Прикладная теория цифровых автоматов

1. ПОБУДОВАОБ'ЄДНАНОЇГСА

1.1. ПобудоваГСА

По описахграф-схем, приведенихв завданнідо курсовоїроботи, побудуємоГСАГ₁-Г₅(мал. 1.1-1.5), додавшипочаткові ікінцеві вершиниі замінившикожний операторYi операторноювершиною, акожну умовуX_i- умовною.

1.2. Методикаоб'єднання ГСА

У ГСАГ₁-Г₅ є однакові ділянки,тому побудоваавтоматів заГСАГ₁-Г₅приведе доневиправданих апаратурнихвитрат. Для досягненняоптимальногорезультатускористаємосяметодикоюС.І.Баранова,яка дозволяємінімізуватичисло операторнихі умовних вершин.Заздалегідьпомітимооператорнівершини в початковихГСА, керуючисьслідуючимиправилами:

1) однаковівершини Y_iв різних ГСА відмічаємооднаковими міткамиA_j;

2) однаковівершини Y_iв межах однієїГСА відмічаєморізними міткамиA_j;

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

На наступному етапі кожній ГСА поставимо у відповідність набір змінних P_nО{P₁...P_q}, де q=]log₂N[, N -кількістьГСА. Означувальноюдля ГСАГ_nми будемо називатикон`юнкцию P_n=p₁^eЩ...Щp_qⁿ еО{0,1}, причому p⁰=щр, p¹=р.Об'єднанаГСАповинназадовольнятислідуючимвимогам:

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

2) припідстановцінабору значень(е₁...e_n),на якому P_q=1ГСА Г₀перетворюєтьсяв ГСА, рівносильнучастковій ГСАГ_q.

Приоб'єднанні ГСАвиконаємослідуючіетапи:

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

- сформуємооб'єднануМСАМ₀;

- сформуємосистеми дужковихформул переходу ГСАГ₀;

- сформуємооб'єднануГСАГ₀.

1.3. Об'єднаннячасткових ГСА

ЧастковіМСАМ₁-М₅побудуємопо ГСАГ₁-Г₅(мал.1.1) відповідно.Рядки МСАвідмітимовсіма міткамиA_i,що входять доГСА,крімкінцевої A_k.

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 A_k

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

КіНЕЦЬA_k

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 А_k

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 A_k

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 A_k

Мал.1.5.Часткова граф-схемаалгортиму Г₅

СтовпціМСАвідмітимовсіма міткамиA_i­,що входять доГСА,крімпочатковоїA₀.На перетинірядка A_iі стовпця A_jзапишемоформулу переходуf_ijвід оператораA_iдо оператораA_j.Ця функціядорівнює 1 длябезумовногопереходу абокон`юнкціїлогічних умов,відповіднихвиходам умовнихвершин, черезякі проходитьшлях звершини з міткоюA_iу 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 М₁-М₅наведені в табл.1.2-1.6

Таблиця1.2

ЧастковаМСА М₁

Таблиця1.3

ЧастковаМСА М₂

Таблиця1.4

ЧастковаМСА М₃

Таблиця1.5

ЧастковаМСА М₄

Таблиця1.6

ЧастковаМСА М₅

На наступномуетапі побудуємооб'єднану МСАМ₀,в якій рядки відміченівсіма міткамиА_i,крімА_k,а стовпці - всіма,крімА₀.На перетинірядка А_iі стовпця А_jзапишемоформулу переходу,яка формуєтьсятаким чином:F_ij=P₁f_ij¹+...+P_nf_ijⁿ (n=1...N). Де f_ijⁿ-формулапереходу звершини А_iу вершину А_jдля n-ої ГСА.Наприклад,формула переходуА₀®А₁ буде мати виглядF_0,1=щx₁щp₁щp₂щp₃+щp₁щp₂p₃++p₁щp₂щp₃.У результатіми отримаємооб'єднануМСАМ₀(табл.1.7). Ми маємоможливістьмінімізуватиформули переходутаким чином:розглядаючиГСА Г₀ як ГСАГ_n, ми підставляємопевний набірP_n=1,прицьому змінніp₁..p_qне змінюютьсвоїх значеньпід час проходупо ГСА.Таким чином,якщоу вершину А_iперехід завждиздійснюєтьсяпринезмінномузначенні p_q,то це значенняp_qв рядку А_iзамінимо 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 F_3,4=щp₃, F_3,11=p₃.Керуючисьвищенаведенимметодом, отримаємомінімізовануМСАМ₀ (табл.1.8).

По таблиціскладемо формулипереходу дляоб'єднаноїГСАГ₀.Формулою переходубудемо називатислідуючевираження:A_i®F_i,1А₁+..+F_i,kА_k, деF_i,j-відповіднаформула переходузмінімізованоїМСА.У нашому випадкуотримаємослідуючусистему формул:

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

+щx₁щp₁p₂p_3­A₈+x₁щp₁p₂p₃A₁₃+щp₁p₂щp₃A₁₄

A₁®щp₁щp₃A_2­+p₁щp₃A₆+щp₁p₃A₇

A₂®щp₁щp₂щp₃A₆+щp₁p₂p₃A₁₈+p₁щp₂p₃A₂₁

A₃®щp₃A₄+p₃A₁₁

A₄®A₅

A₅®А₆

Таблиця1.7

Об`єднана МСАМ_o

Таблиця1.8

Об`єднанамінімізованаМСА М_o

A₆®щp₁p₂p₃A₂+щp₁щp₂щp₃A₇+щp₁щp₂p₃A₁₂­+p₁щp₂щp₃A₁₉+щp₁p₂щp₃A_k

A₇®x₃p₃A₆+щp₃A₈+щx₃p₃A₉

A₈®x₂p₂p₃A₁₇+щp₂щp₃A_k+щx₂p₂p₃A_k

A₉®p_2­A₈+щp₂A₁₀

A₁₀®A₃

A₁₁®A_k

A₁₂®щp₂p₃A₂₂+p₂щp₃A₁₃

A₁₃®p₃A₉+щp₃A_k

A_14­®щx₁A₁₅+x₁A₁₆

A₁₅®x₃A₆+щx₃A_k

A₁₆®A₁₂

A₁₇®p₁щp₂щp₃A_2­+щp₁p₂p₃A₆

A₁₈®A_k

A₁₉®x₁щx₂A₂+x₁x₂A₂₀+щx₁A₂₁

A₂₀­®A₁₇

A₂₁®A_k

A₂₂®A_k

Припобудовісистеми дужковихформул переходунеобхідно кожнуформулу привестидо виглядуАx₁+Вщx₁, де А і В -деяківирази, а x₁і щx₁-логічніумови переходу.Формули переходудля вершин А₃,А₄,А₅,А₉,А₁₀,А₁₁,А₁₃,А₁₄,А₁₅,А₁₆,А₁₈,А₂₀,А₂₁,А₂₂вже є елементарними(розкладеними),а в інших є виразивиду А_n®x_j(А)+щx_jp_i(В).Тут p_iвідповідаєчекаючій вершині(мал.1.6). Подібнихвершин в об'єднанійГСАбути не повинно.Для їх усуненняскористаємосяслідуючимправилом: додаваннявиразу[P_qА_n]не змінитьформулу, якщонабір P_qне використовуєтьсядля кодуванняГСАабо вершинаА_n відсутня в ГСАз кодом P_q.Таким чином,додаючи допоміжнінабори, ми отримаємоможливістьза допомогоюелементарнихперетвореньзвести формулидо необхідноговигляду.Наприклад,формулаA₈®x₂p₂p₃A₁₇+щp₂щp₃A_k+щx₂p₂p₃Aспрощуєтьсятаким чином A₈=p₃(x₂p₂A₁₇+щx₂p₂A_k)+щp₃щp₂A_k=p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k=

1 X_j 0

P_i 0

1

Мал.1.6 Приклад чекаючоївершини P_i

=[щp₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)]+p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k+[p₃щp₂A_k]=щp₂A_k+p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k).Тут вершинаА₈ незустрічаєтьсяу ГСА ,в кодахяких присутнікомбінаціїщp₃p₂ і p₃щp₂.Нижче наведенорозклад усіхнеелементарнихформул переходу.

A₀=p₁(щp₂щp₃A₁)+щp₁(щx₁щp₂щp₃A₁+щp₂p₃A₁+x₁щx₂щp₂щp_3­A₂+x₁x₂щp₂щp₃A_3­+

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

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

+x₁x₂щp₃A_3­))=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_1­))

A₁=щp_1­(p₃A₇+щp₃A₂)+p₁щp₃A₆+[p₁p₃A₆]=щp_1­(p₃A₇+щp₃A₂)+p₁A₆

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

+щp_1­(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+p₂щp₃A_k)=

=p₁щp₂A₁₉+[p₁p₂A₁₉]+щp₁(p₂(p₃A₂+щp₃A_k)+щp₂(щp₃A₇+p₃A₁₂­))=p₁A₁₉+

+щp₁(p₂(p₃A₂+щp₃A_k­)+щp₂(щp₃A₇+p₃A₁₂))

A₇=p₃(x₃A₆+щx₃A₉)+щp₃A₈

A₈=p₃(x₂p₂A₁₇+щx₂p₂A_k)+щp₃щp₂A_k=p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k=

=[щp₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)]+p₃p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)+щp₃щp₂A_k+[p₃щp₂A_k]=щp₂A_k+

+p₂(x₂A₁₇+щx₂A_k)

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

A₁₇=p₁щp₂щp₃A₂+[p₁щp₂p₃A₂]+щp₁p₂p₃A₆+[щp₁щp₂p₃A_6­]=p₁щp₂A₂+[p₁p₂A₂]+

+щp₁p₃A₆+[щp₁щp₃A₆]=p₁A₂+щp₁A₆­

A₁₉=x₁(щx₂A₂+x₂A₂₀)+щx₁A₂₁

Об'єднануГСАГ₀(мал.1.7) побудуємовідповіднодо формул переходу,замінюючи кожнуміткуА_iвідповідноюоператорноювершиною Y_t,а кожний вираз X_iі P_jвідповіднимиумовними 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} A_{0 k 1} A_{1 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 зберігаємопозначенняY_i,але при цьомупам'ятаємо, щокожна мікрокомандаY_i

РАМК

Z₁ Z₂

S T & ПЗП

“Пуск”

СІ R РМК Y X A₀A₁ СФМО Z₁y­₀ .... y_i СФА доОА Z₂

Мал.2.2.Структурнасхема автоматаз ПА

розбиваєтьсяна мікроопераціїy_i..y_jзгідно 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 Y_i, надавшинульовий кодпорожньомуоператорномуполю (табл. 2.3).

Таблиця2.3

КодуванняY

Таблиця2.5

Вмісткеруючоїпам`яті.

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 Z_­2:

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:A_i=A_0iZ₁+A_1iZ₂або, приводячидо заданогобазису, отримуємоA_i=щщ(щ(щA_0i+щZ₁)+щ(щA_1i+щZ₂)).

Синтезуємотепер схемудешифратора,що формує сигналимікроопераційy_i.Поява одиниці,відповідноїкожному Y, відбуваєтьсяприпояві на входідешифраторакоду даногоY, тобтоY_i=T₂^eЩT₃^eЩT₄^еЩT₅^еЩT₆^е,де еО{0,1}T⁰=щT,T¹=T.Або приводячидо заданогобазису, отримаємо: Y_i=щ(щщ(T₂^щe+T₃^щe+T₄^ще+T₅^ще)+T₆^ще).Таким чином,схема, що формуєсигнал Y зп`ятирозрядногокоду виглядаєтаким чином(мал.2.4)

T₆^щe

1 1 1 Y_i

T₂^щe

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.).

T₆^щe

1 Y_i

T₃^щe

Мал.2.5.Спрощена схемаформуваннясигналу Y_i.

Згідноз наведенимисхемами запишемоформули длявсіх Y_i.

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)

Сигналимікроопераційy_jотримаємо,об'єднуючи по“або" виходи відповідніоператорамY_i,в яких зустрічаєтьсяМОy_j.Прицьому будемокористуватисятаблицею

Таблиця2.5.

Розподіл МО за мікро-

командами

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

Таблиця2.6.

СинтезРАМК та РМК

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

A_i

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:N_ПЗП­=]R/3[, де R - розрядністьмікрокомандиR=21, N_ПЗП=7.Для зберіганнямікропрограмидосить однієїлінійки ПЗП,оскільки Q_ПЗП=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 Ж_{l 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.....y_iкОА

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 операториY_i,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	000000	1	100	000010	O1®щP1O2+P1O5
O5	000001	1	000	010010	O5®O9
O2	000010	1	101	010001	O2®щP2O3­+P2O6
O6	000011	1	110	011000	O6®щP3O8+P3O7
O7	000100	1	001	001001	O7®щX1O34+X1O36
O36	000101	0	010	000000	O36®O48
O48	000110	1	110	111110	O48®щP3O63+P3O51
O51	000111	0	000	010000	O51®O55
O55	001000	1	101	011110	O55®щP2O60+P2O34
O34	001001	0	000	111000	O34®O47
O47	001010	1	101	111011	O47®щP2O46+P2O49
O49	001011	1	010	111100	O49®щX2O50+X2O56
O56	001100	0	010	001000	O56®O59
O59	001101	1	100	101100	O59®щP1O27+P1O12
O12	001110	0	001	000000	O12®O16
O16	001111	1	100	110011	O16®щP1O24+P1O45
O45	010000	0	101	010000	O45®K
O3	010001	1	110	010101	O3®щP3O4+P3O9
O9	010010	0	000	001000	O9®O13
O13	010011	1	100	100010	O13®щP1O17+P1O18
O18	010100	1	000	101100	O18®щO27
O4	010101	1	001	010010	O4®щX1O9+X1O10
O10	010110	1	010	001110	O10®щX2O12+X2O11
O11	010111	1	000	011111	O11®O15
O8	011000	0	001	101000	O8®O14
O14	011001	1	001	100111	O14®щX1O19+X1O20
O20	011010	0	000	101000	O20®O30
O30	011011	0	001	111000	O30®O32
O32	011100	1	110	000101	O32®щP3O36+P3O35
O35	011101	0	100	011000	O35®K
O60	011110	0	001	011000	O60®щO15
O15	011111	0	000	110000	O15®O21
O21	100000	1	110	101010	O21®щP3O23+P3O22
O22	100001	0	101	100000	O22®K
O17	100010	1	110	001110	O17®щP3O12+P3O52
O52	100011	0	000	110000	O52®O57
O57	100100	1	110	001001	O57®щP3O34+P3O61
O61	100101	1	011	000111	O61®щX3O51+X3O62
O62	100110	1	000	101100	O62®O27
O19	100111	0	001	110000	O19®O28