путём дешифрирования его кода Q1,Q2 …QI , то есть для преобразования кода элементов памяти в унитарный код состояний. Дешифратор состояний позволяет уменьшить трудоёмкость синтеза схем автомата, так как при его использовании не требуется минимизация схем.
КС1 – комбинационная схема формирования сигналов возбуждения памяти, реализует функцию переходов автомата вида
ai(t+1) = fn(x1,x2,…,xL,a1,aI,…, aM), i = 1,M.
КС2 – комбинационная схема формирования выходных сигналов, реализует функцию выходов автомата.
Для модели Мили
yn = fn(x1,x2,…,xL,a1,aI,…, aM), n = 1,N.
При включении устройства триггеры УА устанавливаются в произвольное состояние. Для приведения автомата в исходное состояние используется сигнал “Начальная установка”.
Канонический метод структурного синтеза условно можно разбить на следующие этапы:
1. Выбор типа логических элементов и элементов памяти.
2. Кодирование состояний автомата и получение структурной таблицы переходов.
3. Построение булевых функций возбуждения памяти и функций выходов.
4. Построение функциональной схемы автомата.
Этап 1. Тип элементов памяти (D - триггер) выбран согласно заданию. Для реализации КС используем элементы серии К555.
Этап 2. Определяем число элементов памяти при условии кодирования состояний автомата кодами минимальной длины.
I = ] log2 M [ = ] log2 12 [ = 4 ;
Q1Q2Q3Q4 – код состояний автомата;
При построении памяти на D-триггерах можно минимизировать число переключений элементов памяти и тем самым уменьшить сложность комби¬национной схемы функций возбуждения КС1. Для этого состояния, в кото¬рые автомат переключается чаще, чем в другие, необходимо закодировать кодами с минимальным числом единиц. Результаты кодирования состояний автомата поместим в карту Карно:
Q3Q4
Q1Q2 00 01 11 10
1 12 3 4
8 2 7
5 10 6
11
00
01
11
10
Используя результаты кодирования состояний автомата, строим структурную таблицу переходов автомата Мили. Для этого дополняем таблицу переходов (таблица 2.2) кодами состояний автомата (3-й и 6-й столбцы) и, используя таблицу переходов D – триггера, заполняем 7 – й столбец таблицы 2.3
Таблица 2.4 – Структурная таблица переходов автомата Мили
№ строки Исходное состояние Частный входной сигнал
Xij(t) Состояние перехода Сигналы возбуждения
триггеров
ai(t) Q1Q2Q3Q4 aj(t+1) Q1Q2Q3Q4 D1
D2
D3
D4
1 a1 0000 x1
x1
a2
a1 0111
0000 D2
D3
D4
2 a2 0111 x2 x3 x6
x2
x2 x3
x2 x3 x6
a12
a3
a4
a10 0011
0010
1101
0001
D1
D2
D3
D3 D4
D4
D4
3 a3 0011 x3
x3 x7
x3 x7
a4
a11
a8 0010
1000
0100
D1
D2 D3
4 a4 0010 1 a5 1100 D1 D2
5 a5 1100 1 a6 1110 D1 D2 D3
6 a6 1110 1 a7 0110 D2 D3
7 a7 0111 x4
x4
a12
a7 0001
0110
D2
D3 D4
8 a8 0100 x5
x5 x7
x5 x7
a9
a11
a8 1001
1000
0100 D1
D1
D2 D4
9 a9 1001 1 a12 0001 D4
10 a10 1101 x7
x7
a11
a8 1000
0100 D1
D2
11 a11 1000 1 a12 0001 D4
Этап 3. По таблице 2.4 строится СКУ функций возбуждения памяти. СВФ была получена на этапе абстрактного синтеза.
D1 = a2x2x3 v a3x3x7 v a4 v a5 v a8x5 v a8x7 v a10x7;
D2 = a1x1 v a2 x2 x3x6 v a3x3x7 v a4 v a5 v a6 v a7 x4 v a8 x5 v a8 x7 v a10 x7;
D3 = a1x1 v a2 x2 v a2x3 v a3x3 v a5 v a6 v a7x4 ;
D4 = a1x1 v a2 x2 v a2x3 v a7x4 v a8x5 v a9 v a11;
Так как в нашей курсовой работе СКУ и СВФ будут реализованы в базисе И-НЕ на элементах серии К-555, их необходимо преобразовать и упростить. В данном случае будут использованы законы алгебры – логики (законы де – Моргана, законы поглощения и т.д.).
Этап 4. Электрическая функциональная схема УА Мили строится в соответствии с рисунком 2.1 с использованием СКУ функций возбуждения памяти и СВФ.(Приложение Б)
Также стоит отметить, что в нашем УА возникают гонки, так как при переходе из одного состояния в другое сразу несколько элементов памяти изменяют своё состояние. Чтобы устранить нежелательные последствия гонок (переход автомата в состояние, не предусмотренное законом функционирования) воспользуемся способом импульсной синхронизации. Он заключается в том, что гонки устраняются путём ограничения длительности сигнала C, поступающего в цепь синхронизации.
3 УА с программируемой логикой
Управляющий автомат с хранимой в памяти логикой (с "запоминающей или программируемой логикой") характеризуется тем, что каждой выполняемой в операционном устройстве операции ставится в соответствие совокупность хранимых в памяти слов микрокоманд. Каждая микрокоманда содержит информацию о микрооперациях, подлежащих выполнению в течении одного машинного такта, и об адресе следующей микрокоманды. Последовательность микрокоманд образуют микропрограмму.
Таким образом, УА с программируемой логикой отличаются от автоматов с жёсткой логикой тем, что алгоритм их работы записывается в управляющую память в виде микропрограммы. В связи с этим такие автоматы часто называют микропрограммными автоматами (МПА) с хранимой в памяти логикой. Идея управления по хранимой в управляющей памяти микропрограмме была предложена М.В. Уилксом в 1951 году.
Структурная схема УА с хранимой в памяти логикой показана на рисунке 3.1
Рисунок 3.1 –Структурная схема УА с хранимой в памяти логикой
Для хранения микропрограмм используется блок управляющей памяти (УП), которая в большинстве случаев строится на основе постоянного запоминающего устройства (ПЗУ). РА – регистр адреса микрокоманд, хранит адрес микрокоманды, выполняемой в данном такте. Блок формирования адресов микрокоманд(БФА) является основным блоком автомата. Блок БФА после установки на РА начального адреса микрокоманды определяет все последующие адреса микрокоманд в соответствии с исходным алгоритмом управления. Регистр микрокоманд (РМК) включает в себя две основные части (поля МК): адресную (АЧ) и операционную (ОЧ). ГТИ – генератор тактовых импульсов, определяет такты работы автомата.
В микропрограммных УА широко используются два основных способа формирования адреса следующей микрокоманды – естественная (последовательная) и принудительная адресации. Способ адресации определяет структуру УА, поэтому различают УА с естественной и принудительной адресацией микрокоманд.
Под естественной адресацией понимается такой порядок изменения адресов микрокоманд, при котором очередной микрокоманде присваивается адрес, равный адресу предыдущей микрокоманд, увеличенному на единицу. Такая адресация микрокоманд реализуется путём использования счётчика микрокоманд (СМК).
Для принудительной адресации адрес следующей микрокоманды указывается в каждой микрокоманде с возможностью его модификации в зависимости от значений логических условий.
В данной курсовой работе выполнено кодирование ГСА для использования микропрограммного автомата с естественной адресацией микрокоманд.
При естественной адресации адрес следующей микрокоманды принимается равным адресу предыдущей микрокоманды, увеличенному на единицу, если микрокоманды следуют последовательно в естественном порядке. В этом случае микрокоманда может содержать только операционную часть. Естественный порядок следования адресов может быть нарушен, то есть может возникнуть необходимость перехода к микрокоманде с адресом, не равным A+1, где А – адрес текущей микрокоманды. Переход может быть безусловным или зависеть от текущих значений логических условий. Для реализации в микропрограмме таких переходов в микрокоманде должна быть адресная часть.
При естественной адресации обычно используются микрокоманды двух типов: операционные и управляющие. Операционная микрокоманда содержит только операционные поля