Кодирование наборов микроопераций

Выходные сигналы у_i (микрокоманды), вырабатываемые управляющим автоматом, сгруппированы в операторных вершинах ГСА в виде наборов, инициирующих выполнение операционным автоматом (ОА) совместимых микроопераций. Совместимые микрооперации – это такие, которые могут быть выполнены ОА одновременно.

Пусть автомат должен генерировать n различных наборов микрокоманд из множества У = {у₁, у₂ …у _k }; обозначим i-ый набор как:

У_i = {у_i1, у_i2 …у_{i j} }.

Составим матрицу М _N*K, где N – количество различных наборов микрокоманд, а К – количество различных микрокоманд у_i, вырабатываемых автоматом. Элемент матрицы m_{i j} = 1, если микрокоманда у _j входит в набор У _i , а если не входит, то m _{i j} = 0. Если строки матрицы М (а значит и наборы У_i) не пересекаются, то в операционной части двоичного слова можно обойтись одним полем, в которое записывается номер набора У_i. Этот номер будет подаваться на один дешифратор DCу, на выходе которого будут сформированы микрокоманды у_i.

В нашем примере все микрокоманды у_i можно представить в виде следующих наборов:

У₀ = {у₇}; У₁ = {у₁, у₂ }; У₂ = {у₃}; У₃ = {у₄, у₅}; У₄ = {у₆};

Матрицу М представим в виде таблицы:

Из матрицы видно, что пересечение строк для всех пар У_i и У_j (при i ¹ j) пусто. Закодируем наборы У_i следующим произвольным образом:

К(У₀) = 000; К(У₁) = 001; К(У₂) = 010; К(У₃) = 011; К(У₄) = 100,

и изменим формат микрокоманды:

Количество разрядов двоичного слова при этом уменьшится до 11, а значит и уменьшится емкость необходимой памяти ЗУ до 55 бит. Пронумеруем разряды двоичного слова с 1 по 11 (как показано в таблице); номера разрядов будут соответствовать номерам выходов ЗУ на функциональной схеме автомата (рис.28).

Схема на рис.28 незначительно отличается от схемы на рис.27 по своему функционированию. Отличие – один дешифратор микрокоманд У_i , назначение которого описано выше.

Если наборы микрокоманд в матрице М пересекаются, то описанный в последнем примере подход к их формированию невозможен. Поэтому можно поступить следующим образом.

1. Если общее количество микрокоманд У_i невелико, то в операционной части двоичного слова можно выделить по одному разряду на каждую микрокоманду. В этом случае отпадает необходимость в дешифраторе DCу, так как в соответствующие разряды операционной части двоичного слова записываются значения (0 или 1) для всех У_i . Таким образом сигналы У_i берутся непосредственно с соответствующих выходов ЗУ. Если использовать такой подход для нашего примера, то разрядность двоичного слова увеличится до 15 бит, емкость ЗУ – до 75 бит, но из схемы автомата исчезнет дешифратор Dcу. Формат двоичного слова приведен ниже.

2. Если общее количество микрокоманд У_i достаточно велико и использование приема, описанного в п1, приведет к значительному увеличению длины операционной части двоичного слова, то можно поступить следующим образом: закодировать пересекающиеся наборы микрокоманд минимальным образом (например, как в предыдущих примерах), в операционной части двоичного слова записать коды этих наборов, а в схеме автомата вместо DСу использовать дополнительное ЗУ. Разрядность адреса этого ЗУ равна разрядности кодов наборов микрокоманд, разрядность слов, записанных в ЗУ, равна количеству У_i в автомате. Каждый разряд слова в этом ЗУ соответствует определенному У_i и в него записывается «0» или «1» в зависимости от значения соответствующего У_i в данном наборе микрокоманд. Например, если использовать данный прием для предыдущего примера, то дополнительное ЗУ должно иметь разрядность адреса равное 3, разрядность слов – 5. Вид такого ЗУ приведен на рис.29.

Если использовать кодирование наборов микрокоманд такое же, как в предыдущих примерах, то таблица программирования этого ЗУ будет иметь вид: