Заглавие на работа: управлявани устройства с програмируем логически
Специализация: информатика, кибернетика и програмиране
Описание: AK ЛЕКЦИЯ номер 13 успя устройства с програмируеми логически функции на звеното за управление на системата за контрол на CU компютър изпълнява по време на управлението на изчислителната процес чрез осигуряване на автоматично изпълнение ком
Размер на файла: 181 KB
изтеглен на работа: 27 души.
AK ЛЕКЦИЯ номер 13 успя устройства с програмируем логически
Централните ръководни функции
Първият етап в цикъла на машината е за вземане на проби от командата памет (стъпка VC). Целевата функция на тази фаза ще бъде по-нататък CP-VC.
За проба команда, стъпка на декодиране на оперативната си част (Кодът). За простота, ние смятаме, докато тази стъпка като част от VC на сцената.
Накрая, последният етап от цикъла на двигателя, стъпките, посочени функция изпълнение операция мишена # 151; ZF-IR. Очевидно е, че броят на модификации CF-IO е броят на операциите налични в системата VM команди.
Класиране обективни функции напълно определя динамиката на оборудването за контрол и цялата виртуална машина като цяло. Този ред е удобно, за да изберете и да показва потока диаграма на етапа на неговото изпълнение команда (GSE). Както фърмуер графика диаграма GEN съдържа първоначалните крайните и условни върховете на оператора. Началните и крайните върхове подпечатан символ на определена команда, както в конвенционален върха записано логично състояние, което засяга реда на етапите. В горната част на оператора да се поберат оператори етапа.
Формата на фазата на запис на оператора # 151; Това е задача на оператор, в които:
• отляво на знака за присвояване показва името на резултата от действия, извършени на сцената;
• правото на знака на заданието е записан идентификатор на целевата функция, което определя настоящото действие, следван (в скоби) списък на началния етап на данни.
Резултат изпълнение операция R0i. произведени в петия етап от цикъла на машината, в зависимост от опкод и I-Копи команда (Су определя модификация-IO) код 0I първия операнд и втория операнд код # 151; резултат на предишното (I # 151; 1) -ти операция R0i-1: R0i = IO (Копи, 0I, R0i-1).
В съответствие със структурата на потока структура стъпки всички VM команди могат да бъдат разделени на три типа:
• команди като "Билд" (SL);
• команди като "Record" (Sn);
• команди като "Условно скок" (UE).
Типични поток диаграма на етапите, показани на фиг. 6.1.
състояние местоположение е тестван и определя K0pi Кодът.
Структурата на устройството за управление
изпълнение на фърмуера обективни функции, изброени по-горе, инициирани посочва оборудването, което генерира необходимата последователност от управляващи сигнали и част от МС на част контрол.
Структурата на управляващата част на МС включва:
• автоматично фърмуер (ИПП);
• Прекъсване приоритет възел и SCP).
RK команда регистър за получаване на следващата инструкция от паметта. Автоматично фърмуера на базата на резултатите от декодирането на операционната отбор (CPC, Калифорния) генерира определена последователност на microinstructions, което води до изпълнение на всички функции на МС.
В зависимост от начина на формиране на машини фърмуер microinstructions се отличават:
• схванат или хардуер логика;
• програмируем логически.
Възел прекъсне приоритети и ни дава възможност да се отговори на различни ситуации, като и двете свързани с изпълнението на работни програми, както и със състоянието VM.
• оперативен блок за управление на устройството (OPUU);
• брояч на инструкциите (IC).
Индексите на н съкращения (рецепция) и B (емитиране) означават Фаза предава код. Всяка двоичен цифров код се предава от еднофазен една верига (и доставя само до съответния S вход на тригер). Всеки бит paraphase предадения код на две вериги (и навлиза в S и R входовете на съответния тригер) не е необходима предварителна нулиране приемник тригер.
Структурата на МС може също да включва допълнителни компоненти, по-специално тези на приемащата директен достъп памет. Този възел обикновено е изпълнен като отделно устройство # 151; контролер, директен достъп до паметта (PPDK). PPDK осигурява подреждане във времето на работа на обслужващия блок с обмена на информация между процеса на ОП и другите виртуалните устройства, което води до повишаване на общата производителност на машината.
Много често различни регистри W единици са комбинирани в отделен контролен възел (специални) контролер регистри.
• MPA с ォ サ трудно логика или изпълнение на хардуер;
• MPA с програмируем логически.
Автоматично фърмуер програмируем логически
Идеята се основава на факта, че за образуването на всички микроорганизми операции съответните достатъчно за образуване на управляващ сигнал (CS) на съответната линия на контрол, който е линия на предаване в активно състояние. Това може да бъде представлявана от нули и единици, 1 (активно състояние # 151; има SU) и вода (пасивно състояние # 151; Не SU). За микро инструкции, изпълнявани в даден цикъл, е възможно да се образуват контролна дума, в която всеки бит съответства на една дума линия. Тази контролна дума се нарича микро инструкции (МК). По този начин, микро инструкции могат да бъдат представлявани от контролна дума с комбинацията си от нули и единици. Последователността на microinstructions които реализират определен етап от цикъла на машината, образува фърмуер. В терминологията на английски език често се нарича фърмуера на фърмуера, подчертавайки факта, че той е кръстоска между оборудването (хардуер) и софтуер (софтуер). Firmware за всеки отбор VM и за всеки етап от екипите на цикъл са поставени в специална памет на фърмуера, наречена памет (PMK). Процесът на образуване може да се реализира SU, последователно (всеки импулс) екстрахиране на microinstructions фърмуер от паметта и тълкуване на информацията, съдържаща се в тях на управляващите сигнали.
Идеята е интересуваше много дизайнери VM, но това не беше реализуема, защото това изисква използването на бърза памет е сравнително голям капацитет. Отново се върна към него през 1964 г., по време на създаването на система IBM 360. Оттогава устройството за управление с програмируем логически са станали изключително популярни и са построени в много виртуални машини. В тази връзка, трябва да споменем, патентованата акад Глушков стъпка принцип microprogramming, той осъзна, за първи път в колата Promin ォ サ.
Контрол Принцип на микропрограмата съхранява в паметта
Отличителна черта на машина фърмуер програмируема логика е да съхранява microinstructions под формата на кодове в специална памет # 151; Firmware памет. Всеки VM команда в този склад изрично съответства на фърмуера, така че често устройството за управление, която включва автоматично фърмуер програмируема логика, наречена микропрограмно.
където N MK # 151; общият брой на microinstructions; Ncy # 151; общият брой на генерираните контролни сигнали.
От своя страна, изисква капацитет на паметта е равна на фърмуера
Информация за който контролира трябва да бъдат генерирани сигнали по време на изпълнението на текущата MC, съдържаща се в кодирана форма в mikrooperatsionnoy част (МО) микро инструкции. Метод за кодиране на микро до голяма степен определя сложността на контрол хардуерно устройство и неговите експлоатационни характеристики на. Използваните в изпълнения на кодиране контрол микро инструкции сигнали може да се намали до три групи: минималната Кодирането (хоризонтална microprogramming), максималната кодиране (вертикална microprogramming) и цикъл-дължина, кодиращ (смесен microprogramming). Конструкции микропрограмно автомати за различни методи за кодиране микро показани на Фиг. 6.9.
С хоризонтална microprogramming (вж. Фиг. 6.9, а) за всеки контролен сигнал в част от mikrooperatsionnoy на микро инструкции разпределени един бит (R п = N CY). Това позволява един микро инструкции образуват всяка комбинация от SU, което осигурява максимална производителност на микро успоредност. Освен това, не е необходимо за декодиране на регистъра МО и изходи microinstructions може да бъде свързан директно към съответните Контролираните точки за VM. Широкото хоризонтална microprogramming все пак се предотврати високата цена на съхранение mikrooperatsionnyh части microinstructions (Емо = НМК * Ncy) и ефективността на използване на PMP получава ниска, тъй като голям брой микро-операции във всяка MK се реализира само един или няколко от тях, което е, по-голямата част от DoD зауствания съдържа нули.
В максимум (вертикално), кодиращ (вж. Фиг. 6.9, б) всеки UOP се определя специфичен код, като серийния номер в пълния списък на възможни микро-операции. Този код и записани в МО. МК Mikrooperatsionnaya част има минимална дължина, определена като логаритъм на брой двоични контролни сигнали (микро) от (6,2). Този метод кодиране изисква минимални разходи хардуер в SRL депозирани microinstructions, обаче, съществува необходимост в DshMK декодер, които трябва да се превръща в съответния микро операция код управляващия сигнал. С голям брой SU декодер въвежда значително забавяне във времето, и най-важното # 151; във всяка MK е показан само един управляващ сигнал, който стартира само един микро операция, като по този начин се увеличава дължината на фърмуера и по време на неговото изпълнение.
Последният недостатък се отстранява чрез свързване на енкодера изходи DshMK (W) (вж. Фиг. 6.9, в) че увеличава броя на SU формира едновременно. Естествено, добавянето на микро-индивидуален кодове следва да се предвиди кодове, които представляват и някои комбинации от микро-операции. За да се увеличи гъвкавостта на енкодер е по-добре да се изгради на основата на устройството за съхранение.
Вариантът, показан на Фиг. 6.9 в, особено ако използвате
където НД # 151; брой изходи декодер. При тези условия, разходите за съхранение, хардуер mikrooperatsionnyh MK части са сравнително малки:
Въпреки това, общият капацитет на паметта е равна на
когато е ясно, че най-близо НМК и MD версия губи значението си.
Минималният и максималният кодиране са двете крайни точки на широк спектър от възможни решения на проблема на кодиране SU. Междинна позиция е заета от група или смесен кодиране.
Тук всички управляващи сигнали (микро-OPS) са разделени на групи, K
В зависимост от принципа на микро дял в групи разграничи хоризонтална и вертикална вертикално хоризонтален кодиране.
Хоризонталната-вертикална метод (вж. Фиг. 6.9 гр) във всяка група включва взаимно несъвместими контролни сигнали (uops), т.е. SU, които никога не се появяват заедно в една микро инструкции. В този случай сигнали обикновено са генерирани в една и съща тактов цикъл, са в различни групи. В рамките на всяка група, управляващите сигнали се кодират максимум (вертикална) начин, докато групите # 151; минимум (хоризонтално) начин.
Yt всяка група е разпределена отделно поле в mikrooperatsionnoy на КН, общият капацитет на която е равна на
където N SU # 151; SU брой представено с първата област (група).
Общият капацитет на паметта счита версии фърмуер кодиране определя с израза:
В хоризонтален метод, вертикална (вж. Фиг. 6.9, г) на цялата поредица от управляващи сигнали (микро) също е разделен на няколко групи, но групата включва контролни сигнали (uops), най-често срещащи се в един единствен тактов цикъл. поле МО е разделен на две части: M01 и M02. поле M01. чиято дължина е равна на максималния брой на контролни сигнали (микро) в групата, е кодирана хоризонтално и поле М02 показващи принадлежността към определена група, # 151; вертикално. С промяната на групата варира и контролни точки, където управляващи сигнали от всяка позиция MO1 трябва да бъдат насочени. Това се постига чрез демултиплексори (PMD), контролирани от кодовия номер група на полето за МО.
Когато хоризонтални, вертикални и хоризонтални изправени методи кодиращи микро инструкции микро всяко поле носи фиксиран функция, т.е. съществува пряка кодиране. С непряк кодиране едно от полетата, запазено за тълкуване на други области. Един пример на непреки кодиращи microoperations може да бъде вертикално хоризонтален кодиране.
Фиг. 6.10. управляващо устройство Nanoprogrammnoe
Нека системата произвежда 200 контролни сигнали, а общата дължина е 2048 фърмуер microinstructions. Да приемем още, че действително се използва само 256 различни комбинации от управляващи сигнали. В случай на конвенционална W с хоризонтална капацитет контрол microprogramming памет възлиза на 2048 x 200, - 409 600 базисни пункта. Dri nanoprogrammirovanii фърмуер изисква памет на 2048 x 8 = 16384 бита и капацитет nanokomand памет от 256 х 200 = 51,200 бита. Така, общият капацитет на двата типа управление на паметта е 67584 бита.
С други думи, nanopamyat изпълнява функцията на управление енкодер сигнали (вж. Фиг. 6.9, с). Следните връзки: RM Nanoprogrammirovaniya основен недостатък е ниска скорост, тъй като изпълнението на микро инструкции изисква две памет достъп, които, обаче, частично компенсира изключение на веригата на декодер, вертикалната характеристика microprogramming. Паметта на две нива се разглежда като начин за намаляване на необходимия капацитет на РНС, неговата употреба е подходящо само при повторни микро-операции в фърмуера. Когато разделянето на микро-сфери може да действа на два принципа: по функционално предназначение SU и ресурси. Функционално кодиране допуска, че всяка област съответства на определена функция в VM. Например, информация може да се влезе в акумулатора от различни източници, както и за установяване на източника едно поле могат да бъдат разпределени в микро инструкции, където всяка кодова дума е прикрепен към определен източник. Когато кодиране VM ресурс се разглежда като съвкупност от независими ресурси (памет, UVV, алуминий, и така нататък. П.), И всеки от определените за микро инструкции своята област. Осигуряване на изпълнение последователност на microinstructions Фиг. 6.11 е показано възможно поставяне на микро-операции в паметта на фърмуера. Съдържание на микро-MSP определя последователността да се извършва на всеки етап от екипа на цикъл, както и поредица от стъпки. Всяка стъпка е представена от съответния фърмуер. Firmware микро инструкции завършен преход, който определя следващите стъпки. Паметта на контрол също има специален превключвател на фърмуера: в зависимост от текущото функциониране кода го показва фаза на изпълнение команди, за да бъде изпълнена. Предимно микро инструкции в микропрограмно изпълнява последователно, но като цяло, от порядъка на микро не е фиксиран. Поради тази причина, W е необходимо да се осигури ефективна система за осъществяване на прехода. Преходите е безусловна и условно, са неразделна част от всяка фърмуера.