Структурная схема устройства управления, реализующего названный способ адресации, имеет следующий вид:

Приведем вариант схемы для случая вертикального кодирования.

Блок – схема алгоритма работы микропрограммного устройства управления.

Z₁

0

1

Z₂

Z₃

Z₄

0

1

2. МК с одним адресом в адресном поле. Адресация МК- принудительная с одним адресом.

Sоп

X

А'

β

При БПУ X=0 и А_СЛ=А'β

При УПУ X=f и А_СЛ=А'X_f

Кодирование МК – горизонтальное.

Микропрограммные устройства управления с принудительной адресацией и одним адресом работает в соответствии с микропрограммой, имеющей следующий вид:

Z₁

0

1

Z₂

Z₃

Z₄

0

1

3. Естественная адресация команд.

Форматы микрокоманд (МК)

Операционная МК:

Р₁

Управляющая МК:

Р₁

Р₁ – признак, с помощью которого различаются эти две микрокоманды.

Алгоритм работы микропрограммного устройства управления имеет следующую граф - схему:

Р₂=1 при БПУ (поле Х=0)

Р₂=0 при УПУ (поле Х≠0)

А_сл = СТАМК + 1, если операционная МК А_сл = СТАМК + 1, если УПУ при условии х_i=l А_сл = А при БПУ и при УПУ, если х_i=1

X₁=P₁

X₂=P₂

X₃=x_i

X₄=сигнал «останов»

Z₁

0

1

Z₂

Операционная МК 0 1 Управляющая МК

Z₃ 1 БПУ

Z₄

0. УПУ

0. 1

Z₄ Z₅

0

1

Структурная схема микропрограммного устройства управления с естественной адресацией имеет следующий вид:

Примеры реализации некоторых алгебраических операций.

Пример 1.

Сложение - вычитание в дополнительном коде чисел, поступающих в дополнительном коде. Результат выдается в дополнительном коде(способ 1а)

1. Если S=A+B, то [S]_доп=[А]_доп+[B]_доп. Сложение по mod 2^m+1

2. Если S=A-B= А+(-В), то [S]_доп=[А]_доп+[В]_доп+2^-n (по mod 2^m+1) Если необходимо изменить знак у слагаемого В, т.е. получить -В, то

необходимо инвертировать все разряды числа, включая знаковый, и к

младшему разряду прибавить единицу (+2^-n).

Пусть

m=4, n=0, S=A-B, А=10, В=-3 S=10-(-3)=13

А_пр=0.1010=10 [А]_доп=0.1010 В_пр=1.0011=-3 [В]_доп=1.1101

Операция вычитания. ₊[А]_доп= 0.1010

[В]_доп= 1.0011

[S]_доп= 0.1101 =13

В этом способе знаковые разряды слагаемые участвуют в операции и поэтому переполнение разрядной сетки определяется с помощью одного из следующих методов:

1. Признак переполнения формируется в случае, если знаки А и В совпадают, но не совпадают со знаком суммы S.

2. Признак переполнения формируется, если не совпадают переносы в знаковый разряд П_m и из знакового разряда П_m+1, т.е.

П_m П_m+1 ɣ П_m П_m+1=1

На практике чаще используется второй метод, т.к. в первом методе знаки слагаемых нужно хранить до конца операции, а затем сравнивать со знаком суммы.

Примеры определения переполнения разрядной сетки.

а)А=12; В=5

₊ [А]_доп= 0.1100

[В]_доп= 0.0101

[S]_доп=1.0001 П_m=1

П_m+1=0

б)А=-12; В=-5; А_пр=1.1100 ; В_пр=1.0101 ₊ [А]_доп= 1.0100

[B]_доп= 1.1011

[S]_доп=10.1111

П_m=0 П_m+1=1

Структурная схема АЛУ для выполнения операций сложения - вычитания чисел, поступающих в дополнительном коде, имеет следующий вид:

Список микроопераций:

y₁:RG1(8:0):=X(8:0) T_прс:=0

y₂ :RG2(8:0):=X(8:0)

y₃ :RG1:=RG1+RG2

___

y₄ :RG1:=RG1+RG2+1

y₅ : T_прс:=1

y₆ : Z(8:0):=RG1(8:0)

Список условий:

1, если сложение

Х₁= 0, если вычитание

__ __

Х₂=П₉П₈ɣП₉П₈=1, если произошло переполнение разрядной сетки.

Микропрограмма выполнения операций сложение – вычитание чисел, поступающих дополнительном коде, имеет следующий вид:

у₁

у₂

Сложение 1 0 Вычитание

у₃ у₄

1 0

у₅ у₆

Пример 2.

Сложение – вычитание в модифицированном дополнительном коде чисел, поступающих в прямом коде (способ 2б).

Слагаемые А и В поступают в прямом коде. Сумма S формируется в прямом коде. В процессе сложения – вычитания в необходимых случаях слагаемые А и В могут переводиться в дополнительный код.

Структурная схема АЛУ имеет следующий вид:

Список микроопераций:

у₁ : Т_прс: = 0

у₂ : RG2(8:0):=X(8:0)

у₃: RG1(9:0):=X(8)X(8:0)

______

у₄: RG2(8):= RG2(8)

________

у₅: RG1(7:0):=RG1(7:0)

у₆: RG1:=RG1+1

у₇: RG1 := RG1+00. RG2(7:0)

_______

у₈: RG1:=RG1+11.RG2(7:0)+1

у₉ : T_npc: ⁼ 1

у₁₀: Z(8:0):=RG1(8:0)

В регистр RG1 и комбинационный сумматор SM вводится по дополни- тельному знаковому разряду. В начале операции в RG1 записывается моди - фицированный прямой код А, а в RG2 - прямой код второго слагаемого В. Вычитание сводится к сложению путем предварительного изменения знака слагаемого В на противоположный.

Сложение выполняется следующим образом:

1. Слагаемое А переводится в модифицированный дополнительный код.

2. В регистре RG1 формируется сумма S в дополнительном коде.

[S]_доп⁼[А]_доп +[В]_доп по mod 2^m+1

При этом выполняется либо микрооперация RG1 := RG1+00. RG2(7:0), если В>0; либо микрооперация RG1:= RG1+11. RG2(7:0)+1, если В<0.

3. Сигнал ПРС формируется на втором этапе, либо по несовпадению знаковых разрядов суммы в RG1, либо при получении результата S=-2^m

Т.е. S=11.0000 0000

4. На последнем этапе выполняется перевод суммы S из модифицированного дополнительного кода в прямой код, если на втором этапе не произошло переполнение разрядной сетки (ПРС).

Список условий:

X₁= 0, если выполняется операция вычитание

1, если выполняется операция сложение Х₂=P₂ = RG1(8)- знаковый разряд слагаемого А, при этом Р₁ – второй знаковый разряд, который называется также разрядом переполнения разрядной сетки ПРС.

X₃=P₃=RG2(8)- знаковый разряд слагаемого В.

Х₄= Р₁ + Р₂ = Р₁Р₂ɣР₁Р₂ - сумма по модулю 2 знаковых разрядов слагаемых А и В Х₄=1, если знаки P₁ и Р₂ разные Х₄=0, если знаки Р₁ и Р₂ одинаковые

Х₅= Р₄=1, если RG1(7:0)=0; Р₄ - сигнал обнаружения нуля (СОН) в значащих

разрядах регистра RG1.

y₁

y₂ Запись слагаемых А и В

в прямом коде в регистры.

y₃

Сложение 1

0. Вычитание

у₄ Изменение знака у второго

слагаемого В,если выполняется

0 операция вычитания.

1

y₅ Образование

дополнительного кода

y₆ слагаемого А, если А<0.

0. 1

y₇ y₈ Выполняется

операция

суммирования

1 0

Знаки Р₁ и Р₂ Знаки Р₁ и Р₂

разные одинаковые 0

1

если S=-2^m 1

0

Образование

y₉ y₅ прямого кода

суммы S

(переход от

y₆ дополни-го

кода к

прямому)

y₁₀

Пример 3.

Умножение двух чисел в прямых кодах. Сдвиг множителя и суммы частичных произведений вправо (способ 2.1)

С=А*В

А - множимое; В - множитель.

Структурная схема АЛУ имеет следующий вид:

Список микроопераций:

у₁: СТ:= 8 у₂ : RG3(8:0):=X(8:0) у₃: RG1(8:0):=X(8:0) у₄: RG2(8:0):=0

у₅: RG2(7:0):=RG2(7:0) + RG3(7:0)

RG2(8):= П₇ y₆: T_3H:=RGl(0)

RG1(8:0):=RG2(0).RG1(8:1) RG2(8:0):=0.RG2(8:1) y₇: СT:=CT-1

у₈: RG2(8):= 1, если результат C<0, то в RG2(8) записывается 1 y₉: Z(17:9):= RG2(8:0) Z(8:0):=RG1(8:0)

В каждом цикле модуль множимого А прибавляется к содержимому RG2 по сигналу у₅, если младший разряд RG1 равен 1. Затем содержимое RG1, RG2 и Т_зн сдвигается вправо на один разряд по сигналу у₆. После выхода из цикла (условная вершина Х₂) выполняется еще один сдвиг вправо по сигналу у₆, чтобы привести произведение в RG2 и RG1 к удвоенному формату. При этом в RG2 оказывается (m+1) старших разрядов, а в RG1 - (m+1) младших разрядов модуля произведения С. В триггере знака Т_зн находится знак множителя В. Произведению С присваивается отрицательный знак по сигналу у₈, если знаки сомножителей А и В разные.

Список условий:

X₁=P₁ - младший разряд множителя В

Х₂=P₄- содержимое счетчика циклов СТ

X₂= 0, если содержимое счетчика СТ больше нуля

1, если содержимое счетчика СТ равно нулю Х₃= Р₂ +Р₃- сумма по модулю 2 знаковых разрядов сомножителей В и А

y₁

y₂ Запись сомножителей

А и В в прямых кодах

y₃ в регистры RG3 и RG1

y₄ Установка значения

счетчика циклов.

0

1 Сложение модуля А с

суммой частичных

у₅ произведений. П₇ – пере-

нос из старшего разряда

сумматора SM.

y₆ Сдвиг вправо на один

разряд содержимого

y₇ регистров RG1 и RG2;

Вычитание 1 из счетчиков

циклов.

0

Выход из цикла

1

у₆ Сдвиг вправо на один

разряд.

0

1 Формирование знака произве-

у₈ дения С. 1- если знаки

сомножителей А и В разные.

у₉ Выдача результата на шину Z.

Пример 4.

Деление чисел с фиксированной запятой с восстановлением остатка (п=8, т=0). Числа - правильные дроби со знаком (способ 3.1).

Деление С=А/В выполняется на основе школьного алгоритма деления «уголком» и сводится к циклическому вычитанию делителя В из удвоенных частичных остатков (ЧОС) необходимое количество раз. В каждом цикле деления определяется одна цифра частного С.

Список микроопераций

у₁: CT:=8;RG1:=0

y₂:RG2(0:9):=X(0).0.X(l:8) у₃: RG3(0:8):=X(0:8) у₄: RG1(0):=1

у₅: RG2(1:9):= RG2(1:9)+1. RG3(1:8)+2^-8 у₆: RG2(1:9):= RG2(1:9)+0. RG3(1:8) у₇: RG2(0:9):=RG2(1:9).0

y₈: RG1(1:9):= RG1(2:9). RG2(1)

у₉: T_пpc: = 1 y₁₀: CT:=CT-1

y₁₁: RG2(0:9):=RG1(0).0.RG1(1:8) y₁₂: RG2(1:9):= RG2(1:9)+2^-8 y₁₃: Z(0:8):= RG2(0). RG2(2:9)

Микропрограмма начинается с установления начальных значений регистров и счетчика. После этого по сигналу у₄ устанавливается знак частного С=А/В и производится пробное вычитание модулей |А| - |В| = G₀ по сигналу у₅. Знак RG1(0) частного равен 1 если знаки делимого и делителя разные (условие Х₁=Р₁+Р₂). Пробное вычитание производится с целью выявления возможного переполнения разрядной сетки (ПРС). Если G₀>0, то возникает ПРС и триггер переполнения Т_прс устанавливается в 1 и деление не выполняется. Если результат пробного вычитания Go<0, то восстанавливается модуль делимого |А| по сигналу у₆. Далее (n+1) раз повторяется цикл деления. В каждом цикле содержимое RG2(частичный остаток) удваивается сдвигом влево на один разряд по сигналу у₇ и формируется новое значение частичного остатка (ЧОС) путем вычитания |В| по сигналу у₅. По знаку ЧОС, т.е. Р₃, формируется в младшем разряде RG1 очередная цифра частного С, для этого выполняется сдвиг влево разрядов RG1(вcex разрядов кроме знакового RG1(0)) с вводом справа в разряд RG1(9) значения Р₃= RG2(1), т.е. RG1(9):= RG2(1) по сигналу у₈. Если ЧОС меньше 0, то по сигналу у₆ восстанавливается предыдущий удвоенный остаток. Цикл деления завершается вычитанием 1 из счетчика СТ по сигналу у₁₀и анализом его состояния (условие х₃). После выхода из цикла деления результат С (кроме младшего разряда) передается из RG1 в RG2 по сигналу у₁₁ для округления до n разрядов. При округлении к младшему разряду RG2 прибавляется 1, если RG1(9) = P_s = Х₄ =1. В процессе округления может возникать ПРС, когда округленное значение |С|=1 (условие Х₂=Р₃).

Список условий:

X₁=P₁+P₂

X₂=P₃

X₃= 1, если СТ=0

0, если СТ>0

X₄=P₅=RG1(9)

у₁

у₂

у₃

0

1 Формирование знака

у₄ результата С

у₅ Пробное вычитание

|A| - |B|

0

у₉ 1

у₆ Восстановление |A|

у₇ Сдвиг влево RG2

у₅ Вычитание

у₈ Сдвиг RG1

А В С D

A B C D

0

1

у₆ Восстановление ЧОС

у₁₀

0

1

у₁₁ Передача

содержимого RG1 в RG2

0

1

у₁₂ Операция

округления

1

0

у₁₃ Выдача результата

на шину Z

Построение таблиц микрокоманд.

Рассмотрим пример составления таблицы МК для выполнения микропрограммы ускоренного умножения.

0 0 0

1 1 1

0

1

0

1

0

1

0

1

В приведенной микропрограмме (МП) ускоренного умножения количество различных МО равно N=7: {у₁, у₂,...., у₇}, количество различных ЛУ L=7: {х₁, х₂,...., х₇}, поэтому l= ]log₂(L+l)[=3, т.е. поле X должно иметь три разряда.

В соответствии с количеством вершин в графе МП требуемое количество ячеек УП Р' ориентировочно равно 16, поэтому Р = ]log₂ Р' [=4, т.е. разрядность адресных полей А₁ и А₂ равно 4.

Построим таблицу МК для случая принудительной адресации с двумя адресами в МК, используется горизонтальный способ кодирования микроопераций.

	Адрес ячейки	Микропрограмма				Примечание
		Sоп у1у2у3у4у5у6у7	Х	А1	А2	МО	ЛУ
Анач x1=0 x1=1 x2=0 x2=1 x3=0 x3=1 x4=0 x4=1 x5=0 x5=1 x6=0 x6=1 x7=0 x7=1	0000	0 0 0 0 0 0 0	001	0001	0010	-	х1
	0001	0 0 0 0 0 0 0	010	0011	0100	-	х2
	0010	1 0 0 0 0 0 0	000	0101	----	y1	БПУ
	0011	0 0 0 0 0 0 0	011	0101	0110	-	х3
	0100	0 1 0 0 0 0 0	000	0101	----	y2	БПУ
	0101	0 0 0 1 1 0 0	100	0111	1000	y4,y5	х4
	0110	0 0 1 0 0 0 0	000	0101	----	y3	БПУ
	0111	0 0 0 0 0 0 0	001	0001	0010	-	х1
	1000	0 0 0 0 0 0 0	101	1001	1010	-	х5
	1001	0 0 0 0 0 0 0	110	1011	1100	-	х6
	1010	1 0 0 0 0 0 0	110	1011	1100	y1	х6
	1011	0 0 0 0 0 0 0	111	1101	1110	-	х7
	1100	0 0 0 0 0 1 0	111	1101	1110	y6	х7
	1101	0 0 0 0 0 0 0	000	0000	----	-	Ост.
	1110	0 0 0 0 0 0 1	000	0000	----	y7	Ост.

В этой таблице каждая строка соответствует одной ячейке управляющей памяти (УП). Адрес ячейки указан в старших четырех разрядах строки. В остальных разрядах строки записана микрокоманда. Длина микрокоманды (количество разрядов в ячейке УП) равна K=N+l+2p=18 т.к. N=7, l=3,а р=4.

В графе «Примечание» указаны микрооперации (МО), входящие в данную МК и ЛУ, проверяемые при выполнении МК. Прочерк в графе МО означает пустую МК.

Строки таблицы заполнены в соответствии с графом МП. Из графа следует, что первая МК является пустой (условная вершина x₁ ) и осуществляется УПУ по значению х₁. Поэтому в поле S_оп для нулевой строки записаны нули, а в поле X записан номер ЛУ х₁, т.е. Х=001. В полях А₁ и А₂ указаны адреса первых следующих свободных ячеек УП, т.е. А₁=0001, а А₂=0010. Таким образом первая МК передает управление следующей МК с адресом А₁ =0001 при x₁=0 и МК с адресом А₂=0010 при x₁=1.

Таким образом, при х₁=0 должна выполняться УПУ по значению х₂. Поэтому в первой строке таблицы записана пустая МК, передающая управление A₁=0011 при х₂=0 и А₂=0100 при х₂=1.

При x₁=1 осуществляется переход к операторной вершине, в которой записана МО у₁. Поэтому во второй строке таблицы записана МК, формирующая выходной сигнал у₁ и осуществляющая БПУ в следующую свободную ячейку с адресом 0101. Таким образом, во второй строке в поле

S_oп единица записана в первом разряде, соответствующем сигналу у₁, т.е. S_oп=100 0000, а в поле X записаны нули, т.к. переход к следующей МК

безусловный и никакое ЛУ не проверяется. В поле A₁ записан адрес 0101, а значение адреса безразлично (переход по А₂ не происходит).

При х₂=0 выполняется УПУ по значению х₃. МК, проверяющая значение х₃ записана в третьей строке таблицы. При этом, если х₃=0, то происходит БПУ к вершине, в которой записаны у₄ и у₅, а при х₃= 1 - БПУ к вершине у₃. Поэтому в третьей строке записана пустая МК (S_oп⁼0) с проверкой условии х₃ (Х=011) и адрес А₁=0101. Этот адрес был ранее зарезервирован для МК, формирующей сигналы у₄ и у₅. В поле А₂ записан адрес следующей свободной ячейки, т.е. А₂=0110.

При х₂=1 выполняется МК, формирующая МО у₂ и БПУ по адресу 0101 т.е. A₁=0101 в четвертой строке таблицы и S_оп=010 0000 (у₂=1).

Наконец, в МК по адресу 0101 записана сама МК формирующая МО у₄ и у₅ и УПУ по значению х₄. Таким образом, в поле S_оп записано S_оп=000 1100. Из графа следует, что при х₄=0 выполняется возврат в начало МП. Однако указать в поле А₁ адрес нулевой ячейки нельзя, т.к. по А_нач=0000 происходит останов МП. Поэтому в пятой строке в поле А₁ указан адрес следующей свободной ячейки , т.е. A₁=0111, в которой повторено содержимое нулевой ячейки, а в поле А₂ записан адрес А₂=1000.

В шестой строке (строке 0110) записана МК формирующая МО у₃ и осуществляющая БПУ к МК из пятой строки.

В седьмой строке, как уже отмечалось, повторено содержимое нулевой ячейки.

В восьмой строке записана пустая МК (с S_оп=000 0000), проверяющая ЛУ х₅ с УПУ по адресам А₁=1001 и А₂=1010.

В девятой строке записана пустая МК поверяющая ЛУ х₆ и с УПУ по адресам А₁=1011 иА₂=1100.

В десятой строке записана МК, формирующая МО y₁, т.е. S_оп=l00 0000 и проверяющая следующее условие х₆ с последующим УПУ по адресам А₁=1011 и А₂=1100.

В одиннадцатой строке записана пустая МК, проверяющая х₇ и с УПУ по адресам А₁=1101 и А₂=1110.

В двенадцатой строке записана МК, формирующая у₆, проверяющая х₇ и с УПУ по адресам А₁=1101 и А₂=1110.

В тринадцатой строке записана пустая МК, осуществляющая БПУ на конечную вершину с адресом А_нач=0000 и остановом.

В четырнадцатой (последней) строке записана МК, формирующая у₇, с выходом на конечную вершину с адресом А_нач=0000 и остановом.