвузлам автоматаз ПА (розд.2.4), асхема ЛАМКзапозиченазавтомата зприродноюадресацією(розд.3.4). Відмінністьполягає лишев тому, що дляРМКбуде потрібно15 базових елементів.Враховуючивищесказане,побудуємосхему автоматаз комбінованоюадресацієюмікрокоманд(мал.4.4).


51


5. ПОРІВНЯЛЬНАХАРАКТЕРИСТИКААВТОМАТІВ.


5.1. Підрахунокапаратурнихвитрат.


Визначимоапаратурнівитратина кожний завтоматів.Оскільки синтезлічильникане був обов'язковим,то привизначенніапаратурнихвитратбудемо вважатийого єдиним вузлом.

1. У автоматіз примусовоюадресацієюсхема СФАмістить 28 логічних елементів, СФМО- 57 ЛЕ, вузол запускуі схема “&" - 4 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX1...щX3,щP1...щP3Такожпотрібно 27 елементівдля РАМКі РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 122. ДляпобудовиРАМКі РМКтакож будепотрібно 27 тригерів.Кількість ПЗП-7.

2. У автоматіз природноюадресацієюсхема СФАмістить 12 логічних елементів, СФМО- 68 ЛЕ, вузол скидання- 2 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX1...щX3,щP1...щP3і 10 елементівдля РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 98. Дляпобудови РМКтакож будепотрібно 10 тригерів.Кількість ПЗП-4. Схема такожміститьодинлічильник.

3. У автоматіз комбінованоюадресацієюсхема СФАмістить 10 логічних елементів, СФМО- 57 ЛЕ, вузол запускуі схема “&" - 4 ЛЕі, крімтого, необхідно6 елементів-інверторівдля отриманнясигналівщX1...щX3,щP1...щP3і 15 елементівдля РМК.Таким чином,сумарне числоЛЕдорівнює 92. Дляпобудови РМКтакож будепотрібно 15 тригерів.Кількість ПЗУ-5. Схема такожміститьодинлічильник.


Складемозведену таблицювитратна синтезованіавтомати.(табл.5.1.)


Таблиця5.1.

Апаратурнівитратидля синтезованихавтоматів.

Тип автомата

Логічніелементи

Тригери

ПЗП

Лічильники

ПА

122

27

7

0

ПрА

98

10

4

1

КА

92

15

5

1


5.2. Визначенняавтомата змінімальнимиапаратурнимивитратами.


Заповнимотаблицю, де длякожного автоматазнаком “+" відмітимомінімальнівитратина даний типелементів, азнаком “-"-немінімальні(табл. 5.2.).


Таблиця5.2.

Типавтомата

Логічніелементи

Тригери

ПЗП

Лічильники

ПА

-

-

-

+

ПрА

-

+

+

-

КА

+

-

-

-

Як виднозтаблиці 5.2., автоматз природноюадресацієювиграє по двомпараметрам:по кількостітригеріві ПЗП.

Дляпідтвердженняправильностівибору автоматазастосуємотакож оцінкуза Квайном (засумарною кількістювходів елементів).Будемо вважатикількістьвходів уЛЕ- 4, утригера- 4, уПЗП-9 і улічильника- 9. З врахуваннямвищенаведенихзначень, дляавтомата з ПАпоказник оцінкискладе - 659, дляавтомата з ПрА- 477, для автоматаз КА-482.

Як виднозприведенихоцінок, автоматз примусовоюадресацієюдалеко неоптимальний,а автомати зприродною ікомбінованоюадресацієюпо витратахпрактичнооднакові, алевсе ж автоматз ПрА має деякуперевагу передавтоматом зКА.Таким чином,результатомпроектуваннябуде схемаавтомата зприродноюадресацієюмікрокоманд.


Нет нужной работы в каталоге?

Сделайте индивидуальный заказ на нашем сервисе. Там эксперты помогают с учебой без посредников Разместите задание – сайт бесплатно отправит его исполнителя, и они предложат цены.

Цены ниже, чем в агентствах и у конкурентов

Вы работаете с экспертами напрямую. Поэтому стоимость работ приятно вас удивит

Бесплатные доработки и консультации

Исполнитель внесет нужные правки в работу по вашему требованию без доплат. Корректировки в максимально короткие сроки

Гарантируем возврат

Если работа вас не устроит – мы вернем 100% суммы заказа

Техподдержка 7 дней в неделю

Наши менеджеры всегда на связи и оперативно решат любую проблему

Строгий отбор экспертов

К работе допускаются только проверенные специалисты с высшим образованием. Проверяем диплом на оценки «хорошо» и «отлично»

1 000 +
Новых работ ежедневно
computer

Требуются доработки?
Они включены в стоимость работы

Работы выполняют эксперты в своём деле. Они ценят свою репутацию, поэтому результат выполненной работы гарантирован

avatar
Математика
Физика
История
icon
137478
рейтинг
icon
5833
работ сдано
icon
2640
отзывов
avatar
Математика
История
Экономика
icon
136849
рейтинг
icon
3041
работ сдано
icon
1326
отзывов
avatar
Химия
Экономика
Биология
icon
91898
рейтинг
icon
2003
работ сдано
icon
1258
отзывов
avatar
Высшая математика
Информатика
Геодезия
icon
62710
рейтинг
icon
1046
работ сдано
icon
598
отзывов
Отзывы студентов о нашей работе
51 380 оценок star star star star star
среднее 4.9 из 5
Военный университет МО РФ
Уважаемая Анастасия, с искренним чувством благодарю Вас и команду `vsesdal` за добросовест...
star star star star star
МОСКОВСКИЙ УНИВЕРСИТЕТ ИМЕНИ С.Ю. ВИТТЕ
Благодарю за вашу работу, с вами приятно иметь дело. Качественно и быстро, рекомендую.
star star star star star
СЗГМУ им. И.И. Мечникова
Работа была сделана досрочно! Все соответствует требованиям! Спасибо большое, Вениамин!
star star star star star

Последние размещённые задания

Ежедневно эксперты готовы работать над 1000 заданиями. Контролируйте процесс написания работы в режиме онлайн

Цена победы и цена войны советского народа против

Реферат, История

Срок сдачи к 12 мая

2 минуты назад

Оценка конкурентоспособности региона

Другое, Государственное управление конкурентоспособностью территорий

Срок сдачи к 14 апр.

6 минут назад

3 связанные между собой лабораторные

Лабораторная, Методика профессионального обучения

Срок сдачи к 20 апр.

9 минут назад

Задание 1. Составить блок-схему алгоритма и программу на языке...

Решение задач, Информатика и программирование

Срок сдачи к 18 апр.

10 минут назад

Составить презентацию опираясь на текст...

Презентация, Биология

Срок сдачи к 14 апр.

10 минут назад

Задание в файлах, сделать нужно до шести...

Решение задач, Государственное управление инвестициями и инновациями

Срок сдачи к 14 апр.

11 минут назад

Решение задач

Решение задач, Бухгалтерский учет

Срок сдачи к 16 апр.

11 минут назад
11 минут назад

Ответы на вопросы. Посмотрите вложенный файл

Контрольная, Статистика

Срок сдачи к 16 апр.

11 минут назад

Доброй ночи! Нужна курсовая

Курсовая, клиническая диагностика

Срок сдачи к 21 апр.

11 минут назад

исследование конструкции и неисправностей буксового узла...

Диплом, Электрические машины

Срок сдачи к 5 мая

11 минут назад

курсовая на тему : Теории экономической безопасности государства

Курсовая, Экономическая теория

Срок сдачи к 15 апр.

11 минут назад

Решить 2 задачи

Решение задач, Метрология, стандартизация и сертификация

Срок сдачи к 16 апр.

11 минут назад

Оценка уровня социально-экономического развития региона РФ

Другое, Государственное управление конкурентоспособностью территорий

Срок сдачи к 14 апр.

11 минут назад

Выполнить методический анализ информации согласно методичке

Лабораторная, Методика профессионального Обучения

Срок сдачи к 20 апр.

11 минут назад

Гастроэнтерит у жеребца

Курсовая, клиническая диагностика

Срок сдачи к 21 апр.

11 минут назад

Согласно обвинительному заключению Гоголев обвинялся в том

Решение задач, уголовное право

Срок сдачи к 14 апр.

11 минут назад
planes planes
Закажи индивидуальную работу за 1 минуту!

Размещенные на сайт контрольные, курсовые и иные категории работ (далее — Работы) и их содержимое предназначены исключительно для ознакомления, без целей коммерческого использования. Все права в отношении Работ и их содержимого принадлежат их законным правообладателям. Любое их использование возможно лишь с согласия законных правообладателей. Администрация сайта не несет ответственности за возможный вред и/или убытки, возникшие в связи с использованием Работ и их содержимого.

«Всё сдал!» — безопасный онлайн-сервис с проверенными экспертами

Используя «Свежую базу РГСР», вы принимаете пользовательское соглашение
и политику обработки персональных данных
Сайт работает по московскому времени:

Вход
Регистрация или
Не нашли, что искали?

Заполните форму и узнайте цену на индивидуальную работу!

Файлы (при наличии)

    это быстро и бесплатно