ЗАВДАННЯ
Ділення без відновлення залишку із зсувом залишку
У формі з фіксованою комою: формат (1, 8)
Додатковий код
Двійково-десяткова система числення (код 8421, 8421 +6)
Контроль за модулем
Синхронний автомат Мілі
Логічний елемент "АБО-НІ"
Тригер JK-типу
Завдання видав (___ (_______ 2003р. Викладач (Шерстобитова Т.М.
Завдання прийняв (___ (_______ 2003р. Студент (Родіонов С.В.
. Спеціальність: 3704 Група: ЕОМ 00-2
.
ВСТУП
Як відомо цифрові електронні обчислювальні машини, тобтокомп'ютери, призначені для обробки цифрової інформації і єприватним, але найбільш поширеним видом цифрових автоматів. Дляуспішного вивчення загальних принципів обробки цифрової інформаціїраціонально, по можливості максимально, відволіктися від реального апаратногозабезпечення комп'ютера і розглядати комп'ютер як деякий абстрактнийцифровий автомат, який використовується для обробки інформації, представленоїв цифровій формі. Знання з прикладної теорії таких автоматів необхіднідля успішного пошуку нових принципів побудови комп'ютерів,вдосконалення вже відомих алгоритмів обробки цифрової інформації,грамотної експлуатації обчислювальної техніки та розробки різногопрограмного забезпечення.
Для всього цього необхідні чіткі знання арифметичних і логічнихоснов цифрових автоматів, принципів аналізу та синтезу цих автоматів.
В даному курсовому проекті описаний процес проектування керуючогоавтомата (УА), що здійснює управління виконання операції ділення безвідновлення в коді 8421, 8421 +6. Курсова робота складається з двохрозділів: розробка алгоритму виконання операції і безпосередньосинтезу УА, що реалізує цей алгоритм, а також програми на мовіпрограмування Асемблера, що виконує операцію ділення в коді 8421,
8421 +6.
Основною метою курсової роботи є закріплення основнихтеоретичних положень курсу ПТЦА, придбання практичних навичок зобробці алгоритмів виконання арифметичних операції в ЦВМ, побудовікеруючих цифрових автоматів, засобів їхнього контролю та діагностики.
1. Розробка прошивки виконання операції
1 Представлення чисел з фіксованою комою
Необхідність у вказівці положення комою відпадає, якщо місцекоми в розрядної сітки машини заздалегідь фіксовано раз і назавжди. Такаформа представлення чисел називається поданням з фіксованою комою
(точкою).
Так як числа бувають позитивні і негативні, то формат
(розрядна сітка) машинного зображення розбивається на знакову частину іполе числа. У полі числа розміщується саме зображення числа, яке миумовно називаємо мантиса числа. Для кодування знака числа використовуєтьсясамий старший розряд розрядної сітки, відведеній для зображення двійковогочисла, а інші розряди відводяться під мантиса числа. Положення комоюв розрядної сітці строго фіксується, зазвичай або праворуч від самого молодшогорозряду мантиси, або ліворуч від самого старшого. У першому випадку числопредставляється як ціле, в другому - як правильна дріб.
В даний час, в переважній більшості, в комп'ютерах в форматіз фіксованою точкою представляються цілі числа.
У знакову частина записується інформація про знак числа. Прийнято, щознак позитивного числа "+" зображується символом 0, а знакнегативного числа "-" зображується символом 1.
1.2 Огляд додаткового коду числа
ВІДОМО, що одним із способів виконання операцій віднімання Є
ЗАМІНА ЗНАКА Віднімається На протилежній і додавання ЙОГО До
Зменшується:
А - В = А + (- В)
Цим операцію арифметичного віднімання замінюють операцієюалгебраїчного додавання, яку можна виконати за допомогою двійковихсуматори.
Для машинного подання від'ємних чисел використовують йогододатковий код. Визначення цього коду може бути дано наступнимчином. Якщо число А в звичайному двійковому коді - прямому двійковому коді,зобразити як
[A] пр = 0.an an-1 an-2 ..... a1 a0,
тоді число - А в цьому ж коді представляється як
[-A] пр = 1.an an-1 an-2 ..... a1 a0,
тоді число-A в додатковому коді зображується у вигляді < p> [-A] дод = [-A] про + 1
де
[-A] про = 1.an an-1 an-2 ..... a1 a0,
де ai = 1, якщо ai = 0, ai = 0, якщо ai = 1,
ai - цифра i - того розряду двійкового числа. Отже, при переході відпрямого коду до зворотного всі цифри розрядів мантиси числа інвертується.
Таким чином, для отримання додаткового коду негативних чиселпотрібно спочатку Інвертувати цифрову частина вихідного числа, в результатічого виходить його зворотний код, а потім додати одиницю в молодший розрядцифрової частини числа.
Додатковий код деякого числа виходить його заміною на новечисло, що доповнює його до числа, рівного вазі розряду, наступного за самимстаршим розрядом розрядної сітки, яка використовується для представлення мантисичисла в форматі з фіксованою комою. Тому такий код числа називаєтьсядодатковим.
Підкреслю, що додатковий код використовуються тільки дляподання негативних двійкових чисел. Позитивні числа в цьому кодіне міняють свого зображення, і представляються як в прямому коді.
Таким чином, цифрові розряди негативного числа в прямому кодізалишаються незмінними, а в знаковій частині записується одиниця.
1.3 Розгляд процесу виконання операції ділення без відновлення в коді 8421,8421 +6
a) Двійково-десяткова система числення:
Двійково-десятковий код (Д-код) десяткового числа, це таке йогоподання, в якому кожна десяткова цифра зображується чотирмадвійковими розрядами (тетрадою з двійкових символів):
A = (a4, n a3, n a2, n a1, n) n (a4, n-1 a3, n-1 a2, n-1 a1 , n-1) n-1 ... (a4, 0 a3, 0a2, 0 a1, 0) 0,
де - двійкові розряди тетради, i - номер розряду всередині тетради, j --номер самої тетради.
Для однозначності перекладу чисел в Д-код і назад бажано, щоброзряди зошити мали певну вагу. Максимальна допустима кількість втетраді - 9. Якщо виникає число 10 і більше, то одиниця переходить внаступну старшу тетраду. Існують різні Д-коди, ми розглядає Д -код, вага розрядів, тетради якого наступний: 8, 4, 2, 1.
| Десяткові | 8421 | 8421 (+6) |
| цифри | | |
| 0 | 0000 | 0110 |
| 1 | 0001 | 0111 |
| 2 | 0010 | 1000 |
| 3 | 0011 | 1001 |
| 4 | 0100 | 1010 |
| 5 | 0101 | 1011 |
| 6 | 0110 | 1100 |
| 7 | 0111 | 1101 |
| 8 | 1000 | 1110 |
| 9 | 1001 | 1111 |
б) Властивості коду 8421
1) Коди 8421 і 8421 (+6) взаємно доповнюють один одного, і це властивістьвикористовується при виконання алгебраїчного складання.
-3 = 1.0011 пк
1.1100 ок
1
1.1101 дк = | 7 |
1.1101 (7 (8421)
1.1101 = 7 (8421 (+6))
Для розглянутого коду 8421нельзя отримати зворотний абододатковий код простим інвертування, тому що інвертірованіе наборузошити означає отримання доповнення до.
Отже, необхідно прибрати різницю. Один з використовуваних прице прийомів полягає в тому, що у всі цифрові тетради числа в коді 8421додається 0110 і після цього проводиться інвертірованіе набору.
Отримане зображення являє собою зворотний код числа. Адодатковий код виходить, як завжди, додаванням 1 до молодшого розрядумолодшої тетради.
2) адитивність системи:
Сi = I1I2I3 ... In
Cj = J1J2J3 ... Jn
Eij = E1E2E3 ... En
Система числення 8421 аддитивна
3 = 0.0011
4 = 0.0100
7 = 0.0111
в) алгебраїчне складання в коді 8421,8421 +6
Перший випадок - якщо складові тетради мають однакові знаки
А> 0, В> 0, (-?
A 0 і при цьому не було перенесення p = 0, то виконується К = - 6
Якщо (<0 сума виходить в коді 8421 (+6), якщо при цьому був перенесенняp = 1, то виконується К = 6,
Якщо (<0 сума виходить в коді 8421 (+6), якщо при цьому не булоперенесення p = 0, то виконується К = 0
г) Ділення в коді 8421, 8421 +6
1) Тетрада розглядається як єдине ціле, і зрушення здійснюється наодну тетраду після формування черговий тетради приватного.
2) Для формування тетради приватного з ділене віднімають дільник дотих пір, поки знак залишку не зміниться на протилежний. Якщо післяпозитивного залишку отримали негативний, то він не відновлюється,в наступну тетраду приватного записується 9 і після зсуву починаєтьсядодаток дільника, на кожну негативну залишок з поточної тетрадиприватного віднімається 1. При зміні знака на позитивний в наступнутетраду приватного записується 0 і на кожен позитивний залишок у поточну тетраду приватного додається 1.
3) Поява залишку з протилежним знаком є ознакою кінцяформування черговий тетради приватного, здійснюється зсув залишку відразуна одну тетраду. І переходять до формування наступної тетради приватного.
4) Кожне алгебраїчне складання потребує відповідної корекції.
5) Пункти 2,3,4 повторюють стільки разів, скільки потрібно отримати зошит уприватному.
Реалізація прикладу в десятковому вигляді:
| + | 0.13570011 | 0.5733 |
| | 9.4267 | 0. 9 0 |
| | | 9 0 |
| (| 9.56240011 | -1 (1 |
| + | 5.62400110 | -1 1 |
| | | -1 (1 -1 +1 |
| | 0.5733 | -1 (1 |
| | | -1 1 |
| + | 6.19730110 | -1 |
| | | -1 1 |
| | 0.5733 | -1 |
| | | -1 1 |
| + | 6.77060110 | -1 |
| | | -1 1 |
| | 0.5733 | -1 |
| | | 1 |
| + | 7.34390110 | 0. 2 3 |
| | | 6 7 |
| | 0.5733 | |
| + | 7.91720110 | |
| | 0.5733 | |
| + | 8.49050110 | |
| | 0.5733 | |
| + | 9.06380110 | |
| | 0.5733 | |
| + | 9.63710110 | |
| | 0.5733 | |
| (| 0.21040110 | |
| + | 2.10401100 | |
| | 9.4267 | |
| + | 1.53071100 | |
| | 9.4267 | |
| + | 0.95741100 | |
| | 9.4267 | |
| | 0.38411100 | |
| + | | |
| | 9.4267 | |
| (| 9.81081100 | |
| + | 8.10811000 | |
| | 0.5733 | |
| + | 8.68141000 | |
| | 0.5733 | |
| + | 9.25471000 | |
| | 0.5733 | |
| + | 9.82801000 | |
| | 0.5733 | |
| (| 0.40131000 | |
| + | 4.01310000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 3.43980000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 2.86690000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 2.29320000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 1.71990000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 1.14660000 | |
| | 9.4267 | |
| + | 0.57330000 | |
| | 9.4267 | |
| | 0.00000000 | |
Реалізація прикладу в двійковій-десятковому коді 8421, 8421 +6 д.к.1111 1010 1000 1100
1101
| + | 0000 0001 0011 0101 0111 0000 0000 0001 0001 | 0110 1011 1101 1001 1001 |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | 0000 1001 0000 1001 0000 |
| + | 1111 1011 1100 0010 0100 | |
| | | -0001 +0001-0001 +0001 |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| | | -0001 +0001-0001 +0001 |
| (| 1001 0101 0110 0010 0100 0000 0000 0001 0001 | |
| + | | -0001 +0001-0001 +0001 |
| | 0101 0110 0010 0100 0000 0000 0001 0001 0000 | -0001 |
| | | -0001 +0001 |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | -0001 |
| | | -0001 +0001 |
| + | 1100 0001 1111 1101 1001 | -0001 |
| | | -0001 +0001 |
| | 1010 1010 1010 1010 корекція | -0001 |
| | | 0001 |
| + | 0110 0001 1001 0111 0011 | 0010 0011 0110 |
| | | 0111 |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1100 1101 0111 0000 1100 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0110 0111 0111 0000 0110 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1101 0011 0100 1001 1111 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0111 0011 0100 0011 1001 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1101 1111 0001 1101 0010 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0111 1001 0001 0111 0010 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1110 0100 1111 0000 1011 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1000 0100 1001 0000 0101 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1111 0000 0110 1001 1110 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1001 0000 0110 0011 1000 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1111 1100 0011 1101 0001 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1001 0110 0011 0111 0001 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 0000 0010 0001 0000 1010 | |
| | 1010 | |
| | Корекція | |
| (| 0000 0010 0001 0000 0100 0000 0001 0001 0000 | |
| + | | |
| | 0010 0001 0000 0100 0000 0001 0001 0000 0000 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0001 1011 1001 0000 1101 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0001 0101 0011 0000 0111 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0000 1111 1011 1101 0100 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0000 1001 0101 0111 0100 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0000 0011 1110 0100 0001 | |
| | 1010 | |
| | Корекція | |
| + | 0000 0011 1000 0100 0001 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 1111 1110 0001 0000 1110 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| (| 1001 1000 0001 0000 1000 0001 0001 0000 0000 | |
| + | | |
| | 1000 0001 0000 1000 0001 0001 0000 0000 0000 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1110 1100 1110 0001 1010 | |
| | 1010 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1000 0110 1000 0001 0100 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1111 0010 0101 0101 1101 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1001 0010 0101 0100 0111 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 1111 1110 0010 1110 0000 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 1001 1000 0010 1000 0000 | |
| | 0110 1011 1101 1001 1001 | |
| + | 0000 0100 0000 0001 1001 | |
| | 1010 | |
| | Корекція | |
| (| 0000 0100 0000 0001 0011 0001 0000 0000 0000 | |
| + | | |
| | 0100 0000 0001 0011 0001 0000 0000 0000 0000 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0011 1010 1001 1111 1110 | |
| | 1010 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0011 0100 0011 1001 1000 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0010 1110 1100 0110 0101 | |
| | 1010 1010 | |
| | Корекція | |
| + | 0010 1000 0110 0110 0101 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0010 0010 1111 0011 0010 | |
| | 1010 | |
| | Корекція | |
| + | 0010 0010 1001 0011 0010 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0001 1101 0001 1111 1111 | |
| | 1010 1010 1010 корекція | |
| + | 0001 0111 0001 1001 1001 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0001 0001 1010 0110 0110 | |
| | 1010 | |
| | Корекція | |
| + | 0001 0001 0100 0110 0110 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| + | 0000 1011 1101 0011 0011 | |
| | 1010 1010 | |
| | Корекція | |
| + | 0000 0101 0111 0011 0011 | |
| | 1111 1010 1000 1100 1101 | |
| | 0000 0000 0000 0000 0000 | |
4 Структурна схема ОА
(Додаток А, лист № 1)
Для реалізації запропонованого алгоритму виконання операції діленнянеобхідні наступні операційні елементи:
1) Рг.А (0-19) - регістр дільника: 4р .- знак, 16р .- мантиса дільника.
2) СМ (0 -- 43) - суматор: 4р .- знак, 32р .- мантиса ділимо,
4р .- переноси.
3) Рг.В (0-19) - регістр приватного: 4р .- знак, 16р .- мантиса приватного.
4) регістр Рг.К (0-3) - регістр корекції.
5) лічильник Сч.1 - цей лічильник необхідний для формування тетради приватного.
6) лічильник Сч.2 - цей лічильник необхідний для виходу з циклу поділу, вихід буде здійснений після того, як будуть пройдені всі тетради.
7) лічильник Сч .3 - цей лічильник необхідний для виходу з корекції.
1.5 Розробка граф-схеми алгоритму (ГСА)
(Додаток А, лист № 2,3)
Для реалізації будь-якої арифметичної операції необхідно знатиалгоритм її виконання, нижче наводиться алгоритм операції ділення чисел зфіксованою комою в коді 8421, 8421 +6. Якщо блоки виконуютьсяпослідовно, то посилання на наступний блок не наводяться.
Таблиця 1 - Визначення блоків
| Номер блоку | Призначення |
| A00 (Л2) | Початок. |
| B00 (Л2) | Початкова установка: |
| | РМ: = X, Рг.А: = Y, Сч1: = 0, Сч2: = 0, Сч3: = 0, Рг.K: = "1010". |
| C00 (Л2) | Визначаємо знак приватного шляхом складання знакових розрядів |
| | Ділені й дільника за модулем два і заносимо його в |
| | Рг.B [16-19]. |
| D00 (Л2) | Перше пробне складання ділені й дільника, дільник в |
| | Додатковому коді. |
| F00 (Л2) | Перевіряємо СМ [40-43] = 0000, якщо Та то на G00 (Л2), інакше на |
| | B00 (Л3). |
| G00 (Л2) | Програма обробки переривань (АВОСТ). |
| | Видача повідомлення про переповнення. |
| B00 (Л3) | Перевіряємо СМ [22,23] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D00 (Л3), інакше на C01 (Л3). |
| C01 (Л3) | Перевіряємо СМ [21,23] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D00 (Л3), інакше на E00 (Л3). |
| D00 (Л3) | Корекція: СМ [20-23]: = СМ [20-23] + Рг.К [0-3]. |
| E00 (Л3) | Перевіряємо СМ [27,28] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на G00 (Л3), інакше на F01 (Л3). |
| F01 (Л3) | Перевіряємо СМ [26,28] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на G00 (Л3), інакше на B02 (Л3). |
| G00 (Л3) | Корекція: СМ [25-28]: = СМ [25-28] + Рг.К [0-3]. |
| B02 (Л3) | Перевіряємо СМ [32,33] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D02 (Л3), інакше на C03 (Л3). |
| C03 (Л3) | Перевіряємо СМ [31,33] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D02 (Л3), інакше на E02 (Л3). |
| D02 (Л3) | Корекція: СМ [30-33]: = СМ [30-33] + Рг.К [0-3]. |
| E02 (Л3) | Перевіряємо СМ [37,38] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на G02 (Л3), інакше на F03 (Л3). |
| F03 (Л3) | Перевіряємо СМ [36,38] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на G02 (Л3), інакше на B04 (Л3). |
| G02 (Л3) | Корекція: СМ [35-38]: = СМ [35-38] + Рг.К [0-3]. |
| B04 (Л3) | Перевіряємо СМ [42,43] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D04 (Л3), інакше на C05 (Л3). |
| C05 (Л3) | Перевіряємо СМ [41,43] = 11, тобто на наявність заборонених |
| | Комбінацій, якщо Та то на D04 (Л3), інакше на E04 (Л3). |
| D04 (Л3) | Корекція: СМ [40-43]: = СМ [40-43] + Рг.К [0-3]. |
| E04 (Л3) | Перевіряємо Сч.3 = 0, якщо Так, то переходимо на B04 (Л2), інакше |
| | На F05 (Л3). |
| F05 (Л3) | Перевіряємо Сч.3 = 1, якщо Так, то переходимо на B02 (Л2), інакше |
| | На B06 (Л2). |
| B04 (Л2) | Зрушуємо регістр СМ вліво на 5 розрядів. |
| | В Сч.1 заносимо 9. |
| C04 (Л2) | Сч.1: = 9. |
| D04 (Л2) | Складання ділені й дільника, дільник в прямому коді. |
| F04 (Л2) | Сч.3: = 1. |
| | Перехід на корекцію. |
| B02 (Л2) | Перевіряємо СМ [40-43] = 0000, якщо Та то на C02 (Л2), інакше на |
| | C03 (Л2). |
| C03 (Л2) | декремент Сч1 (віднімаємо від поточної тетради приватного 1). |
| C02 (Л2) | інкремент Сч.2 (перехід до следущей тетраді приватного). |
| | Надаємо Рг.В [0-3] Значення Сч1. |
| | Зрушуємо регістр Рг.В вліво на 4 розряди. |
| D02 (Л2) | Зрушуємо регістр СМ вліво на 5 розрядів. |
| | В Сч.1 заносимо 1. |
| E02 (Л2) | Складання ділені й дільника, дільник в додатковому |
| | Коді. |
| G02 (Л2) | Сч.3: = 2. |
| | Перехід на корекцію. |
| B06 (Л2) | Перевіряємо СМ [40-43] = 0000, якщо Та то на C06 (Л2), інакше на |
| | C07 (Л2). |
| C06 (Л2) | інкремент Сч1 (додаємо до поточної тетраді приватного 1). |
| | Інкремент Сч.2 (перехід до следущей тетраді приватного). |
| C07 (Л2) | Надаємо Рг.В [0-3] Значення Сч1. |
| | Зрушуємо регістр Рг.В вліво на 4 розряди. |
| D07 (Л2) | Перевіряємо Сч.2 = 0, якщо Та то на E07 (Л2), інакше на C04 (Л2). |
| E07 (Л2) | Виводимо приватне, тобто Z: = Рг.В. |
| F07 (Л2) | Кінець. |
1.6 Опис моделює програми
(ДОДАТОК В)
Програма операції ділення без відновлення залишку із зсувомзалишку з фіксованою крапкою в коді 8421, 8421 +6 виконана на мовіпрограмування асемблера. У моделюючій програмі регістрами Рг.А,
Рг.В, Рг.К, а так само лічильниками СЧ.1 і СЧ.2 СЧ.3 є регістри самої
ЕОМ і оперативна пам'ять.
Опис програми порядково:
1 - 22 - Зв'язування даних з сегментом даних DS, очищення екрана,запрошення до введення двох чисел, запис введених чисел за адресами всегменті даних.
23 - 28 - Обчислення знака приватного.
29 - 72 - Обчислення кількість зошитів, підготовка під знак цілої тетради,виклик процедур перетворення з ASCII в байти ділені й дільника, пробнескладання, перевірка на переповнення.
73 - 79 - Виведення повідомлення про переповнення і перехід на вихід з програми.
80 - 103 - Виклик процедури перетворення кінцевого результату з байти в
ASCII, висновок знакового розряду і відображення результату, стандартний вихід зпрограми.
104 - 131 - Процедура перекладу ділене з ASCII в BIN.
132 - 159 - Процедура перекладу ділене з ASCII в BIN.
160 - 176 - Процедура перекладу дільника в додатковий код.
177 - 243 - Процедура складання зошити ділені й дільника з урахуваннямвиникають межтетрадних переносів, процедура перевірки на корекцію.
244 - 267 - Процедура перекладу кінцевого результату з байти в ASCII.
268 - 277 - Опис сегмента даних, закриття кодового сегмента.
7 Оцінка часу виконання операції та оцінка апаратних витрат
ОА
Час виконання операції визначається формулою:
Топ. справ. = К * Т '
Т' = Lср .* Топ. сл. + 4tсдв.
Топ. сл .= tсл. + tсл .* pкор.
Lср .= 5,5 - середня кількість кроків, тому що саме мінімальне значення = l,а максимальне значення = 10.pкор = ймовірність корекції, для 8421 дорівнює 0,5tсл .= 4 * tсдв.
Т = к (L * Tсл. + 4tсдв.) = до (5,5 ТСЛ. + 4tсдв.) = 8 (5,5 * 1,5 * 4 * tсдв. + 4 * tсдв.) =
= 8 (37tсдв.) = 296 tсдв.к = 8, тому що потрібно обчислити 8 зошит.
Оцінка апаратних витрат здійснюється шляхом підрахунку розрядів уелементах, що беруть участь в операції ділення:
Q = Q (Рг.А (0-19)) + Q (Рг.В (0-19)) + Q (Рг.К (0-3)) + Q (СМ (0-43)) + Q ( Сч.1 (0 -
3)) + Q (Сч.2 (0-1)) + Q (Сч.3 (0-1)) = 20 +20 +4 +44 +4 +2 +2 = 96
1.8 Контроль виконання операції ділення по модулю
Контроль виконання арифметичних і логічних операцій можназдійснювати за допомогою контрольних кодів, що представляють собою залишки відділення чисел на деякий модуль. Такий контроль називається контролем помодулю. Для двійкових чисел цей модуль звичайно дорівнює або більше 3. Розрізняютьчисловий і цифровий контроль за модулем.
При числовому методі код заданого числа визначається як найменшийпозитивний залишок від ділення на обраний модуль.
При цифровому методі контролю контрольний код числа утворюється поділомсуми цифр числа на обраний модуль. У даному варіанті можливі два шляхиотримання контрольного коду:
1) безпосереднє ділення суми цифр на модуль;
2) просто підсумовування цифр по вибраному модулю.
Найпоширенішим методом контролю та діагностики єконтроль за модулем, принцип якого заснований на тому, що залишок від діленняна задане число суми чисел повинен дорівнювати сумі залишків від ділення наце ж число вихідних чисел.
При цьому до модуля представляють наступні загальні вимоги:
1. Модуль повинен забезпечувати виявлення, як можна більшого числа помилок, при обов'язковому виявленні одиночних помилок.
2. Модуль повинен бути таким, щоб залишок від ділення на нього числа визначався простим і швидким методом без безпосереднього розподілу.
3. Модуль повинен бути невеликим, щоб залишки виходили мало розрядними, в іншому випадку будуть потрібні великі додаткові витрати устаткування.
2. Синтезу керуючих автоматів
1. Кодування прошивки
У цьому пункті здійснюється перехід безпосередньо до синтезумікропрограмного автомата з граф схемою алгоритму (ДСА).
Почати слід з синтезу абстрактного автомата, який здійснюєтьсяпо кодованої ДСА. Кодованих ДСА виходить шляхом позначки кожнійвершини у змістовній ДСА.
Щоб отримати зазначену ДСА для абстрактного автомата Мілі,необхідно скористатися наступними правилами:
1) Початкова і кінцева вершини позначаються символами а0;
2) Вхід кожної вершини слідуючи за оператором відзначається а1, а2, і т.д.;
3) Кожна операторна вершина відзначається не більше одного разу.
В результаті отримуємо алфавіт станів А = (а1, а2, ... , Аm).
Використовуючи ці правила, створюємо таблицю для кодованої ДСА (див. Таблицю 2).
Таблиця 2 - Кодування блоків
| ПРО і ЛУ | Умовні позначення |
| СМ: = X, Рг.А: = Y, Сч1: = 0, Сч2: = 0, Сч3: = 0, | Y1 |
| Рг.K: = "1010" | |
| СМ [40-43]: = СМ [40-43] + Рг.А [16-19] | Y2 |
| Рг.B [16-19]: = СМ [40-43] | |
| СМ [20-23]: = СМ [20-23] + Рг.А [0-3] +''1 "[20] | Y3 |
| СМ [25-28]: = СМ [25-28] + Рг.А [4-7] +''1 "[25] | |
| СМ [30-33]: = СМ [30-33] + Рг.А [8-11] +''1 "[30] | |
| СМ [35-38]: = СМ [35-38] + Рг.А [12-15] +''1 "[35] | |
| | |
| СМ [40-43]: = СМ [40-43] + Рг.А [16-19] +''1 "[40] | |
| Програма Обробки Переривань | Y4 |
| СМ [20-23]: = СМ [20-23] + Рг.К [0-3] | Y5 |
| СМ [25-28]: = СМ [25-28] + Рг.К [0-3] | Y6 |
| СМ [30-33]: = СМ [30-33] + Рг.К [0-3] | Y7 |
| СМ [35-38]: = СМ [35-38] + Рг.К [0-3] | Y8 |
| СМ [40-43]: = СМ [40-43] + Рг.К [0-3] | Y9 |
| СМ: = L (5) СМ | Y10 |
| Сч.1: = "9" | Y11 |
| СМ [20-23]: = СМ [20-23] + Рг.А [0-3] | Y12 |
| СМ [25-28]: = СМ [25-28] + Рг.А [4-7] | |
| СМ [30-33]: = СМ [30-33] + Рг.А [8-11] | |
| СМ [35-38]: = СМ [35-38] + Рг.А [12-15] | |
| СМ [40-43]: = СМ [40-43] + Рг.А [16-19] | |
| Сч.3: = 1 | Y13 |
| Сч.2: = Сч.2 1 | Y14 |
| Рг.В [0-3]: = Сч1 | |
| Рг.В: = L (4) Рг.В | |
| Сч.1: = Сч.1-1 | Y15 |
| СМ: = L (5) СМ | Y16 |
| Сч1: = 0 | |
| Сч.3: = 2 | Y17 |
| Сч.1: = Сч.1 1 | Y18 |
| Z: = Рг.В | Y19 |
| СМ [40-43] = 0000 | X1 |
| СМ [22,23] = 11 | X2 |
| СМ [21,23] = 11 | X3 |
| СМ [27,28] = 11 | X4 |
| СМ [26,28] = 11 | X5 |
| СМ [32,33] = 11 | X6 |
| СМ [31,23] = 11 | X7 |
| СМ [37,38] = 11 | X8 |
| СМ [36,38] = 11 | X9 |
| СМ [42,43] = 11 | X10 |
| СМ [41,43] = 11 | X11 |
| СЧ.3 = 0 | X12 |
| СЧ.3 = 1 | X13 |
| СЧ.2 = 0 | X14 |
2.2 Перехід від початкового мови завдання автомата
до стандартного завданням
У зазначеної ДСА шляхом переходу між станами аm і аs , називаєтьсяпослідовність такого вигляду:
- Позначення вершини, з якої здійснюється перехід;
- Вершина, до якої здійснюється перехід;
- Позначення умови вершини, через які проходить шлях від і
, Причому (в залежності від логічного умови Xmk).
Іноді можливо і таке що, коли K = 0 (немає ні однієї умовноївершини), в цьому випадку шлях має вигляд.
Будь-який граф мікропрограмного автомата Милі зазвичай задається у виглядіпрямої або зворотної таблиці переходів.
Виписуючи шляху переходу для нашої ДСА, складаємо таблицю переходівдля мікропрограмного автомата Мілі.
2.3 Складання структурної таблиці МПА
НАМ ЗАДАНО АВТОМАТ милі. ДЛЯ ЦЬОГО автомати необхідно ПОБУДУВАТИ
ПРЯМУ таблиці переходів, В які вписуються ШЛЯХИ ПЕРЕХОДУ МІЖ
СУСІДНІЙ позначки. У прямому таблиці переходів, На відміну від ЗВОРОТНЬОГО
ТАБЛИЦІ ДОДАЮТЬ три стовпці. У результаті ми маємо:АM - початковий стан
K (АM) - двійковий код вихідного стануАS - вхідний сигнал, під впливом якого відбувається перехід зстану AM в стан AS
K (АS) - двійковий код стану переходу
X (аm, АS) - вхідний сигнал, який відповідає цьому переходу
Y (аm, АS) - вихідний сигнал, який відповідає цьому переходу
F (аm, АS) - обов'язкові сигнали порушення пам'яті, необхідні дляперемикання МПА зі стану AM в стан AS
Коди станів K (am) і K (as) будемо кодувати двійковій системоючислення. Всього у нас 20 станів, а це значить, що для кодування намнеобхідно і достатньо 5-х розрядного числа, тобто використовуємо 5 JK -тригерів.
Таблиця 3 - Структурна таблиця МПА
| АM | K (АM) | АS | K (АS) | X (аm, АS) | Y (аm, АS) | F (аm, АS) |
| a0 | 00000 | a1 | 00001 | 1 | - | J5 |
| a1 | 00001 | a2 | 00011 | 1 | y1 | J4 |
| a2 | 00011 | a3 | 00010 | 1 | y2 | K5 |
| a3 | 00010 | a4 | 00100 | 1 | y3 | J3, K4 |
| a4 | 00100 | a0 | 00000 | x1 | y3 | K3 |
| a4 | 00100 | a5 | 00110 | 1 | - | J4 |
| a5 | 00110 | a6 | 00111 | x2 | y5 | J5 |
| a5 | 00110 | a6 | 00111 | 2, x3 | y5 | J5 |
| a5 | 00110 | a6 | 00111 | 2, | - | J5 |
| | | | | 3 | | |
| a6 | 00111 | a7 | 00101 | x4 | y6 | K4 |
| a6 | 00111 | a7 | 00101 | 4, x5 | y6 | K4 |
| a6 | 00111 | a7 | 00101 | 4, [pic | - | K4 |
| | | | |] 5 | | |
| a7 | 00101 | a8 | 01101 | x6 | y7 | J2 |
| a7 | 00101 | a8 | 01101 | 6, x7 | y7 | J2 |
| a7 | 00101 | a8 | 01101 | 6, | - | J2 |
| | | | | 7 | | |
| a8 | 01101 | a9 | 01100 | x8 | y8 | K5 |
| a8 | 01101 | a9 | 01100 | 8, x9 | y8 | K5 |
| a8 | 01101 | a9 | 01100 | 8, [pic | - | K5 |
| | | | |] 9 | | |
| a9 | 01100 | a10 | 01000 | x10 | y9 | K3 |
| a9 | 01100 | a10 | 01000 | 10, | y9 | K3 |
| | | | | X11 | | |
| a9 | 01100 | a10 | 01000 | 10, [pi | - | K3 |
| | | | | C] 11 | | |
| a10 | 01000 | a11 | 01010 | x12 | y10 | J2 |
| a10 | 01000 | a14 | 11010 | 12, x13 | y14 | J1, J4 |
| | | | |, X1 | | |
| a10 | 01000 | a12 | 01011 | 12, x13 | y15 | J2, J1 |
| | | | |, 1 | | |
| a10 | 01000 | a15 | 11100 | 12, | y18 | J1, J3 |
| | | | | 13, x1 | | |
| a10 | 01000 | a17 | 11000 | 12, [pi | y14 | J1 |
| | | | | C] 13,1 | | |
| a11 | 01010 | a12 | 01011 | 1 | y17 | J5 |
| a12 | 01011 | a13 | 01111 | 1 | y12 | J3 |
| a13 | 01111 | a5 | 00110 | 1 | y16 | K2, K5 |
| a14 | 11010 | a15 | 11100 | 1 | y16 | J3, K4 |
| a15 | 11100 | a16 | 11110 | 1 | y3 | J4 |
| a16 | 11110 | a5 | 00110 | 1 | y17 | K1, K2 |
| a17 | 11000 | a0 | 00000 | x14 | y19 | K1, K2 |
| a17 | 11000 | a11 | 01010 | 14 | - | K1, J4 |
Складання виразів функцій збудження автомата:
J5 =
J4 =
J3 =
J2 =
J1 =
K5 =
K4 =
K3 =
K2 =
K1 =
Переведемо функції збудження у свій базис "АБО-НІ":
J5 =
J4 =
J3 =
J2 =
J1 =
K5 =
K4 =
K3 =
K2 =
K1 =
2.4 Побудова функціональної схеми
(ДОДАТОК А, ЛИСТ № 5)
Функціональну схему керуючого автомата згідно із завданням требапобудувати в базисі "АБО - НІ", тобто використовуючи логічні елементи "АБО -
НЕ ".
Використовуючи вираження функцій збудження, спроектуємо функціональнусхему Керуючої автомата Милі з елементами пам'яті на JK - тригери.
Для отримання сигналів J1-J5 і K1-K5, ми використовуємо прямі іінверсні стану x, що подаються на шину X, і, використовуючи логічніелементи "АБО - НЕ" на шину відповідно.
Відповідно до розрахунків і обчислень, проведеним вище, наш автомат має
20 станів, це означає, що для отримання необхідних сигналів у нашійсхемою знадобиться дешифратор станів (a0 - a19). Потім для зручності ічитання схеми, отримані сигнали подаються на шину А. З шини А,використовуючи логічні елементи "АБО - НІ", отримуємо інверсні стану
(а0-А19), які виводимо на шину.
Приступаємо безпосередньо до формування сигналів збудження дляцього отримані нами сигнали з шин А и, Х і подаються наелементи "АБО - НІ", після чого вони проходять стадію обробки, на якійвиходять потрібні нам сигнали J1-J5 і K1-K5. Далі ці сигнали надходять навходи п'яти JK тригерів, внаслідок чого ми маємо сформовані сигнали
Q1-Q5 і їх інверсні стану, які у свою чергу утворюють шину Q іподаються на початок функціональної схеми, де будуть наново брати участь уформуванні сигналів.
Для отримання вихідних сигналів, ми використовуємо отриману нами шину
А, в результаті чого отримуємо вихідну шину У.
JK-тригер і його характеристики:
2.5 РОЗРАХУНОК ТАКТ РОБОТИ керуючих автоматів
ТАКТ РОБОТИ УА ЗАЛЕЖИТЬ ВІД закони функціонування і СТРУКТУРИ
АВТОМАТИ. В автоматі милі перемикання станів УА ВІДБУВАЄТЬСЯ В КІНЦІ
ТАКТ після видачі ВИХІДНИХ сигналів у відповідності до значень
ПОСТУПИЛ ВИХІДНИХ СИГНАЛІВ З ОА. У зв'язку з цим ТАКТ РОБОТИ
Керуючого автомата, що функціонує як АВТОМАТ милі, визначається за
ФОРМУЛУ:
Т = Ту + Тп + TВде
Тв = 40 нс - максимальний час формування вихідних сигналів,
Тп = 80 нс - час перемикання пам'яті станів.
Ту = 20 нс - час на дешифрування станів,
Таким чином:
Т = 40 +80 +20 = 140 нс
Частота
ВИСНОВОК
В основних напрямах економічного і соціального розвитку вОстаннім часом поставлені завдання: розвивати теоретичну і прикладнуматематику, інформатику та кібернетику, широко впроваджувати машини іобладнання з вбудованими засобами мікропроцесорної техніки, прискоренорозвинути випуск засобів автоматизації управлінського та інженерного праці,малих електронних обчислювальних машин.
Сьогодні важко собі уявити діяльність людини без електроннихобчислювальних машин (ЕОМ). З'явившись близько 50 років тому, ЕОМ відкрилинову сторінку в історії людських знань і можливостей, вивільнилитисячі обчислювачів, значно полегшили працю вчених, дали можливістьвивчати складні процеси. Зараз немає жодної галузі народногогосподарства, де не можна було б застосувати ЕОМ більш того, цілі розділи наукиі техніки не можуть існувати без них. Прикладна теорія цифровихавтоматів це той розділ науки, без якого не може існувати будь-яка
ЕОМ, і чим вона складніше, тим сильніше вона заснована на останні досягнення вобласті ПТЦА.
В даному курсовому проекті був синтезований керуючий автомат,що здійснює управління виконанням операції ділення без відновленнязалишку із зсувом залишку. Побудований алгоритм обробки чисел. Розписанікеруючі сигнали та інші функції. За наявному даними побудованафункціональна схема пристрою.
Порівнюючи всі вивчені мною методи поділу, я зробив для себе висновок, щона сьогоднішній день найбільш поширеними методами є: поділ звідновленням із зсувом залишку, ділення без відновлення із зсувомдільника. Але в той же час самий оптимальний варіант - розподіл безвідновлення із зсувом залишку. А саме швидкодіюче поділ безвідновлення із зсувом дільника, так як зсув дільника можна поєднатив часі зі складанням.
Список літератури
1. Савельєв А.Я. Арифметичні та логічні основи цифрових автоматів.
- М.: Вища школа, 1980.
2. Савельєв А.Я. Прикладна теорія цифрових автоматів. - М.: Вища школа,
1987.
3. Айтхожаева Є.Ш. Проектування Керуючої автомата. - О.: КазПТІ,
1987.
4. Айтхожаева Е.Ж. Прикладна теорія цифрових автоматів. Алмати: 1993.
ДОДАТОК A
ДОДАТОК В
--------------------- --Д.К. = 9.4267
