Прикладная теория цифровых автоматов

1. ПОБУДОВА
ОБ'ЄДНАНОЇ
ГСА

1.1. Побудова
ГСА

По описах
граф-схем, приведених
в завданні
до курсової
роботи,
побудуємо
ГСА
Г1-Г5
(мал. 1.1-1.5), додавши
початкові і
кінцеві вершини
і замінивши
кожний оператор
Yi операторною
вершиною, а
кожну умову
Xi
- умовною.

1.2. Методика
об'єднання ГСА

У ГСА
Г1-Г5
є однакові
ділянки,
тому побудова
автоматів за
ГСА
Г1-Г5
приведе до
невиправданих
апаратурних
витрат.
Для досягнення
оптимального
результату
скористаємося
методикою
С.І.Баранова,
яка дозволяє
мінімізувати
число операторних
і умовних вершин.
Заздалегідь
помітимо
операторні
вершини в початкових
ГСА,
керуючись
слідуючими
правилами:

1) однакові
вершини Yi
в різних ГСА
відмічаємо
однаковими
мітками
Aj;

2) однакові
вершини Yi
в межах однієї
ГСА
відмічаємо
різними мітками
Aj;

3) у
всіх ГСА
початкову
вершину помітимо
як А0,
а кінцеву - як
Ak.

На
наступному
етапі кожній
ГСА
поставимо у
відповідність
набір змінних
PnО
{P1...Pq},
де q=]log2N[,
N -кількість
ГСА.
Означувальною
для ГСА
Гn
ми будемо називати
кон`юнкцию
Pn=p1eЩ...Щpqn
еО{0,1},
причому p0=щр,
p1=р.
Об'єднана
ГСА
повинна
задовольняти
слідуючим
вимогам:

1) якщо
МК
Ai
входить хоча
б в одну
часткову ГСА,
то вона входить
і в об'єднану
ГСА
Г0,
причому тільки
один
раз;

2) при
підстановці
набору значень
(е1...en),
на якому Pq=1
ГСА
Г0
перетворюється
в ГСА,
рівносильну
частковій ГСА
Гq.

При
об'єднанні ГСА
виконаємо
слідуючі
етапи:

-сформуємо
часткові МСА
М1
- М5,
що відповідні
ГСА
Г1
- Г5;

- сформуємо
об'єднану
МСА
М0;

- сформуємо
системи дужкових
формул переходу
ГСА
Г0;

- сформуємо
об'єднану
ГСА
Г0.

1.3. Об'єднання
часткових ГСА

Часткові
МСА
М1-М5
побудуємо
по ГСА
Г1-Г5
(мал.1.1) відповідно.
Рядки МСА
відмітимо
всіма мітками
Ai,
що входять до
ГСА,
крім
кінцевої Ak.

ПОЧАТОК
A0

0 X1 1

4 X2 A2
1

КіНЕЦь
Ak

Мал.1.1.
Часткова граф-схема
алгоритму Г1

ПОЧАТОК A0

0 3 1

4 5

A9 A6

6 7

A10 A12

8 9

A3 A22

A11

КіНЕЦЬ Ak

Мал.1.2.
Часткова граф-схема
алгоритму Г2

ПОЧАТОК A0

A11

0 2 1

3 4

A15 A16

5
1

X3 A12

7 8

A6 A13

КіНЕЦЬ
Аk

Мал.1.3.
Часткова граф-схема
алгоритму Г3

ПОЧАТОК A0

0
1

A13

1 X2

6 0

A17

A18

КіНЕЦЬ
Ak

Мал.1.4.
Часткова граф-схема
алгоритму Г4

ПОЧАТОК A0

A19

0 1

0
X2

A20

A17

A21

КіНЕЦЬ
Ak

Мал.1.5.
Часткова граф-схема
алгортиму Г5

Стовпці
МСА
відмітимо
всіма мітками
Ai,
що входять до
ГСА,
крім
початкової
A0.
На перетині
рядка Ai
і стовпця Aj
запишемо
формулу переходу
fij
від оператора
Ai
до оператора
Aj.
Ця функція
дорівнює 1 для
безумовного
переходу або
кон`юнкції
логічних умов,
відповідних
виходам умовних
вершин, через
які проходить
шлях з
вершини з міткою
Ai
у вершину з
міткою Aj.

За методикою
об'єднання
закодуємо МСА
таким чином:

Таблиця
1.1

Кодування
МСА

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)

Часткові
МСА М1-М5
наведені в
табл.1.2-1.6

Таблиця
1.2

Часткова
МСА 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

Таблиця
1.3

Часткова
МСА 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

Таблиця
1.4

Часткова
МСА М3

	A6	A12	A13	A14	A15	A16	Ak
A0				1
A6							1
A12			1
A13							1
A14					щx1	x1
A15	x3						щx3
A16		1

Таблиця
1.5

Часткова
МСА 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

Таблиця
1.6

Часткова
МСА 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 наступному
етапі побудуємо
об'єднану
МСА
М0,
в якій рядки
відмічені
всіма мітками
Аi,
крім
Аk,
а стовпці - всіма,
крім
А0.
На перетині
рядка Аi
і стовпця Аj
запишемо
формулу переходу,
яка формується
таким чином:
Fij=P1fij1+...+Pnfijn
(n=1...N). Де fijn-формула
переходу з
вершини Аi
у вершину Аj
для n-ої ГСА.
Наприклад,
формула переходу
А0®А1
буде мати вигляд
F0,1=щx1щp1щp2щp3+
щp1щp2p3+
+p1щp2щp3.
У результаті
ми отримаємо
об'єднану
МСА
М0
(табл.1.7). Ми маємо
можливість
мінімізувати
формули переходу
таким чином:
розглядаючи
ГСА
Г0
як ГСА
Гn,
ми підставляємо
певний набір
Pn=1,
при
цьому змінні
p1..pq
не змінюють
своїх значень
під час проходу
по ГСА.
Таким чином,
якщо
у вершину Аi
перехід завжди
здійснюється
при
незмінному
значенні pq,
то це значення
pq
в рядку Аi
замінимо на
“1", а його інверсію
на “0". Наприклад,
у вершину А3
перехід здійснюється
при
незмінному
значенні щp1
і щp2,
отже в рядку
А3
щp1
і щp2
замінимо на
“1", а p1
і p2
на “0". У результаті
отримаємо
формули F3,4=щp3,
F3,11=p3.
Керуючись
вищенаведеним
методом, отримаємо
мінімізовану
МСА
М0
(табл.1.8).

По таблиці
складемо формули
переходу для
об'єднаної
ГСА
Г0.
Формулою переходу
будемо називати
слідуюче
вираження:
Ai®Fi,1А1+..+Fi,kАk,
де
Fi,j-
відповідна
формула переходу
з
мінімізованої
МСА.
У нашому випадку
отримаємо
слідуючу
систему формул:

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

+щx1щp1p2p3A8+x1щp1p2p3A13+щp1p2щp3A14

A1®щp1щp3A2+p1щp3A6+щp1p3A7

A2®щp1щp2щp3A6+щp1p2p3A18+p1щp2p3A21

A3®щp3A4+p3A11

A4®A5

A5®А6

Таблиця
1.7

Об`єднана МСА
Мo

A10

A11

A12

A13

A14

A15

A16

A17

A18

A19

A20

A21

A22

_
_ _ _

x1p1p2p3+

_
_

+p1p2p3+

_
_

+p1p2p3

_
_ _ _

x1x2p1p2p3

_
_ _

x1x2p1p2p3

_
_

x1p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

x3p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_ _

x3p1p2p3

x2p1p2p3

_
_ _

p1p2p3+

_
_

+x2p1p2p3

p1p2p3

_
_

p1p2p3

A10

_
_

p1p2p3

A11

_
_

p1p2p3

A12

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

A13

p1p2p3

_
_

p1p2p3

A14

_
_ _

x1p1p2p3

_
_

x1p1p2p3

A15

_
_

x3p1p2p3

_
_ _

x3p1p2p3

A16

_
_

p1p2p3

A17

_
_

p1p2p3

A18

p1p2p3

A19

_
_ _

x1x2p1p2p3

_
_

x1x2p1p2p3

_
_ _

x1p1p2p3

A20

_
_

p1p2p3

A21

_
_

p1p2p3

A22

_
_

p1p2p3

Таблиця
1.8

Об`єднана
мінімізована
МСА Мo

A10

A11

A12

A13

A14

A15

A16

A17

A18

A19

A20

A21

A22

_
_ _ _

x1p1p2p3+

_
_

+p1p2p3+

_
_

+p1p2p3

_
_ _ _

x1x2p1p2p3

_
_ _

x1x2p1p2p3

_
_

x1p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_ _

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

_
_

p1p2p3

x3p3

x2p2p3

_
_

p2p3+

+x2p2p3

A10

A11

A12

p2p3

A13

A14

A15

A16

A17

_
_

p1p2p3

A18

A19

x1x2

A20

A21

A22

A6®щp1p2p3A2+щp1щp2щp3A7+щp1щp2p3A12+p1щp2щp3A19+щp1p2щp3Ak

A7®x3p3A6+щp3A8+щx3p3A9

A8®x2p2p3A17+щp2щp3Ak+щx2p2p3Ak

A9®p2A8+щp2A10

A10®A3

A11®Ak

A12®щp2p3A22+p2щp3A13

A13®p3A9+щp3Ak

A14®щx1A15+x1A16

A15®x3A6+щx3Ak

A16®A12

A17®p1щp2щp3A2+щp1p2p3A6

A18®Ak

A19®x1щx2A2+x1x2A20+щx1A21

A20®A17

A21®Ak

A22®Ak

При
побудові
системи дужкових
формул переходу
необхідно кожну
формулу привести
до вигляду
Аx1+Вщx1,
де А і В -деякі
вирази, а x1
і щx1-логічні
умови переходу.
Формули переходу
для вершин А3,
А4,
А5,
А9,
А10,
А11,
А13,
А14,
А15,
А16,
А18,
А20,
А21,
А22
вже є елементарними
(розкладеними),
а в інших є вирази
виду Аn®xj(А)
+щxjpi(В).
Тут pi
відповідає
чекаючій вершині
(мал.1.6). Подібних
вершин в об'єднаній
ГСА
бути не повинно.
Для їх усунення
скористаємося
слідуючим
правилом: додавання
виразу
[PqАn]
не змінить
формулу, якщо
набір Pq
не використовується
для кодування
ГСА
або вершина
Аn
відсутня в ГСА
з кодом Pq.
Таким чином,
додаючи допоміжні
набори, ми отримаємо
можливість
за допомогою
елементарних
перетворень
звести формули
до необхідного
вигляду.
Наприклад,
формула
A8®x2p2p3A17+щp2щp3Ak+щx2p2p3A
спрощується
таким чином
A8=p3(x2p2A17+щx2p2Ak)+щp3щp2Ak=p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak=

1 Xj 0

Pi 0

Мал.1.6
Приклад чекаючої
вершини Pi

=[щp3p2(x2A17+щx2Ak)]+p3p2(x2A17+щx2Ak)+щp3щp2Ak+[p3щp2Ak]=щp2Ak+p2(x2A17+щx2Ak).
Тут вершина
А8 не
зустрічається
у ГСА ,в кодах
яких присутні
комбінації
щp3p2
і
p3щp2.
Нижче наведено
розклад усіх
неелементарних
формул переходу.

A0=p1(щp2щp3A1)+щp1(щx1щp2щp3A1+щp2p3A1+x1щx2щp2щp3A2+x1x2щp2щp3A3+

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

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

+x1x2щp3A3))=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))+p3A1))

A1=щp1(p3A7+щp3A2)+p1щp3A6+[p1p3A6]=
щp1(p3A7+щp3A2)+p1A6

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

+щp1(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+[щp1щp2p3A6]=p1щp2A2+[p1p2A2]+

+щp1p3A6+[щp1щp3A6]=p1A2+щp1A6

A19=x1(щx2A2+x2A20)+щx1A21

Об'єднану
ГСА
Г0
(мал.1.7) побудуємо
відповідно
до формул переходу,
замінюючи кожну
мітку
Аi
відповідною
операторною
вершиною Yt,
а кожний вираз
Xi
і Pj
відповідними
умовними вершинами.

2.СИНТЕЗ
АВТОМАТА З
ПРИМУСОВОЮ
АДРЕСАЦІЄЮ
МІКРОКОМАНД.

2.1. Принцип
роботи
автомата.

При
примусовій
адресації
адреса наступної
мікрокоманди
задається в
полі поточної
мікрокоманди.
Формат МК
в такому випадку
слідуючий
(мал. 2.1.).

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

Мал. 2.1
Формат команди
автомата з ПА.

Тут у
полі Y міститься
код, що задає
набір мікрооперацій,
у полі X-код логічної
умови, що перевіряється,
у полях A0
і A1-
адреси переходу
при невиконанні
логічної умови,
що перевіряється
або безумовному
переході і при
істинності
логічної умови
відповідно.
Розрядність
полів визначається
таким чином:

m=]log2T[
Т- число наборів
мікрооперацій,
що використовуються
в ГСА, в нашому
випадку Т=17, m=5

l=]log2
(L+1)[ L-число логічних
умов у ГСА, в
нашому випадку
L=6, l=3

k=]log2
Q[ Q -кількість
мікрокоманд.

Структурна
схема автомата
приведена на
мал. 2.2. Автомат
функціонує
таким чином.
Схема запуску
складається
з RS -тригера і
схеми “&", яка
блокує надходження
синхроімпульсів
на РАМК і РМК.
За сигналом
“Пуск" тригер
встановлюється
в одиницю і
відбувається
запис мікрокоманд
до регістру.
Поле Y надходить
на схему формування
МО і перетворюється
в деякий набір
мікрооперацій.
Поле X надходить
до схеми формування
адреси, яка
формує сигнал
Z2,
якщо перехід
безумовний
(X=0) або ЛУ , що
перевіряється,
дорівнює 0, або
сигнал Z1
у випадку істинності
ЛУ. За сигналом
Z1(Z2)
до адресного
входу ПЗП надходить
значення поля
A1(A0).
За сигналу y0
тригер встановлюється
в нуль і автомат
зупиняє свою
роботу. За сигналом
"Пуск" до РАМК
заноситься
адреса початкової
МК (А=0).

2.2. Перетворення
початкової
ГСА.

Перетворення
буде полягати
в тому, що у всі
операторні
вершини, пов'язані
з кінцевою,
вводиться
сигнал y0,
а між всіма
умовними вершинами,
які пов'язані
з кінцевою,
вводиться
операторна
вершина, що
містить сигнал
y0.
Причому, ця
вершина буде
загальною для
всіх умовних.
З урахуванням
вищесказаного
отримаємо
перетворену
ГСА (мал. 2.3). У
перетвореній
ГСА ми зберігаємо
позначення
Yi,
але при цьому
пам'ятаємо, що
кожна мікрокоманда
Yi

РАМК

Z1
Z2

S T
& ПЗП

“Пуск”

СІ
R РМК
Y X A0
A1
СФМО
Z1 y0
.... yi
СФА до
ОА
Z2

Мал.2.2.
Структурна
схема автомата
з ПА

розбивається
на мікрооперації
yi..yj
згідно з табл.
2.1.

Таблиця
2.1.

Розподіл
МО
по 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.Формування
вмісту керуючої
пам'яті.

Перший
етап - виділення
мікрокоманд
заданого формату.
В автоматі з
ПА в одному
такті можуть
виконуватися
МО і перевірятися
логічна умова.
Тому мікрокоманда
відповідає
парі ОПЕРАТОРНА
ВЕРШИНА - УМОВНА
ВЕРШИНА. Виходячи
з цього, отримаємо,
що можливими
є пари: ОПЕРАТОРНА
ВЕРШИНА - УМОВНА
ВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНА
ВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙ
ПЕРЕХІД, ПОРОЖНЯ
ОПЕРАТОРНА
- УМОВНА ВЕРШИНА.
При цьому потрібно
враховувати,
що при виборі
пари ОПЕРАТОРНА
ВЕРШИНА - УМОВНА
ВЕРШИНА недопустим
перехід ззовні
в точку між
операторною
і умовною вершинами,
крім ситуації,
коли умовна
вершина входить
до складу іншої
мікрокоманди.
У результаті
ми отримаємо
слідуюче разбиття
на мікрокоманди
(мал. 2.3.). Ми отримали
38 допустимих
МК. Закодуємо
їх в природному
порядку, привласнивши
початковій
МК нульову
адресу (табл.2.2).
Для цього необхідно
q=]log2N[
розрядів, де
N- кількість МК
заданого формату.
У нашому випадку
N=38, q=6.

Таблиця
2.2

Кодування
МК

МК	А1А2А3А4 А5А6
О1	0 0 0 0 0 0
О2	0 0 0 0 0 1
......	........................
О38	1 0 0 1 0 1

Аналогічним
чином
закодуємо
оператори Yi,
надавши
нульовий код
порожньому
операторному
полю (табл. 2.3).

Таблиця
2.3

Кодування
Y

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

Таблиця
2.5

Вміст
керуючої
пам`яті.

№	A	FY	FX	FA0	FA1
Оп.	A1A2A3A4A5A6	T1T2T3T4T5T6	T7T8T9	T10T11T12T13T14T15	T16T17T18T19T20T21
1	000000	000000	100	000001	001100
2	000001	000000	101	000010	011001
3	000010	000000	110	000011	001100
4	000011	000000	001	001100	000100
5	000100	000000	010	001001	000101
6	000101	000110	110	000111	000110
7	000110	101100	000	000000	000000
8	000111	000111	000	001000	000000
9	001000	001001	000	001110	000000
10	001001	001000	100	001010	011000
11	001010	000000	110	001110	001011
12	001011	100111	000	000000	000000
13	001100	000001	100	001101	001110
14	001101	000000	110	001001	010010
15	001110	000100	100	001111	010111
16	001111	000000	101	010001	010000
17	010000	000000	110	010100	010101
18	010001	000000	110	010010	011110
19	010010	000110	110	011111	010011
20	010011	000000	011	100011	001110
21	010100	100000	000	000000	000000
22	010101	000000	010	001001	010110
23	010110	000001	000	100101	000000
24	010111	001010	001	011000	010101
25	011000	101010	000	000000	000000
26	011001	000000	110	011011	011010
27	011010	000000	001	011111	100001
28	011011	001101	001	011100	011101
29	011100	001110	011	010100	001110
30	011101	000101	000	011110	000000
31	011110	001111	010	100001	100000
32	011111	000111	101	010100	100010
33	100000	100011	000	000000	000000
34	100001	010000	110	010100	100011
35	100010	000000	010	010100	100101
36	100011	000001	101	100100	011111
37	100100	001011	000	000101	000000
38	100101	010001	100	001110	001001

2.4. Синтез
схеми автомата.

Схема
СФА
являє собою
мультиплексор,
який в залежності
від коду логічної
умови, що перевіряється,
передає на
вихід Z1
значення відповідної
ЛУ.
При
цьому сигнал
Z2
завжди є інверсією
сигналу Z1.
Таким чином,
отримаємо
слідуючі
вирази для Z1
і Z2:

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

Z2=щZ1

або, звівши
до заданого
базису (4 АБО-НІ),
отримаємо

Z1=щ
щ(щ
щ(A+B+C+D)+E+F),
де

A=щ
щ(
X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T7+T8+щT9)

B=щ
щ(
X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T7+щT8+T9)

C=щ
щ(
X3щT7T8T9)=щ(щX3+T7+щT8+щT9)

D=щ
щ(
P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT7+T8+T9)

E=щ
щ(
P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT7+T8+щT9)

F=щ
щ(
P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT7+щT8+T9)

Інформація,
що надходить
на адресні
входи ПЗП
формується
таким чином:
Ai=A0iZ1+A1iZ2
або, приводячи
до заданого
базису, отримуємо
Ai=щщ(щ(щA0i+щZ1)+щ(щA1i+щZ2)).

Синтезуємо
тепер схему
дешифратора,
що формує сигнали
мікрооперацій
yi.
Поява одиниці,
відповідної
кожному Y, відбувається
при
появі на вході
дешифратора
коду даного
Y, тобто
Yi=T2eЩT3eЩT4еЩT5еЩT6е,
де еО{0,1}
T0=щT,
T1=T.
Або приводячи
до заданого
базису, отримаємо:
Yi=щ(щ
щ(T2щe+T3щe+T4ще+T5ще)+T6ще).
Таким чином,
схема, що формує
сигнал Y з
п`ятирозрядного
коду виглядає
таким чином(мал.
2.4)

T6щe

1 1 1
Yi

T2щe

Мал.
2.4. Схема формування
сигналу Yi.

Враховуючи,
що розряд T2
рівний “1" при
формуванні
тільки двох
сигналів Y18
і Y20,
то схему(мал.
2.4) будемо використовувати
для формування
Y1,
Y20,
для яких співпадають
молодші чотири
розряди та для
Y18,
для якого молодші
чотири розряди
співпадають
з кодом порожньої
операторної
вершини. А для
всіх інших Y
схему можна
спростити
(мал.2.5.).

T6щe

1 Yi

T3щe

Мал.2.5.
Спрощена схема
формування
сигналу Yi.

Згідно
з наведеними
схемами запишемо
формули для
всіх Yi.

Y1=щ
(щ
щ(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)

Сигнали
мікрооперацій
yj
отримаємо,
об'єднуючи по
“або" виходи
відповідні
операторам
Yi,
в яких зустрічається
МО
yj.
При
цьому будемо
користуватися
таблицею

Таблиця
2.5.

Розподіл
МО за мікро-

командами

МО	номери МК
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 наступному
етапі синтезуємо
схеми РАМК
і РМК,
використовуючи
щRщS
тригери.
Скористаємося
класичним
методом синтезу
регістрів
і заповнимо
слідуючу
таблицю (табл.
2.6.).

Таблиця
2.6.

Синтез
РАМК 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 результаті
отримаємо
слідуючу схему
для базового
елементу РАМК
та РМК (мал.2.6).

1 S TT Q

СІ C

“Reset” R
щQ

Мал.
2.6. Базовий елемент
регістра.

Схема
РАМК
містить
6 таких елементів,
а схема РМК
- 21. При
побудові
схеми сигнали
щT1..щT21
будемо знімати
з інверсних
виходів елементів
регістрів.
Кількість
мікросхем ПЗП
визначимо за
формулою:
NПЗП=]R/3[,
де R - розрядність
мікрокоманди
R=21, NПЗП=7.
Для зберігання
мікропрограми
досить однієї
лінійки ПЗП,
оскільки QПЗП=8,
тобто одна
мікросхема
розрахована
на зберігання
256 трьохбітових
комбінацій,
а в нашому випадку
потрібно тільки
38. При
побудові
схеми будемо
записувати
в РАМК
інверсію адреси,
а до ПЗП
будемо подавати
адресу з інверсних
виходів елементів
регістра,
таким чином,
ми заощадимо
6 елементів-інверторів
у СФА.
З врахуванням
вищесказаного
побудуємо
схему автомата
з примусовою
адресацією
мікрокоманд(мал.
2.7).

3.СИНТЕЗ
АВТОМАТА З
ПРИРОДНОЮ
АДРЕСАЦІЄЮ
МІКРОКОМАНД

3.1. Принцип
роботи автомата.

При
природній
адресації
микрокоманд
існує три формата
МК (мал. 3.1.).

П 1
FY m ОМК

П 1 FX
l
1
FA r УМК1
П 1
Ж l
1
FA r
УМК2

Мал.3.1.
Формати мікрокоманд
автомата з
природною
адресацією..

Тут формат
ОМК відповідає
операторній
вершині, УМК1-умовній,
а УМК2-вершині
безумовного
переходу. При
подачі сигналу
“пуск" лічильник
ЛАМК обнуляється,
і за сигналом
СІ відбувається
запис МК до
регістра. СФМО
формує відповідні
МО при П=1 або
видає на всіх
виходах нулі
при П=0. СФА в
залежності
від П і вмісту
поля FX, формує
сигнали Z1
і Z2.
Сигнал Z1
дозволяє проходження
синхроімпульсів
на лічильний
вхід ЛАМК, а Z2
дозволяє запис
до лічильника
адреси наступної
МК з приходом
синхроімпульсу.

Визначимо
розрядність
полів. l=]log2(L+1)[,
де L-число умовних
вершин. L=6, l=3

m=]log2T[
Т- число наборів
мікрооперацій,
що використовуються
в ГСА, в нашому
випадку Т=17, m=5

r=]log2
Q[, Q - кількість
мікрокоманд.

3.2.Перетворення
початкової
ГСА.

Перетворення
буде полягати
в тому, що до
всіх операторних
вершин, пов'язаних
з кінцевою,
вводиться
сигнал y0,
а між всіма
умовними вершинами,
які пов'язані
з кінцевою,
вводиться
операторна
вершина, що
містить сигнал
y0.
Крім цього, в
ГСА вводяться
спеціальні
вершини безумовного
переходу X0,
відповідні
формату УМК2.
Введення таких
вершин необхідне
для виключення
конфліктів
адресації
мікрокоманд.
У автоматі з
природною
адресацією
(рис3.2.) при
істинності(помилковість)
логічної умови
перехід здійснюється
до вершини з
адресою на
одиницю великим,
а при (помилковість)істинності
ЛУ перехід
відбувається
за адресою,
записаною в
полі FA. У нашому
випадку будемо
додавати одиницю
при істинності
ЛУ або при переході
з операторной
вершини. Якщо
в одній точці
сходиться
декілька переходів
по “1" або з
операторної
вершини, то всі
вершини з яких
здійснювався
перехід, повинні
були б мати
однакову (на
одиницю меншу
) адресу, ніж
наступна команда.
Але це неможливо.

Z1
+1

сі
Z2
А ЛАМК

“Пуск”

1 ПЗП

РМК

FY П FX FA

СФМО

СФА
Z1

y0.....yi к
ОА

Мал.3.2.
Структурна
схема автомата
з природною
адресацією.

Для виключення
подібних ситуацій
вводять спеціальну
вершину безумовного
перходу (мал.
3.3). Дані вершини
додаємо таким
чином, щоб в
одній точці
сходилася
будь-яка кількість
переходів по
“0" і тільки
один по “1" або
з операторної
вершини. З
врахуванням
вказаних перетворень
отримаємо
перетворену
ГСА (мал. 3.4).

X0
0

Мал. 3.3.
Вершина безумовного
переходу.

3.3.Формування
вмісту керуючої
пам'яті.

На перетвореній
ГСА виділимо
мікрокоманди
форматів ОМК,
УМК1, УМК2. У результаті
отримаємо 63
МК. Виконаємо
їх адресацію.
Для цього запишемо
всі природні
послідовності
команд (ланцюжки
вершин, перехід
між якими
здійснюється
по “1" або через
операторну
вершину). У
результаті
отримаємо:

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]

Перерахуємо
в таблиці адресації
(табл. 3.1) підряд
всі послідовності
a1-a17
і закодуємо
їх R-розрядним
кодом. R=]log2N[,
N-кількість
мікрокоманд
(N=63, R=6). Закодуємо
також оператори
Yi,
поставивши
їм у відповідність
п`ятирозрядний
код. Будемо
використовувати
те ж кодування,
що і в автоматі
з ПА.(табл. 2.3., 2.4). У
таблиці 3.2 відобразимо
вміст керуючої
пам'яті, заповнивши
поля FX, FY, FA.

Таблиця
3.1. Таблиця
3.1.

(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 керуючої
пам`яті автомата
з природною
адресацією.

МК	Адреса	П		FY	Формула переходу
			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

Таблица 3.2.

(продовження)

O28	101000	1	011	110101	O28®щX3O33+X3O29
O29	101001	1	000	101100	O29®O27
O23	101010	0	000	111000	O23®O25
O25	101011	0	001	001000	O25®O27
O27	101100	0	000	100000	O27®O31
O31	101101	1	100	110110	O31®щP1O38+P1O37
O37	101110	0	001	010000	O37®O44
O44	101111	1	001	010000	O44®щX1O45+X1O43
O43	110000	1	010	001110	O43®щX2O12+X2O53
O53	110001	0	000	001000	O53®O54
O54	110010	1	000	001100	O54®O56
O24	110011	1	110	101100	O24®щP3O27+P3O26
O26	110100	0	100	111000	O26®K
O33	110101	0	100	000000	O33®K
O38	110110	1	101	111001	O38®щP2O39+P2O41
O41	110111	1	110	111101	O41®щP3O58+P3O42
O42	111000	1	000	001110	O42®щO12
O39	111001	1	110	100011	O39®щP3O52+P3O40
O40	111010	1	000	011011	O40®O30
O46	111011	0	100	000000	O46®K
O50	111100	0	100	000000	O50®K
O58	111101	0	100	000000	O58®K
O63	111110	0	100	000000	O63®K

3.4. Синтез
схеми автомата.

Синтезуємо
схему, що формує
сигнал Z1.
Сигнал Z1
рівний 1, якщо
ознака П=0 або
П=1 і при цьому
логічна умова,
що перевіряється,
істинна. Скористаємося
формулою Z1
для автомата
з ПА, яка в залежності
від коду умови
передає на
вихід Z1
значення відповідного
ЛУ.

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

З врахуванням
вищенаведених
вимог запишемо
формули для
сигналів Z1
і Z2
в автоматі з
природною
адресацією.

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

Z2=щZ1

Або ,
звівши до заданого
базису отримаємо:

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

A=щ
щ(
X1щT7щT8T9)=щ(щX1+T2+T3+щT4)

B=щ
щ(
X2щT7T8щT9)=щ(щX2+T2+щT3+T4)

C=щ
щ(
X3щT7T8T9)=щ(щX3+T2+щT3+щT4)

D=щ
щ(
P1T7щT8щT9)=щ(щP1+щT2+T3+T4)

E=щ
щ(
P2T7щT8T9)=щ(щP2+щT2+T3+щT4)

F=щ
щ(
P3T7T8щT9)=щ(щP3+щT2+щT3+T4)

Схема
формування
МО подібна СФМО
автомата з ПА,
але поява сигналів
на виходах yi
можлива тільки
при П=0, тобто
коли поточна
мікрокоманда
відповідає
операторній
вершині. Тому
схему формування
Yi
змінимо таким
чином: сигнал
щT1(щП)
кон`юнктивно
об'єднаємо з
кожним сигналом
T3...T7,щT3...щT7
(мал. 3.5). При цьому
відсутність
цих сигналів
приведе до
відсутності
сигналів yi,
бо
комбінація
з усіх нулів
на вході дншифратора
відповідає
порожній операторній
вершині. Виняток
складає сигнал
y0,
для якого
передбачений
окремий розряд,
тому його ми
кон`юнктивно
об'єднаємо з
сигналом щT1(щП)
(мал. 3.6.)

щT3...щT7
T3..T7

1 T3...T7

1 щT3...щT7

T1
T1

Мал.3.5.
Схеми підключення
щП.

щT2

1 y0

Рис.3.6.Схема
формування
y0.

Схема
базового елементу
РМК аналогічна
відповідній
схемі в автоматі
з ПА(мал2.6). У якості
ЛАМК будемо
використовувати
лічильник, що
має слідуючу
функціональну
схему(мал. 3.7.).
Вхід V відповідає
сигналу Z1,
якщо він рівний
1, то ЛАМК збільшує
свій вміст на
1, в протилежному
випадку, на
вихід передається
інформація
з входів A1...Ai.
Синтезуємо
лічильник з
крізним перенесенням.
Для цього складемо
слідуючу
таблицю(табл.3.3).Таблиця
складена для
одного розряду.

A1
CT

A2
A1

A3
A2

A4
A3

A5
A4

A6
A5

Мал.3.7.
Функціональне
зображення

лічильника.

Таблиця.3.3

Синтез
схеми 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

Схема
РМК містить
10 базових елементів.
При побудові
схеми сигнали
щT1...щT10
будемо знімати
з інверсних
виходів елементів
регістра. Кількість
мікросхем ПЗП
визначимо за
формулою: NПЗП=]R/3[,
де R - розрядність
мікрокоманди
R=10, NПЗП=4
Для зберігання
мікропрограми
досить однієї
лінійки ПЗП,
оскільки QПЗП=8,
тобто одна
мікросхема
розрахована
на зберігання
256 трьохбітових
комбінацій,
а в нашому випадку
потрібно тільки
63. З урахуванням
вищесказаного
побудуємо схему
автомата з
природною
адресацією
мікрокоманд(мал.
3.8).

1 1

1 1 1 Q0
S TT C

Ai
1 1 R 1 1
R

“Reset”

щT1
T2

1 Q2

щQ1

щT2
T3

1 Q3

щQ2

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

Мал.3.8.Схема
ЛАМК (усього
6 елементів,
сигнали V,C,”Reset”,Ai
для всіх, окрім
першого, не
показані).

4.СИНТЕЗ
АВТОМАТА З
КОМБІНОВАНОЮ
АДРЕСАЦІЄЮ
МІКРОКОМАНД.

4.1.Принцип
роботи
автомата.

Автомат
з комбінованою
адресацією
є комбінацією
з
автоматів
з примусовою
і природною
адресацією
. У даному автоматі
адреса наступної
МК
задається в
полі поточної
мікрокоманди,
при
цьому при
невиконанні
ЛУ,
що перевіряється,
або при
безумовному
переході перехід
здійснюється
за заданою
адресою, а при
істинності
- за адресою на
одиницю більшу,
ніж поточна.
Формат команди
автомата з КА
наступний(мал.
4.1).

1 Y
m 1
Х k
1
A
l

Мал.
4.1.Формат команди
автомата з КА.

Тут у полі
Y міститься
код, що задає
набір мікрооперацій,
у полі X-код логічної
умови, що перевіряється,
в полі А - адреса
переходу при
невиконанні
логічної умови
або при безумовному
переході. Розрядність
полів визначається
таким чином:

m=]log2T[
Т- число наборів
мікрооперацій,
що використовуються
в ГСА,
в нашому випадку
Т=17, m=5

k=]log2(L+1)[
L-число логічних
умов в ГСА,
в нашому випадку
L=6, l=3

l=]log2Q[
Q -кількість
мікрокоманд.

Структурна
схема автомата
приведена на
мал. 4.2. Автомат
функціонує
таким чином.
Схема запуску
складається
з RS -тригера і
схеми “&", яка
блокує надходження
синхроімпульсів
на РМК.
За сигналом
“Пуск" тригер
встановлюється
в одиницю і
відбувається
запис мікрокоманди
до регістру.
Поле Y поступає
на схему формування
МО
і перетворюється
в деякий набір
мікрооперацій.
Поле X поступає
на схему формування
адреси, яка
формує сигнал
Z2,
якщо
перехід безумовний
(X=0) або ЛУ,
що перевіряється,дорівнює
нулю або сигнал
Z1
у випадку істинності
ЛУ.
За сигналом
Z2
вміст поля А
надходить до
лічильника,а
з нього - на адресний
вхід ПЗП.
А за сигналом
Z1
на адресний
вхід також
надходить вміст
лічильника
але тепер це
адреса поточної
мікрокоманди,
збільшена на
одиницю. За
сигналом y0
тригер
скидається
в нуль і автомат
зупиняє
свою роботу.

4.2. Перетворення
початкової
ГСА.

Перетворення
будемо виконувати
двома етапами.
На першому -
введемо сигнал
y0
до вершин, пов'язаних
з кінцевою,
якщо
вершина умовна,
то введемо

СT

S T
& ПЗП

“Пуск”

СІ
R РМК
Y X A

СФМО
y0
.... yi

Z1
СФА

до
ОА Z2

Мал.4.2.
Структурна
схема автомата
з КА.

додаткову
операторну
вершину з сигналом
y0.
Крім
того, введемо
додаткові
вершини безумовного
переходу, виходячи
з тих же міркувань,
що і для автомата
з природною
адресацією.
Будемо, однак,
мати на увазі,
що для автомата
з КА
перехід з
операторної
вершини прирівнюється
до безумовного,
тому в одній
точці може
сходитися
будь-яка кількість
безумовних
переходів або
переходів з
операторних
вершин і тільки
один
по істинності
ЛУ,
що перевіряється.
На другому
етапі виділимо
мікрокоманди
заданого формату,
користуючись
тими ж правилами,
що і для автомата
з ПА. З врахуванням
вищесказаного
отримаємо
перетворену
ГСА
(мал. 4.3).

4.3.Формування
вмісту керуючої
пам'яті.

При
формуванні
вмісту керуючої
пам'яті скористаємося
тим же кодуванням
наборів мікрооперацій
і ЛУ,
що і для автоматів
з ПА і природною
адресацією
(табл.
2.3, 2.4). Для адресації
мікрокоманд
випишемо їх
природні
послідовності
так само, як і
для автомата
з природною
адресацією,
враховуючи,
що природним
вважається
тільки перехід
по істинності
ЛУ.

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]

Перерахуємо
в таблиці адресації
(табл. 4.1) підряд
всі послідовності
a1-a18
і закодуємо
їх R-розрядним
кодом. R=]log2N[,
N-кількість
мікрокоманд(N=46,
R=6). Закодуємо
також оператори
Yi,
поставивши
їм у відповідність
п`ятирозрядний
код. У таблиці
4.2 відобразимо
вміст керуючої
пам'яті, заповнивши
поля FX, FY, FA.

Таблиця
4.1.

Адресація
МК.

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

Таблиця
4.2

Вміст керуючої
пам`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	000000
O40	101010	100000	000000
O41	101011	100000	000000
O28	101100	001011	010001
O31	101101	100000	000000

4.4.Синтез
схеми автомата.

При
синтезі схеми
скористаємося
вже розробленими
вузлами для
автоматів з
ПА і природною
адресацією.
СФА
автомата з КА
аналогічна
СФА
автомата з
природною
адресацією.
Схеми СФМО,
РМК
аналогічні
відповідним
вузлам автомата
з ПА (розд.2.4), а
схема ЛАМК
запозичена
з
автомата з
природною
адресацією
(розд.3.4). Відмінність
полягає лише
в тому, що для
РМК
буде потрібно
15 базових елементів.
Враховуючи
вищесказане,
побудуємо
схему автомата
з комбінованою
адресацією
мікрокоманд(мал.
4.4).

5. ПОРІВНЯЛЬНА
ХАРАКТЕРИСТИКА
АВТОМАТІВ.

5.1. Підрахунок
апаратурних
витрат.

Визначимо
апаратурні
витрати
на кожний з
автоматів.
Оскільки синтез
лічильника
не був обов'язковим,
то при
визначенні
апаратурних
витрат
будемо вважати
його єдиним
вузлом.

1. У автоматі
з примусовою
адресацією
схема СФА
містить
28 логічних
елементів, СФМО
- 57 ЛЕ,
вузол запуску
і схема “&" - 4 ЛЕ
і, крім
того, необхідно
6 елементів-інверторів
для отримання
сигналів
щX1...щX3,щP1...щP3
Також
потрібно 27 елементів
для РАМК
і РМК.
Таким чином,
сумарне число
ЛЕ
дорівнює 122. Для
побудови
РАМК
і РМК
також буде
потрібно 27 тригерів.
Кількість ПЗП-
7.

2. У автоматі
з природною
адресацією
схема СФА
містить
12 логічних
елементів, СФМО
- 68 ЛЕ,
вузол скидання
- 2 ЛЕ
і, крім
того, необхідно
6 елементів-інверторів
для отримання
сигналівщX1...щX3,щP1...щP3
і 10 елементів
для РМК.
Таким чином,
сумарне число
ЛЕ
дорівнює 98. Для
побудови
РМК
також буде
потрібно 10 тригерів.
Кількість ПЗП-
4. Схема також
містить
один
лічильник.

3. У автоматі
з комбінованою
адресацією
схема СФА
містить
10 логічних
елементів, СФМО
- 57 ЛЕ,
вузол запуску
і схема “&" - 4 ЛЕ
і, крім
того, необхідно
6 елементів-інверторів
для отримання
сигналів
щX1...щX3,щP1...щP3
і 15 елементів
для РМК.
Таким чином,
сумарне число
ЛЕ
дорівнює 92. Для
побудови
РМК
також буде
потрібно 15 тригерів.
Кількість ПЗУ-
5. Схема також
містить
один
лічильник.

Складемо
зведену таблицю
витрат
на синтезовані
автомати.(табл.
5.1.)

Таблиця
5.1.

Апаратурні
витрати
для синтезованих
автоматів.

Тип автомата	Логічні елементи	Тригери	ПЗП	Лічильники
ПА	122	27	7	0
ПрА	98	10	4	1
КА	92	15	5	1

5.2. Визначення
автомата з
мінімальними
апаратурними
витратами.

Заповнимо
таблицю, де для
кожного автомата
знаком “+" відмітимо
мінімальні
витрати
на даний тип
елементів, а
знаком “-"
-немінімальні
(табл. 5.2.).

Таблиця
5.2.

Тип автомата	Логічні елементи	Тригери	ПЗП	Лічильники
ПА	-	-	-	+
ПрА	-	+	+	-
КА	+	-	-	-

Як видно
з
таблиці 5.2., автомат
з природною
адресацією
виграє по двом
параметрам:
по кількості
тригерів
і ПЗП.

Для
підтвердження
правильності
вибору автомата
застосуємо
також оцінку
за Квайном (за
сумарною кількістю
входів елементів).
Будемо вважати
кількість
входів у
ЛЕ
- 4, у
тригера
- 4, у
ПЗП
-9 і у
лічильника
- 9. З врахуванням
вищенаведених
значень, для
автомата з ПА
показник оцінки
складе - 659, для
автомата з ПрА
- 477, для автомата
з КА-
482.

Як видно
з
приведених
оцінок, автомат
з примусовою
адресацією
далеко не
оптимальний,
а автомати з
природною і
комбінованою
адресацією
по витратах
практично
однакові, але
все ж автомат
з ПрА має деяку
перевагу перед
автоматом з
КА.
Таким чином,
результатом
проектування
буде схема
автомата з
природною
адресацією
мікрокоманд.

Слов:	22219
Символов:	168351
Размер:	328.81 Кб.

Название реферата: Прикладная теория цифровых автоматов