Замена входных переменных и кодирование состояний

Обычно число переменных, от которых существенно зависит каждый переход в микропрограммном автомате (МПА), невелико по сравнению с мощностью множества входных переменных. Пусть МПА задан таблицей переходов-выходов, Табл. 1. Рассмотрим способ реализации МПА, основанный на замене множества входных переменных Х множеством новых переменных Р, содержащим, как правило, существенно меньшее число элементов. Обозначим через X{a_m} множество входных переменных, определяющих все переходы автомата из состоянияa_m. В рассматриваемом примере :

X(a₁)={x₁},X(a₂)=,X(a₃)={x₇,x₈},X(a₄)={x₁,x₂,x₃},X(a₅) = {x₄,x₆},X(a₆) = {x₅,x₇},X(a₇)=,X(a₈) = {x₆}.

Из этих выражений видно, что наибольшее число переменных (три) случается на переходе из состояния а₄. Обозначим это число в общем случае черезGи образуем новое множество переменныхP={p₁,p₂ , ... ,p_G}. Ясно, что мощность этого множества меньше мощности множества входных переменных Х. На практике бывает значительно меньше. Тогда каждую переменную из множества Х можно заменить переменной из множества Р так, чтобыp_g=x_l, если в состоянииa_mпеременнаяx_lзаменена переменнойp_g.

Предположим, что в примере замена переменных уже сделана так, как это представлено в Табл. 2. В этой таблице на пересечении строки a_m и столбцаp_gзаписан элементx_l , если в состоянииa_mпеременнаяx_lзаменяется переменнойp_g.

Таблица 32

am	as	X(am,as)	[am]	[as]	P(am, as)	Yt	D1 D2 D3	h
a1	a1 a3	x1 x1	000	000 001	p1 p1	- Y0 y7 Y8	0 0 0 0 0 1	1 2
a2	a3	1	011	001	1	y10 y11 Y4	0 0 1	3
a3	a6 a8 a2	x7 x7 x8 x7 x8	001	101 111 011	p2 p2p3 p2p3	y10 y11 Y4 Y0 y2 y5 y10 Y1	1 0 1 1 1 1 0 1 1	4 5 6
a4	a1 a3 a7 a4	x1 x3 x1 x3 x1 x2 x1 x2	010	000 001 100 010	p1p3 p1p3 p1p2 p1p2	y3 y4 Y2 y1 y3 y4 Y3 y3 y4 Y7 y1 Y6	0 0 0 0 0 1 1 0 0 0 1 0	7 8 9 10
a5	a4 a5 a8	x4 x6 x4 x6 x4	110	010 110 100	p1p2 p1p2 p1	y6 y13 Y9 y6 y13 Y9 y6 y8 Y5	0 1 0 1 1 0 1 0 0	11 12 13
a6	a2 a3 a8	x5 x5 x7 x5x7	101	011 001 111	p1 p1p2 p1p2	y10 y11 Y4 y12 Y10 y10 y11 Y4	0 1 1 0 0 1 1 1 1	14 15 16
a7	a5	1	100	110	1	y1 Y6	1 1 0	17
a8	a8 a5	x6 x6	111	111 110	p2 p2	- Y0 y9 y11 Y7	1 1 1 1 1 0	18 19

Предположим, что связь входных переменных и состояний, переход из которых они инициируют, а также новые переменные, заменяющие исходные, представлены в Табл. 2. В этой таблице в столбцы p₁,p₂,p₃записаны имена новых переменных, от которых существенно зависит переход из состоянияa_mв любое состояниеa_s. Из таблицы видно, что р₁должна быть равна х₁в состояниях а₁и а₄, х₄в состоянии а₅, х₅в состоянии а₆. Тогда выражение для р₁будет иметь вид

p₁=a₁x₁a₄x₁a₆x₅.

Действительно, если МПА находится в состоянии а₁, то а₄= а₅= а₆= =0, а а₁= 1, поэтому р_{1 =} х₁. Выражения для р₁, р₂, и р₃можно получить непосредственно из табл. 2. Однако, если в какой либо клетке данного столбца таблицы стоит прочерк, то функция не полностью определенная, т.е. переменнаяp_gможет быть равна любой переменной в состоянииa_m. Точно так же переменная р₁не определена в состояниях а₂, а₇и а₈. В связи с этим в выражение для р₁можно добавить всевозможные слагаемые:a₂x_t,a₃x_t,a₇x_t,a₈x_t, используя их для упрощения р₁. В качествеx_tследует выбирать только переменные из столбца р₁. Тогда выражение для р₁ примет вид

p₁ = a₁x₁  a₄x₁  a₅x₄  a₆x₅  [(a₂  a₃  a₇  a₈) & (x₁  x₄  x₅)],

где доопределяющие слагаемые заключены в квадратные скобки. Для р₂и р₃получим аналогичные выражения и преобразуем их таким образом, чтобы дизъюнктивный сомножитель при каждой исходной переменной содержал имена тех состояний, переход из которых зависит от этой переменной, и тех состояний, которые не зависят от этой переменной.

p₁ = (a₁  a₄  [a₂  a₃  a₇  a₈] )x₁  (a₅  [a₂  a₃  a₇  a₈] )x₄ 

(a₆  [a₂  a₃  a₇  a₈] )x₅;

p₂ = (a₃  a₆  [a₁  a₂  a₇] )x₇  (a₄  [a₁  a₂  a₇] )x₂  (a₅  a₈  [a₁  a₂  a₇] )x₆;

p₃ = (a₃  [a₁ a₂  a₅  a₆  a₇  a₈] )x₈  (a₄  [a₁ a₂  a₅  a₆  a₇  a₈] )x₃.

Для кодирования состояний МПА используем диаграмму Вейча, размещая в ней имена состояний таким образом, чтобы они склеивались между собой, образуя интервалы наименьшего ранга. В каждой склейке могут участвовать метки состояний, соответствующие переменной x_j, в данном столбце табл.2, и метки состояний, занесенных в квадратные скобки данного уравнения. Если для кодирования состояний используются не все возможные кодовые комбинации, соответствующие всем наборам значений внутренних переменных, то неиспользуемые коды образуют области неопределенности функции (диаграммы), которые могут участвовать в любых склейках. Необходимо только следить за тем, чтобы в склейку, определяющую конъюнкцию при переменной xj, не попадали метки состояний , для которых обозначен переход в другие состояния под действием других переменных в этом же столбце таблицы. Очевидно, что разным способам размещения меток в диаграмме будут соответствовать разные выражения, определяющие новые внешние переменные МПА. Искусство разработчика состоит в минимизации суммарной сложности выражений, определяющих значения новых переменных.

T₁

T2 a5	a8	a2	a4
T3 a7	a6	a3	a1

Таблица 33

Pg am	p1	p2	p3
a1	x1	-	-
a2	-	-	-
a3	-	x7	x8
a4	x1	x2	x3
a5	x4	x6	-
a6	x5	x7	-
a7	-	-	-
a8	-	x6	-

В правой части Табл. 2 приведен возможный вариант кодирования состояний. В этом случае уравнения для новых входных переменных микропрограммного автомата примут вид:

p₁ = t₁ x₁  t₁t₂x₄  t₂ t₃x₅,

p₂ = t₂x₇  t₁t₃x₂  t₁t₂x₆,

p₃=t₂x₈ t₂x₃.

Введем в структурной таблице МПА, Табл. 1, дополнительный столбец P(a_m,a_s), в котором входные переменные из множества Х заменены переменнымиp₁,p₂,p₃в соответствии с Табл.2. В столбцы [a_m], [a_s] запишем коды состояний МПА в соответствии с размещением меток в диаграмме Вейча, показанном в правой части Табл.2, и определим функции возбуждения элементов памяти, а именно входные сигналыD- триггеров.

Следующим этапом проектирования МПА является построение логических функций возбуждения элементов памяти. Простейшим способом является построение этих функций непосредственно по таблице переходов-выходов (тривиальная реализация).

D₁ = a₃(p₂p₂p₃)  a₄p₁p₂  a₅(p₁p₂p₁)  a₆p₁p₂  a₇  a₈(p₂ p₂);

D₂ = a₃(p₂p₃  p₂p₃)  a₄p₁p₂  a₅(p₁p₂  p₁p₂)  a₆(p₁ p₁p₂)  a₇  a₈(p₂  p₂);

D₃ = a₁p₁  a₂  a₃(p₂  p₂p₃  p₂p₃)  a₄p₁p₃  a₆(p₁  p₁p₂  p₁p₂)  a₈p₂.

Преобразуя эти выражения с использованием правил склеивания, обобщенного склеивания и поглощения, получим:

D₁ = a₃(p₂  p₃)  a₄p₁p₂  a₅ (p₁  p₂)  a₆p₁p₂  a₇  a₈;

D₂ = a₃p₂  a₄p₁p₂  a₅p₁  a₆(p₁  p₂)  a₇  a₈;

D₃ = a₁p₁  a₂  a₃  a₄p₁p₃  a₆  a₈p₂.

Можно проверить, что суммарная сложность схем, реализующих преобразование переменных и функции возбуждения элементов памяти, меньше, чем при тривиальной реализации функций исходной таблицы. При больших таблицах этот выигрыш более существен.

Замену переменных и кодирование состояний автомата можно выполнять различными способами, которые будут приводить к различным выражениям для функций D₁, D₂,D₃и различным значениям сложностей схем. Поэтому важно выполнить замену переменных и кодирование таким образом, чтобы обеспечить минимальное число термов в окончательных уравнениях. С этой целью рекомендуется руководствоваться следующими правилами:

• до замены переменных произвести минимизацию числа строк таблицы переходов-выходов структурного автомата, так как это способствует уменьшению числа переменных, определяющих переход в строках таблицы;

• при замене переменных нужно стремиться поместить каждую переменную x_iв одном столбце таблицы замены, что, однако, не всегда возможно;

• при кодировании состояний важно, чтобы дизъюнкции в круглых скобках склеились в одну конъюнкцию.