Методичка для курсового проектирования по ПТЦА

     Переход к микроподпрограмме с возвратом

     При реализации достаточно сложных вычислений удобно вос-

пользоваться механизмом микроподпрограмм.

     Одна и та же микроподпрограмма  может  быть  вызвана  из

разных точек вызывающих  микропрограмм.  Поэтому  при  вызове

микроподпрограммы необходимо запомнить адрес,  с  тем,  чтобы

восстановить его при возвращении из микроподпрограммы.  Чтобы

запомнить и восстановить адреса возврата от  вложенных  вызо-

вов, используется безадресная память - стек (stack).

     Принцип (дисциплина) работы стека описывается условием

"последний вошел - первым вышел" (Last In - First Out, LIFO).

чтобы описать этот принцип будем считать, что слова, хранящи-

еся в стеке, перенумерованы с помощью первых натуральных  чи-

сел 1,2,...,N. Слово с наибольшим номером  называют  вершиной

стека.

     Стек может выполнять следующие действия:

 -"чтение" слова с наибольшим номером,

 -"выталкивание" (стирание) из памяти слова с наибольшим  но-

   мером,

 -"запись" нового слова с присваиванием ему наибольшего номе-

   ра.

     При вызове микроподпрограммы выполняется операция "запи-

си" адреса возврата в стек. При возвращении из  микроподпрог-

раммы выполняется операция "чтения" адреса возврата, затем  -

"выталкивания" его же из стека.

     Операция "чтения" без "выталкивания" выполняется при ис-

пользовании стека для организации циклов.

     Разряды с именем "К" определяют тип  выполняемой  микро-

инструкции. В связи с тем, что теперь в  схеме  существует  4

источника адреса для управляющей памяти, возможны 4 типа  бе-

зусловных переходов, кроме того, возможны различные  условные

переходы в различных сочетаниях комбинирующие  эти  источники

адреса и входные переменные.

    С помощью комбинационной схемы CS разряды микроинструкции

"К" преобразуются в сигналы управления стеком и мультиплексо-

ром.

                 УПРАВЛЕНИЕ С ПРЕДВОСХИЩЕНИЕМ

     В конвейерном варианте для команд переходов по предикат-

ным переменным, зависящих без сдвига от сигналов  управления,

приходится добавлять еще один такт для того, чтобы  "увидеть"

значение переменной, по которой выполняется ветвление, и выб-

рать нужную МКИ.

     Можно построить управляющий автомат, в котором для уско-

рения выполнения программы  выполняются  следующие  действия:

Предварительно выбирается из ПЗУ одна из двух  альтернативных

МКИ, соответствующая наиболее вероятному значению  переменной

ветвления. Это значение должно храниться в той МКИ, после ко-

торой выполняется ветвление. В конце такта  выработанное  ре-

альное значение переменной сравнивается с предсказанным, если

они совпадают, то выбранная из ПЗУ МКИ записывается в  выход-

ной регистр, если нет, то предыдущий такт продлевается,  т.е.

не синхронизируются ОА и RG'МКИ. Микропрограмма  будет  такой

же как и для последовательного варианта взаимодействия  ОА  и

УА, но в МКИ добавляются два разряда:

 F = { 1, если используется предвосхищение; 0, если нет },

 P - наиболее вероятное значение переменной ветвления.

     Фрагмент схемы УА, обеспечивающий  предвосхищение  может

быть таким:

    ──────────────┐  │          │W

           ┌┬──┬┐ │ ─V┬───┐ q  ┌A───┐  f

      t    ││RG││ └──>┤MUX├───>┤ SS ├<──────────────────────┐

    ──┬───>┤│  │├────>┤   │┌──>┤    ├<─────────────────────┐│

      │    ││  ││     │   ││t  │    │  p                   ││

      │  ─┴┴──┴┘     └───┘│ ─┴┬───┘                      ││

      │   │                │  │ │j                         ││

      └───┼────────────────┘  │─V┬───┐   ┌─────┐ P  ┌┬──┬┐p││

          │                   │  │MUX│   │ ROM ├───>┤│RG│├─┘│

          │                   │  │   │   │     │ F  ││  ││f │

          │                   │          │     ├───>┤│  │├──┘

          │                   │          │     │    ││  ││

          │                   │          │     ▐███>││  │▐██>

          │                   │          │     │    ││  ││

      C   │                   │          └─────┘ ─A┴┴──┴┘

      ────┴───────────────────┴───────────────────┘└────── W

     Пусть c=1 в конце такта.

     Схема SS это автомат, который может находиться  в  одном

из двух состояний s0 и s1,

если  s0, 0f,            то  w=1, j=q

если  s0, 1f, 0c,        то  w=0, j=p

если  s0, 1f, 1c, p==t,  то  w=1, j=p

если  s0, 1f, 1c, p=/=t, то  w=0, j=x, переход в  s1

если  s1,                то  w=1, j=q, переход в  s0

1	2	3	4	5

Copyright © Radioland. Все права защищены.
Дата публикации: 2004-09-01 (0 Прочтено)