Прикладная теория цифровых автоматов

1. ПОБУДОВА ОБ ДНАНО ГСА 1. Побудова ГСА По описах граф-схем,приведених в завданн докурсово роботи, побуду мо ГСА Г1-Г5 мал. 1.1-1.5 , додавши початков к нцев вершини зам нивши кожний операторYi операторною вершиною, а кожну умову Xi - умовною. 2. Методика об днання ГСА У ГСА Г1-Г5 однаков д лянки, тому побудова автомат в за ГСАГ1-Г5 приведе до невиправданих апаратурнихвитрат. Длядосягнення оптимального результату скориста мося методикою С. .Баранова, якадозволя м н м зувати число операторних умовних вершин.

Заздалег дь пом тимооператорн? вершини в початкових ГСА, керуючись сл?дуючимиправилами 1 однаков вершини Yiв р зних ГСА в дм ча мооднаковими м тками Aj 2 однаков вершини Yi вмежах одн ГСА в дм ча мор зними м тками Aj 3 у вс х ГСАпочаткову вершину пом тимо як А0, а к нцеву - як Ak. На наступному етап кожн?й ГСА поставимо у в дпов дн сть наб р зм нних Pn P1 Pq , де q log2N , N -к?льк?стьГСА. Означувальноюдля ГСА Гn мибудемо називати кон юнкцию Pn p1e pqn е 0,1 , причомуp0 р, p1 р. Об днана ГСА повинназадовольняти сл?дуючимвимогам 1 якщо МК Ai входить хоча б в одну часткову ГСА, то вона входить в об днану ГСА Г0,причому т льки один раз 2 при п дстановц набору значень е1 en , на якому Pq 1 ГСА Г0перетворю ться в ГСА, р вносильну частков?й ГСА Гq.При об днанн ГСАвикона мо сл?дуюч етапи -сформу мо частков МСА М1 - М5, що в дпов дн ГСА Г1 - Г5 - сформу мо об днану МСА М0 - сформу мо системи дужкових формул переходу ГСАГ0 - сформу мо об днану ГСА Г0. 1.3. Об днання часткових ГСА Частков МСА М1-М5 побуду мо по ГСА Г1-Г5 мал.1.1 в дпов дно. Рядки МСА в дм тимо вс ма м тками Ai, що входять до ГСА, кр м к нцево Ak. ПОЧАТОК A0 1 0 X1 1 2 A1 3 0 4 X2 A2 1 5 A3 6 A4 7 A5 8 A6 9 A7 10 A8 К?НЕЦь Ak Мал.1. Часткова граф-схема алгоритму Г1 ПОЧАТОК A0 1 A1 2 A7 0 3 1 X3 4 5 A9 A6 6 7 A10 A12 8 9 A3 A22 10 A11 К?НЕЦЬ Ak Мал.2. Часткова граф-схемаалгоритму Г2 ПОЧАТОК A0 1 A11 0 2 1 X1 3 4 A15 A16 6 5 1 X3 A12 0 7 8 A6 A13 К?НЕЦЬ Аk Мал.3.Часткова граф-схема алгоритму Г3 ПОЧАТОК A0 1 0 1 X1 2 A13 3 A9 4 A8 5 1 X2 6 0 A17 7 A6 8 A2 9 A18 К?НЕЦЬ Ak Мал.4. Часткова граф-схема алгоритму Г4 ПОЧАТОК A0 1 A1 2 A6 3 A19 4 0 1 X1 5 0 X2 1 6 A20 7 A17 8 A2 9 A21 К?НЕЦЬ Ak Мал.5. Часткова граф-схемаалгортиму Г5Стовпц МСА в дм тимовс ма м тками Ai ,що входять до ГСА, кр м початково A0.На перетин рядка Ai стовпця Aj запишемо формулу переходу fij в доператора Ai до оператора Aj. Ця функц я дор?вню? 1 длябезумовного переходу або кон юнкц лог чних умов, в дпов дних виходам умовних вершин, через як проходить шлях звершини з м?ткою Aiу вершину з м?ткоюAj. За методикою об днаннязакоду мо МСА таким чином Таблиця 1.1 Кодування МСА МСА P1P2P3 М1 0 0 0 p1 p2 p3 М2 0 0 1 p1 p2p3 М3 0 1 0 p1p2 p3 М4 0 1 1 p1p2p3 М5 1 0 0 p1 p2 p3 Частков? МСА М1-М5 наведен?в табл.1.2-1.6 Таблиця 1.2 Часткова МСА М1 A1 A2 A3 A4 A5 A6 A7 A8 Ak A0 x1 x1 x2 x1x2 A1 1 A2 1 A3 1 A4 1 A5 1 A6 1 A7 1 A1 Таблиця 1.3 Часткова МСА М2 A1 A3 A6 A7 A9 A10 A11 A12 A22 Ak A0 1 A1 1 A3 1 A6 1 A7 x3 x3 A9 1 A10 1 A11 1 A12 1 A1 Таблиця 1.4 Часткова МСА М3 A6 A12 A13 A14 A15 A16 Ak A0 1 A6 1 A12 1 A13 1 A14 x1 x1 A15 x3 x3 A1 Таблиця 1.5 Часткова МСА М4 A2 A6 A8 A9 A13 A17 A18 Ak A0 x1 x1 A2 1 A6 1 A8 x2 x2 A9 1 A13 1 A17 1 A1 Таблиця 1.6 Часткова МСА М5 A1 A2 A6 A17 A19 A20 A21 Ak A0 1 A1 1 A2 1 A6 1 A17 1 A19 x1 x2 x1x2 x1 A20 1 A21 1 На наступному етап побуду мо об днану МСА М0, в як?й рядки в дм чен вс ма м тками Аi, кр м Аk, а стовпц - вс ма, кр м А0. На перетин рядка Аi стовпця Аjзапишемо формулу переходу,яка форму ться таким чином Fij P1fij1 Pnfijn n 1 N . Де fijn-формулапереходу з вершини Аiу вершину Аj для n-о?ГСА. Наприклад, формулапереходу А0 А1 буде мати вигляд F0,1 x1 p1 p2 p3 p1 p2p3 p1 p2 p3. У результат ми отрима мо об днану МСА М0 табл.1.7 . Мима мо можлив сть м н м зувати формули переходу таким чином розглядаючи ГСА Г0 як ГСА Гn, ми п дставля мо певний наб р Pn 1,при цьому зм?нн?p1 pq не зм нюють сво х значень п д час проходу по ГСА. Таким чином, якщо у вершину Аiперех д завжди зд йсню тьсяпри незм нному значенн pq,то це значення pq в рядку Аi зам нимо на 1 , а його нверс ю на 0 . Наприклад, увершину А3 перех д зд йсню тьсяпри незм нному значенн p1 p2, отже в рядку А3 p1 p2 зам нимо на 1 , а p1 p2 на 0 . У результат отрима мо формули F3,4 p3, F3,11 p3. Керуючись вищенаведеним методом, отрима мо м н м зовану МСА М0 табл.1.8 . По таблиц складемо формули переходу для об днано ГСА Г0. Формулоюпереходу будемо називати сл?дуюче вираження Ai Fi,1А1 Fi,kАk, де Fi,j- в дпов днаформула переходу зм н м зовано МСА. У нашомувипадку отрима мо сл?дуючу систему формул A0 x1 p1 p2 p3A1 p1 p2p3A1 p1 p2 p3A1 x1 x2 p1 p2 p3A2 x1x2 p1 p2 p3A3 x1 p1p2p3 A8 x1 p1p2p3A13 p1p2 p3A14A1 p1 p3A2 p1 p3A6 p1p3A7A2 p1 p2 p3A6 p1p2p3A18 p1 p2p3A21A3 p3A4 p3A11A4 A5A5 А6 Таблиця1.7 Об ?днана МСА Мo A1 A2 A3 A4 A5 A6 A7 A8 A9 A10 A11 A12 A13 A14 A15 A16 A17 A18 A19 A20 A21 A22 Ak A0 x1p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 x1x2p1p2p3 x1x2p1p2p3 x1p1p2p3 x1p1p2p3 p1p2p3 A1 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 A2 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 A3 p1p2p3 p1p2p3 A4 p1p2p3 A5 p1p2p3 A6 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 A7 x3p1p2p3 p1p2p3 x3p1p2p3 A8 x2p1p2p3 p1p2p3 x2p1p2p3 A9 p1p2p3 p1p2p3 A10 p1p2p3 A11 p1p2p3 A12 p1p2p3 p1p2p3 A13 p1p2p3 p1p2p3 A14 x1p1p2p3 x1p1p2p3 A15 x3p1p2p3 x3p1p2p3 A16 p1p2p3 A17 p1p2p3 p1p2p3 A18 p1p2p3 A19 x1x2p1p2p3 x1x2p1p2p3 x1p1p2p3 A20 p1p2p3 A21 p1p2p3 A22 p1p2p3 Таблиця1.8 Об ?днанам?н?м?зованаМСА Мo A1 A2 A3 A4 A5 A6 A7 A8 A9 A10 A11 A12 A13 A14 A15 A16 A17 A18 A19 A20 A21 A22 Ak A0 x1p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 x1x2p1p2p3 x1x2p1p2p3 x1p1p2p3 x1p1p2p3 p1p2p3 A1 p1p3 p1p3 p1p3 A2 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 A3 p3 p3 A4 1 A5 1 A6 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 p1p2p3 A7 x3p3 p3 x3p3 A8 x2p2p3 p2p3 x2p2p3 A9 p2 p2 A10 1 A11 1 A12 p2p3 p2p3 A13 p3 p3 A14 x1 x1 A15 x3 x3 A16 1 A17 p1p2p3 p1p2p3 A18 1 A19 x1x2 x1x2 x1 A20 1 A21 1 A22 1 A6 p1p2p3A2 p1 p2 p3A7 p1 p2p3A12 p1 p2 p3A19 p1p2 p3AkA7 x3p3A6 p3A8 x3p3A9A8 x2p2p3A17 p2 p3Ak x2p2p3AkA9 p2 A8 p2A10A10 A3A11 AkA12 p2p3A22 p2 p3A13A13 p3A9 p3AkA14 x1A15 x1A16A15 x3A6 x3AkA16 A12A17 p1 p2 p3A2 p1p2p3A6A18 AkA19 x1 x2A2 x1x2A20 x1A21A20 A17A21 AkA22 Ak При побудов системи дужкових формулпереходу необх дно кожну формулу привести до вигляду Аx1 В x1, де А В -деяк вирази, а x1 x1-лог чн? умовипереходу.

Формули переходу длявершин А3, А4, А5, А9, А10,А11, А13, А14, А15, А16,А18, А20, А21, А22 вже елементарними розкладеними , а в нших вирази виду Аn xj А xjpi В . Тут piв дпов да чекаюч й вершин мал.1.6 . Под бних вершин в об днан?й ГСА бути не повинно.

Для х усунення скориста мося сл?дуючимправилом додавання виразу PqАn не зм нить формулу, якщо наб р Pq невикористову ться для кодування ГСАабо вершина Аn в?дсутня в ГСА з кодом Pq. Такимчином, додаючи допом жн набори, ми отрима мо можлив сть за допомогою елементарних перетворень звестиформули до необх дного вигляду.

Наприклад, формула A8 x2p2p3A17 p2 p3Ak x2p2p3A спрощу тьсятаким чином A8 p3 x2p2A17 x2p2Ak p3 p2Ak p3p2 x2A17 x2Ak p3 p2Ak 1 Xj 0 Pi 0 1 Мал.1.6 Приклад чекаючо?вершини Pi p3p2 x2A17 x2Ak p3p2 x2A17 x2Ak p3 p2Ak p3 p2Ak p2Ak p2 x2A17 x2Ak .Тут вершина А8 не зустр?ча?тьсяу ГСА ,в кодах яких присутн? комб?нац p3p2 ? p3 p2. Нижче наведено розклад ус?хнеелементарних формул переходу. A0 p1 p2 p3A1 p1 x1 p2 p3A1 p2p3A1 x1 x2 p2 p3 A2 x1x2 p2 p3A3 x1p2p3A8 x1p2p3A13 p2 p3A14 p1 p2 p3A1 p1 p2 p3A1 p1 p2 x1p3A8 x1p3A13 p3A14 p2 x1 p3A1 p3A1 x1 x2 p3A2 x1x2 p3A3 p1 p2A1 p1p2A1 p1 p2 p3 x1A8 x1A13 p3A14 p2 p3 x1A1 x1x2A3 x1 x2A2 p3A1 p1A1 p1 p2 p3 x1A8 x1A13 p3A14 p2 p3 x1A1 x1 x2A3 x2A2 p3A1 A1 p1 p3A7 p3A2 p1 p3A6 p1p3A6 p1 p3A7 p3A2 p1A6A2 p1 p2p3A21 p1 p2 p3A6 p2p3A18 p1 p2p3A21 p1 p2p3A21 p1 p2 p3A6 p2 p3A6 p2 p3A18 p3 p2A18 p1 p2A21 p1 p3A6 p3A18 p1 p2A21 p1p2A21 p1 p3A6 p3A18 p1A21 p1 p3A6 p3A18 A6 p1 p2 p3A19 p1 p2p3A19 p1 p2p3A2 p2 p3A7 p2p3A12 p2 p3Ak p1 p2A19 p1p2A19 p1 p2 p3A2 p3Ak p2 p3A7 p3A12 p1A19 p1 p2 p3A2 p3Ak p2 p3A7 p3A12 A7 p3 x3A6 x3A9 p3A8A8 p3 x2p2A17 x2p2Ak p3 p2Ak p3p2 x2A17 x2Ak p3 p2Ak p3p2 x2A17 x2Ak p3p2 x2A17 x2Ak p3 p2Ak p3 p2Ak p2Ak p2 x2A17 x2Ak A12 p2p3A22 p2 p3A13 p2p3A22 p2 p3A13 p3A22 p3A13A17 p1 p2 p3A2 p1 p2p3A2 p1p2p3A6 p1 p2p3A6 p1 p2A2 p1p2A2 p1p3A6 p1 p3A6 p1A2 p1A6 A19 x1 x2A2 x2A20 x1A21 Об днану ГСАГ0 мал.1.7 побуду мов дпов дно до формул переходу, зам нюючи кожну м тку Аi в дпов дною операторною вершиною Yt,а кожний вираз Xi Pj в дпов днимиумовними вершинами.2.СИНТЕЗАВТОМАТА З ПРИМУСОВОЮ АДРЕСАЦ Ю М?КРОКОМАНД. 2.1. Принципроботи автомата.

При примусов й адресац адреса наступно м?крокоманди зада ться в пол поточно м?крокоманди. Формат МК в такому випадку сл?дуючий мал. 2.1 1 Y m 1 X l 1 A0 k 1 A1 k Мал. 2.1 Формат команди автомата з ПА. Тут у пол Y м ститься код, що зада?наб р м?крооперац?й, упол? X-кодлог чно умови, що перев ря ться, уполях A0 A1- адреси переходу при невиконанн?лог чно умови, що перев ря ться або безумовному переход при стинност лог чно умови в дпов дно. Розрядн?стьпол в визнача ться таким чином m log2T Т- число набор в м?крооперац?й, що використовуються в ГСА, внашому випадку Т 17, m 5 l log2 L 1 L-число лог чних умов у ГСА, в нашому випадкуL 6, l 3 k log2 Q Q -к льк сть м?крокоманд.

Структурна схема автомата приведена намал. 2.2. Автомат функц ону таким чином. Схема запуску склада ться з RS -тригера схеми amp , яка блоку надходження синхро?мпульс?в наРАМК РМК. За сигналом Пуск тригер встановлю ться в одиницю в дбува ться запис м?крокоманд до рег стру. Поле Yнадходить на схему формування МО перетворю?ться в деякий наб р м?крооперац?й.Поле X надходить до схеми формування адреси, яка форму сигнал Z2, якщо перех дбезумовний X 0 або ЛУ , що перев ря ться, дор?вню?0, або сигнал Z1 у випадку стинност ЛУ. За сигналом Z1 Z2 до адресного входу ПЗП надходить значення поля A1 A0 . Засигналу y0 тригер встановлю ться в нуль автомат зупиня своюроботу.

За сигналом Пуск до РАМК заноситься адреса початково МК А 0 . 2.2. Перетворення початково ГСА. Перетворення буде полягати в тому, що увс операторн?вершини, пов язан з к нцевою, вводиться сигнал y0, а м ж вс маумовними вершинами, як пов язан з к нцевою, вводиться операторна вершина, щом стить сигнал y0. Причому, ця вершина буде загальною для вс х умовних.

З урахуванням вищесказаного отрима мо перетворенуГСА мал. 2.3 . У перетворен?йГСА ми збер га мо позначення Yi, але при цьому пам ята мо, що кожна м?крокомандаYi РАМК Z1 Z2 S T amp ПЗП Пуск С? R РМК Y X A0 A1 СФМО Z1 y 0 yi СФА до ОА Z2 Мал.2.2. Структурна схема автомата з ПА розбива?тьсяна м?крооперац yi yj зг?дноз табл. 2.1. Таблиця2.1. Розпод лМО по м?крокомандам.

МК М?крооперац МК М?крооперац Y1 y1y2y9y10 Y12 y5y6y12y17y19 Y2 y1y5y12y19 Y13 y4y6y20y21 Y3 y1y6y11y20 Y14 y3y11y17y18y22 Y5 y3y4y13y30 Y15 y4y5y6y18y19y23 Y7 y2y6y7y16 Y16 y12y14y16y24 Y8 y5y13y15y29 Y17 y2y13y25 Y9 y6y17 Y18 y5 Y10 y3y4y5y18y19 Y20 y3y27y28 Y11 y7y8y17y20 2.3.Формування вм сту керуючо пам ят . Першийетап - вид лення м?крокомандзаданого формату.

В автомат з ПА в одному такт можуть виконуватися МО перев рятися лог чна умова.

Тому м?крокомандав дпов да пар ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА. Виходячи з цього,отрима мо, що можливими пари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНАВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙ ПЕРЕХ Д, ПОРОЖНЯ ОПЕРАТОРНА - УМОВНАВЕРШИНА. При цьому потр бно враховувати, що при вибор пари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА недопустим перех д ззовн в точку м жоператорною умовною вершинами, кр м ситуац , коли умовна вершина входить доскладу ншо? м?крокоманди.У результат ми отрима мо сл?дуючеразбиття на м?крокоманди мал. 2.3 Ми отримали 38 допустимих МК. Закоду мо х в природному порядку,привласнивши початков?йМК нульову адресу табл.2.2 . Для цьогонеобх дно q log2N розряд в,де N- к льк сть МК заданого формату.

У нашому випадку N 38, q 6. Таблиця2.2 Кодування МК МК А1А2А3А4 А5А6 О1 0 0 0 0 0 0 О2 0 0 0 0 0 1 О38 1 0 0 1 0 1 Аналог чним чиномзакоду мо оператори Yi, надавши нульовий код порожньому операторному полю табл. 2.3 . Таблиця 2.3 Кодування Y Yi T2T3T4T5T6 0 Y1 00001 Y2 00010 Y3 00011 Y5 00100 Y7 00101 Y8 00110 Y9 00111 Y10 01000 Y11 01001 Y12 01010 Y13 01011 Y14 01100 Y15 01101 Y16 01110 Y17 01111 Y18 10000 Y20 10001 Таблиця 2.5 Вм?ст керуючо? пам ят A FY FX FA0 FA1 Оп. A1A2A3A4A5A6 T1T2T3T4T5T6 T7T8T9 T10T11T12T13T14T15 T16T17T18T19T20T21 1 0 0 100 01 001100 2 01 0 101 000010 011001 3 000010 0 110 000011 001100 4 000011 0 001 001100 000100 5 000100 0 010 001001 000101 6 000101 000110 110 000111 000110 7 000110 101100 000 0 0 8 000111 000111 000 001000 0 9 001000 001001 000 001110 0 10 001001 001000 100 001010 011000 11 001010 0 110 001110 001011 12 001011 100111 000 0 0 13 001100 01 100 001101 001110 14 001101 0 110 001001 010010 15 001110 000100 100 001111 010111 16 001111 0 101 010001 010000 17 010000 0 110 010100 010101 18 010001 0 110 010010 011110 19 010010 000110 110 01 010011 20 010011 0 011 100011 001110 21 010100 10 000 0 0 22 010101 0 010 001001 010110 23 010110 01 000 100101 0 24 010111 001010 001 011000 010101 25 011000 101010 000 0 0 26 011001 0 110 011011 011010 27 011010 0 001 01 100001 28 011011 001101 001 011100 011101 29 011100 001110 011 010100 001110 30 011101 000101 000 011110 0 31 011110 001111 010 100001 10 32 01 000111 101 010100 100010 33 10 100011 000 0 0 34 100001 010000 110 010100 100011 35 100010 0 010 010100 100101 36 100011 01 101 100100 01 37 100100 001011 000 000101 0 38 100101 010001 100 001110 001001 2.4. Синтез схеми автомата.

Схема СФА явля собоюмультиплексор, який взалежност в д коду лог чно умови, що перев ря ться, переда на вих д Z1значення в дпов дно?ЛУ. При цьому сигнал Z2 завжди нверс юсигналу Z1. Таким чином, отрима мосл?дуюч? вирази для Z1 Z 2 Z1 X1 T7 T8T9 X2 T7T8 T9 X3 T7T8T9 P1T7 T8 T9 P2T7 T8T9 P3T7T8 T9 Z2 Z1 або,зв вши до заданого базису 4 АБО-Н? ,отрима мо Z1 A B C D E F , де A X1 T7 T8T9 X1 T7 T8 T9 B X2 T7T8 T9 X2 T7 T8 T9 C X3 T7T8T9 X3 T7 T8 T9 D P1T7 T8 T9 P1 T7 T8 T9 E P2T7 T8T9 P2 T7 T8 T9 F P3T7T8 T9 P3 T7 T8 T9 нформац я, що надходить на адресн входи ПЗП форму ться таким чином Ai A0iZ1 A1iZ2або, приводячи до заданого базису, отриму моAi A0i Z1 A1i Z2 . Синтезу мотепер схему дешифратора, щоформу сигнали м?крооперац?йyi. Поява одиниц ,в дпов дно кожному Y, в дбува тьсяпри появ на вход дешифратора коду даного Y, тобто Yi T2e T3e T4е T5е T6е, де е 0,1 T0 T, T1 T. Або приводячи до заданого базису,отрима мо Yi T2 e T3 e T4 е T5 е T6 е .Таким чином, схема, що форму сигнал Y з п ятирозрядного коду вигляда такимчином мал. 2.4 T6 e 1 1 1 Yi T2 e Мал. 2.4. Схема формування сигналу Yi. Враховуючи, що розряд T2 р вний 1 при формуванн т льки двох сигнал в Y18 Y20, то схему мал. 2.4 будемо використовувати для формування Y1, Y20, дляяких сп впадають молодш чотири розряди та для Y18, для якого молодш? чотири розряди сп?впадаютьз кодом порожньо?операторно?вершини. А для вс х нших Y схемуможна спростити мал.2.5 T6 e 1 Yi T3 e Мал.2.5. Спрощенасхема формування сигналу Yi. Зг?дно з наведеними схемами запишемо формули для вс?х Yi. Y11 T3 T4 T5 T6 Y12 T3 T4 T5 T6 Y13 T3 T4 T5 T6 Y14 T3 T4 T5 T6 Y15 T3 T4 T5 T6 Y16 T3 T4 T5 T6 Y17 T3 T4 T5 T6 Y18 T2 T3 T4 T5 T6 Y20 T2 T3 T4 T5 T6 Y1 T2 T3 T4 T5 T6 Y2 T3 T4 T5 T6 Y3 T3 T4 T5 T6 Y5 T3 T4 T5 T6 Y7 T3 T4 T5 T6 Y8 T3 T4 T5 T6 Y9 T3 T4 T5 T6 Y10 T3 T4 T5 T6 Сигнали м?крооперац?йyj отрима мо,об днуючи по або виходи в дпов дн операторам Yi, в яких зустр ча ться МО yj. При цьому будемо користуватися таблицею Таблиця 2.5. Розпод?л МО за м?кро-командами МО номери МК y1 1,2,3 y2 1,7,17 y3 5,10,14,20 y4 5,10,13,15 y5 2,8,10,12,15,18 y6 3,7,9,12,13,15 y7 7,11 y8 11 y9 1 y10 1 y11 3,14 y12 2,12,16 y13 5,8,17 y14 16 y15 8 y16 7,16 y17 9,11,12,14 y18 10,14,15 y19 2,10,12,15 y20 3,11,13 y21 13 y22 14 y23 15 y24 16 y25 17 y27 20 y28 20 y29 8 y30 5 На наступному етап синтезу мо схеми РАМК РМК,використовуючи R S тригери.

Скориста мося класичнимметодом синтезу рег стр в заповнимо сл?дуючутаблицю табл. 2.6 Таблиця 2.6. СинтезРАМК та РМК Заповнимо карти Карно Qt Ai 0 1 0 1 R Ai 1 0 1 Qt Ai 0 1 0 1 0 S Ai 1 1 С Ai Qt Qt 1 Ct R S 0 0 0 0 0 0 0 1 1 0 0 1 0 0 0 0 1 1 1 0 1 0 0 0 1 1 1 0 1 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 1 У результат?отрима?мо сл?дуючусхему для базового елементу РАМК та РМК мал.2.6 . Ai 1 S TT Q С? C R Reset R Q Мал. 2.6.Базовий елемент рег стра. Схема РАМК м стить 6 таких елемент?в,а схема РМК - 21. При побудов схеми сигнали T1 T21 будемо зн мати з ?нверсних виход в елемент?врег стр в. К льк стьм кросхем ПЗП визначимо заформулою NПЗП R 3 , де R -розрядн?сть м?крокомандиR 21, NПЗП 7. Для збер гання м?кропрограмидосить одн л н йки ПЗП, оск льки QПЗП 8,тобто одна м кросхемарозрахована на збер гання 256 трьохб?тових комб нац й, а в нашому випадку потр бнот льки 38. При побудов схеми будемо записувати в РАМК нверс ю адреси, а до ПЗП будемо подавати адресу з ?нверсних виход в елемент?в рег стра,таким чином, ми заощадимо6 елемент в нвертор?ву СФА. З врахуванням вищесказаного побуду мо схему автомата зпримусовою адресац ю м?крокоманд мал.2.7 . 3.СИНТЕЗ АВТОМАТА ЗПРИРОДНОЮ АДРЕСАЦ Ю М?КРОКОМАНД3.1. Принцип роботи автомата.

При природн й адресац микрокоманд сну три формата МК мал. 3.1 П 1 FY m ОМК П 1 FX l 1 FA r УМК1 П 1 l 1 FA r УМК2 Мал.3.1. Формати м?крокомандавтомата з природною адресац ю Тут формат ОМК в дпов да операторн?йвершин , УМК1-умовн й, а УМК2-вершин безумовного переходу.

При подач сигналу пуск л чильник ЛАМК обнуля ться, за сигналом С в дбува ться запис МКдо рег стра. СФМО форму в дпов дн МОпри П 1 або вида на вс х виходах нул при П 0. СФА в залежност в д П вм?ступоля FX, форму сигнали Z1 Z2. Сигнал Z1 дозволя проходження синхро?мпульс?в на л?чильнийвх д ЛАМК, а Z2 дозволя запис до л чильника адреси наступно МК зприходом синхро?мпульсу.

Визначимо розрядн?сть пол в. l log2 L 1 ,де L-число умовних вершин.

L 6, l 3 m log2T Т- число набор в м?крооперац?й, що використовуються в ГСА, внашому випадку Т 17, m 5 r log2 Q , Q - к льк сть м?крокоманд. 3.2.Перетворенняпочатково ГСА. Перетворення буде полягати в тому, що до вс хоператорних вершин, пов язаних з к нцевою, вводиться сигнал y0, ам ж вс ма умовними вершинами, як пов язан з к нцевою, вводиться операторнавершина, що м стить сигнал y0. Кр м цього, в ГСА вводятьсяспец альн вершини безумовного переходу X0, в дпов дн формату УМК2.Введення таких вершин необх дне для виключення конфл кт в адресац м?крокоманд.У автомат з природною адресац ю рис3.2. при стинност помилков сть лог чно умови перех д зд йсню ться довершини з адресою на одиницю великим, а при помилков сть стинност ЛУ перех дв дбува ться за адресою, записаною в пол FA. У нашому випадку будемо додаватиодиницю при стинност ЛУ або припереход з операторной вершини.

Якщо в одн й точц сходиться дек лька переход впо 1 або з операторно?вершини, то вс вершини з яких зд йснювався перех д, повинн були б матиоднакову на одиницю меншу адресу, н?ж наступна команда.

Але це неможливо.

Z1 1 с? Z2 А ЛАМК Пуск 1 ПЗП РМК FY П FX FA СФМО СФА Z1 y0 yi кОА Z2 Мал.3.2.Структурна схема автомата з природною адресац ю.Длявиключення под бних ситуац й вводять спец альну вершину безумовного перходу мал. 3.3 . Дан вершини дода?мотаким чином, щоб в одн й точц сходилася будь-яка к льк сть переход в по 0 т льки один по 1 або з операторно? вершини.

З врахуванням вказанихперетворень отрима мо перетворену ГСА мал. 3.4 . X0 0 1 Мал. 3.3.Вершина безумовного переходу. 3.3.Формуваннявм сту керуючо пам ят . На перетворен?й ГСА вид лимо м?крокоманди формат в ОМК, УМК1, УМК2. У результат отрима мо 63 МК. Викона мо х адресац ю. Для цього запишемо вс природн посл довност команд ланцюжки вершин, перех д м ж якими зд йсню ться по 1 або через операторну вершину . У результат отрима мо a1 O1,O5 a2 O2 ,O6 ,O7 ,O36,O48 ,O51 ,O55 ,O34 ,O47,O49 ,O56 ,O59 ,O12 ,O16,O45 a3 O3 ,O9 ,O13 ,O18 a4 O4 ,O10 ,O11 a5 O8 ,O14 ,O20 ,O30,O32 ,O35 a6 O60 ,O15 ,O21 , O22 a7 O17 ,O52 ,O57 ,O61,O62 a8 O19 ,O28 ,O29 a9 O23 ,O25 ,O27 ,O31,O37 ,O44 ,O43 ,O53 ,O54 a10 O24 ,O26 a11 O33 a12 O38 ,O41 ,O42 a13 O39 ,O40 a14 O46 a15 O50 a16 O58 a17 O63 Перераху мов таблиц адресац табл. 3.1 п дряд вс посл довност a1-a17 закоду мо х R-розрядним кодом.

R log2N , N-к льк сть м?крокоманд N 63, R 6 . Закоду мо також оператори Yi,поставивши м у в дпов дн сть п ятирозрядний код. Будемо використовувати те жкодування, що в автомат з ПА. табл. 2.3 2.4 . У таблиц 3.2 в добразимовм ст керуючо пам ят , заповнивши поля FX, FY, FA. Таблиця 3.1. Таблиця 3.1. продовження Адресац?я МК. мк А1А2А3А4А5А6 O1 0 O5 01 O2 000010 O6 000011 O7 000100 O36 000101 O48 000110 O51 000111 O55 001000 O34 001001 O47 001010 O49 001011 O56 001100 O59 001101 O12 001110 O16 001111 O45 010000 O3 010001 O9 010010 O13 010011 O18 010100 O4 010101 O10 010110 O11 010111 O8 011000 O14 011001 O20 011010 O30 011011 O32 011100 O35 011101 O60 011110 O15 01 O21 10 O22 100001 O17 100010 O52 100011 O57 100100 O61 100101 O62 100110 Таблиця 3.2. Вм?сткеруючо?пам ят?автомата з природною адресац ю. МК Адреса П FY Формула переходу FX FA А1А2А3А4А5А6 T1 T2T3T4 T5T6T7T8T9T10 O1 0 1 100 000010 O1 P1O2 P1O5 O5 01 1 000 010010 O5 O9 O2 000010 1 101 010001 O2 P2O3 P2O6 O6 000011 1 110 011000 O6 P3O8 P3O7 O7 000100 1 001 001001 O7 X1O34 X1O36 O36 000101 0 010 0 O36 O48 O48 000110 1 110 10 O48 P3O63 P3O51 O51 000111 0 000 010000 O51 O55 O55 001000 1 101 011110 O55 P2O60 P2O34 O34 001001 0 000 111000 O34 O47 O47 001010 1 101 111011 O47 P2O46 P2O49 O49 001011 1 010 111100 O49 X2O50 X2O56 O56 001100 0 010 001000 O56 O59 O59 001101 1 100 101100 O59 P1O27 P1O12 O12 001110 0 001 0 O12 O16 O16 001111 1 100 110011 O16 P1O24 P1O45 O45 010000 0 101 010000 O45 K O3 010001 1 110 010101 O3 P3O4 P3O9 O9 010010 0 000 001000 O9 O13 O13 010011 1 100 100010 O13 P1O17 P1O18 O18 010100 1 000 101100 O18 O27 O4 010101 1 001 010010 O4 X1O9 X1O10 O10 010110 1 010 001110 O10 X2O12 X2O11 O11 010111 1 000 01 O11 O15 O8 011000 0 001 101000 O8 O14 O14 011001 1 001 100111 O14 X1O19 X1O20 O20 011010 0 000 101000 O20 O30 O30 011011 0 001 111000 O30 O32 O32 011100 1 110 000101 O32 P3O36 P3O35 O35 011101 0 100 011000 O35 K O60 011110 0 001 011000 O60 O15 O15 01 0 000 110000 O15 O21 O21 10 1 110 101010 O21 P3O23 P3O22 O22 100001 0 101 10 O22 K O17 100010 1 110 001110 O17 P3O12 P3O52 O52 100011 0 000 110000 O52 O57 O57 100100 1 110 001001 O57 P3O34 P3O61 O61 100101 1 011 000111 O61 X3O51 X3O62 O62 100110 1 000 101100 O62 O27 O19 100111 0 001 110000 O19 O28 Таблица 3.2. продовження O28 101000 1 011 110101 O28 X3O33 X3O29 O29 101001 1 000 101100 O29 O27 O23 101010 0 000 111000 O23 O25 O25 101011 0 001 001000 O25 O27 O27 101100 0 000 10 O27 O31 O31 101101 1 100 110110 O31 P1O38 P1O37 O37 101110 0 001 010000 O37 O44 O44 101111 1 001 010000 O44 X1O45 X1O43 O43 110000 1 010 001110 O43 X2O12 X2O53 O53 110001 0 000 001000 O53 O54 O54 110010 1 000 001100 O54 O56 O24 110011 1 110 101100 O24 P3O27 P3O26 O26 110100 0 100 111000 O26 K O33 110101 0 100 0 O33 K O38 110110 1 101 111001 O38 P2O39 P2O41 O41 110111 1 110 111101 O41 P3O58 P3O42 O42 111000 1 000 001110 O42 O12 O39 111001 1 110 100011 O39 P3O52 P3O40 O40 111010 1 000 011011 O40 O30 O46 111011 0 100 0 O46 K O50 111100 0 100 0 O50 K O58 111101 0 100 0 O58 K O63 10 0 100 0 O63 K 3.4. Синтез схеми автомата.

Синтезу мо схему, що форму сигнал Z1.Сигнал Z1 р вний 1, якщо ознака П 0 або П 1 при цьому лог чнаумова, що перев ря ться, стинна.

Скориста мося формулою Z1 дляавтомата з ПА, яка в залежност в д кодуумови переда на вих д Z1 значення в дпов дного ЛУ. Z1 X1 T2 T3T4 X2 T2T3 T4 X3 T2T3T4 P1T2 T3 T4 P2T2 T3T4 P3T2T3 T4Зврахуванням вищенаведених вимог запишемо формули для сигнал в Z1 ? Z2 в автомат з природною адресац ю. Z1 T1 T1 X1 T2 T3T4 X2 T2T3 T4 X3 T2T3T4 P1T2 T3 T4 P2T2 T3T4 P3T2T3 T4 Z2 Z1 Або , зв?вши до заданого базису отрима?мо Z1 A B C D E F T1 T1 , где A X1 T7 T8T9 X1 T2 T3 T4 B X2 T7T8 T9 X2 T2 T3 T4 C X3 T7T8T9 X3 T2 T3 T4 D P1T7 T8 T9 P1 T2 T3 T4 E P2T7 T8T9 P2 T2 T3 T4 F P3T7T8 T9 P3 T2 T3 T4 Схемаформування МО под бна СФМО автомата з ПА, але поява сигнал в на виходах yiможлива т льки при П 0, тобто коли поточна м?крокоманда в дпов да операторн?й вершин . Тому схему формування Yiзм нимо таким чином сигнал T1 П кон юнктивно об дна мо з кожним сигналом T3 T7, T3 T7 мал. 3.5 . При цьому в дсутн сть цихсигнал в приведе до в дсутност сигнал вyi, бо комб?нац?я з ус?х нул?в навход?дншифратора в?дпов?да? порожн?йоператорн?йвершин Виняток склада сигнал y0, для якого передбачений окремий розряд,тому його ми кон юнктивно об дна мо з сигналом T1 П мал. 3.6. T3 T7 T3 T7 1 T3 T7 1 T3 T7 T1 T1 Мал.3.5. Схеми п?дключення П. T2 1 y0 T1 Рис.3.6.Схемаформування y0.Схемабазового елементу РМК аналог чна в дпов дн й схем в автомат з ПА мал2.6 . Уякост ЛАМК будемо використовувати л чильник, що ма сл?дуючуфункц ональну схему мал. 3.7 Вх д Vв дпов да сигналу Z1, якщо в н р вний 1, то ЛАМК зб льшу св йвм ст на 1, в протилежному випадку, на вих д переда ться нформац я з вход в A1 Ai.Синтезу мо л чильник з кр?знимперенесенням.

Для цього складемо сл?дуючу таблицю табл.3.3 . Таблиця складена для одногорозряду.

Будемо вважати, що Сл С. В?дпов?дно функц?ям збудження R S тригера складемо карти Карно за результатами синтезу побуду?мо сл?дуючу схему л?чильника мал.3.8. .Тут T-сигнал перенесення.

Ai,Qt V,T 00 01 11 10 00 1 01 0 0 0 1 11 1 1 0 1 10 1 1 1 R Qt V T V Ai Ai,Qt V,T 00 01 11 10 00 1 1 0 1 01 1 1 1 11 1 10 0 0 0 1 S Qt V T V Ai При побудов? схеми враху?мо, що сигнал пренесення T форму?ться зг?дно з сл?дуючою формулою Ti Qi-1 Ti-1, i-номер розряду T0 1 . A1 CT A2 A1 A3 A2 A4 A3 A5 A4 A6 A5 A6 V C R Мал.3.7. Функц?ональнезображення л?чильника.

Таблиця.3.3 Синтез схеми ЛАМК. V T Ai Qt Qt 1 R S 0 0 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 1 0 0 1 0 1 1 0 0 0 1 1 1 1 0 1 0 0 0 1 0 1 0 1 1 1 0 1 1 0 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 1 1 0 0 1 1 1 1 0 1 0 0 1 1 0 1 1 1 1 1 1 0 0 1 1 0 1 1 0 1 0 0 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 Схема РМК м стить 10 базових елемент?в. Припобудов схеми сигнали T1 T10 будемо зн мати з ?нверсних виход в елемент?в рег стра. К льк сть м кросхем ПЗП визначимо заформулою NПЗП R 3 , де R -розрядн?сть м?крокомандиR 10, NПЗП 4 Для збер гання м?кропрограми досить одн л н йки ПЗП, оск льки QПЗП 8,тобто одна м кросхема розрахована на збер гання 256 трьохб?тових комб нац й, а в нашому випадку потр бно т льки 63.З урахуванням вищесказаного побуду мо схему автомата з природною адресац ю м?крокоманд мал.3.8 . V 1 1 T0 1 1 1 Q0 S TT C Ai 1 1 R 1 1 R C Reset T1 Q1 T1 T2 1 Q2 Q1 T2 T3 1 Q3 Q2 Мал.3.8.Схема ЛАМК усього 6 елемент?в, сигнали V,C, Reset ,Aiдля вс?х, окр?мпершого, не показан 4.СИНТЕЗ АВТОМАТА З КОМБ НОВАНОЮ АДРЕСАЦ Ю М?КРОКОМАНД. 4.1.Принцип роботиавтомата.

Автомат з комб нованою адресац ю комб нац ю з автомат?в з примусовою природною адресац ю. У даному автомат адреса наступно МК зада ться в пол поточно м?крокоманди, при цьому приневиконанн? ЛУ, що перев ря ться, або при безумовному переход перех дзд йсню ться за заданоюадресою, а при стинност - за адресою на одиницю б льшу, н ж поточна.

Формат команди автомата з КА наступний мал. 4.1 . 1 Y m 1 Х k 1 A l Мал. 4.1.Формат команди автомата зКА. Тут у пол Y м ститься код, що зада? наб рм?крооперац?й,у пол? X-кодлог чно умови, що перев ря ться, в пол А - адреса переходу приневиконанн?лог чно умови або при безумовному переход . Розрядн?сть пол в визнача ться таким чином m log2T Т- число набор в м?крооперац?й,що використовуються в ГСА, внашому випадку Т 17, m 5 k log2 L 1 L-число лог чних умов в ГСА, в нашому випадку L 6, l 3 l log2Q Q -к льк сть м?крокоманд.Структурна схема автоматаприведена на мал. 4.2. Автоматфункц ону таким чином.

Схема запускусклада ться з RS -тригера схеми amp , яка блоку надходженнясинхро?мпульс?в на РМК. За сигналом Пуск тригер встановлю ться в одиницю в дбува ться запис м?крокоманди до рег стру. Поле Y поступа на схему формування МО перетворю?ться вдеякий наб р м?крооперац?й.Поле X поступа на схемуформування адреси, яка форму сигнал Z2,якщо перех д безумовний X 0 або ЛУ, щоперев ря ться,дор?вню?нулю або сигнал Z1 у випадку стинност ЛУ.За сигналом Z2 вм?стполя А надходить до л?чильника,аз нього - на адресний вх д ПЗП.А за сигналом Z1 на адресний вх д також надходить вм ст л чильникаале тепер це адреса поточно м?крокоманди,зб льшена на одиницю.

За сигналом y0 тригер скида ться в нуль автомат зупиня свою роботу. 4.2. Перетворення початково ГСА. Перетвореннябудемо виконувати двома етапами.

Напершому - введемо сигнал y0 до вершин, пов язаних з к нцевою, якщо вершина умовна, то введемо 1 Z1 СT Z2 S T amp ПЗП Пуск С? R РМК Y X A СФМО y 0 yi Z1 СФА до ОА Z2 Мал.4.2. Структурнасхема автомата з КА. додатковуоператорну вершину зсигналом y0. Кр мтого, введемо додатков вершини безумовного переходу, виходячи з тих жем ркувань, що для автомата з природноюадресац ю.Будемо, однак, мати на уваз що для автомата з КА перех д з операторно?вершини прир вню ться до безумовного, тому в одн й точц може сходитися будь-яка к льк стьбезумовних переход в або переход в з операторнихвершин т льки один по стинност ЛУ, щоперев ря ться. На другому етап вид лимом?крокоманди заданого формату, користуючись тими жправилами, що для автомата з ПА. З врахуванням вищесказаного отрима мо перетворену ГСА мал. 4.3 . 4.3.Формуваннявм сту керуючо пам ят . При формуванн вм сту керуючо пам ят скориста мося тим же кодуванням набор в м?крооперац?й ЛУ, що для автомат в зПА природною адресац ю табл. 2.3, 2.4 . Дляадресац м?крокоманд випишемо хприродн посл довност так само, як для автомата з природною адресац ю,враховуючи, що природним вважа тьсят льки перех д по стинност ЛУ.a1 O1,O14 a2 O2 ,O19 ,O18 ,O46,O6 ,O42 ,O43 ,O44 ,O9,O38 a3 O3 ,O15 ,O17 a4 O4 ,O5 ,O7,O8 a5 O10 a6 O11 ,O13 a7 O12 a8 O16,O29,O30,O25,O37,O35,O36 a9 O20 ,O22 a10 O21,O23 a11 O26,O32,O33 a12 O27 ,O24 ,O45 a13 O34 a14 O39 a15 O40 a16 O41 a17 O28 a18 O31 Перераху мо в таблиц адресац табл. 4.1 п дряд вс посл довност a1-a18 закоду мо хR-розрядним кодом.

R log2N ,N-к льк сть м?крокоманд N 46,R 6 . Закоду мо також оператори Yi,поставивши м у в дпов дн сть п ятирозряднийкод. У таблиц 4.2 в добразимо вм ст керуючо пам ят , заповнивши поля FX, FY,FA. Таблиця 4.1. Адресац?я МК. мк А1А2А3А4А5А6 O1 0 O14 01 O2 000010 O19 000011 O18 000100 O46 000101 O6 000110 O42 000111 O43 001000 O44 001001 O9 001010 O38 001011 O3 001100 O15 001101 O17 001110 O4 001111 O5 010000 O7 010001 O8 010010 O10 010011 O11 010100 O13 010101 O12 010110 O16 010111 O29 011000 O30 011001 O25 011010 O37 011011 O35 011100 O36 011101 O20 011110 O22 01 O21 10 O23 100001 O26 100010 O32 100011 O33 100100 O27 100101 O24 100110 O45 100111 O34 101000 O39 101001 O40 101010 O41 101011 O28 101100 O31 101101 Таблиця 4.2 Вм?сткеруючо?пам ят A FY FX FA Оп. A1A2A3A4A5А6 T1T2T3T4T5T6 T7T8T9 T10T11T12T13T14T15 O1 0 0 100 000010 O14 01 0 000 001101 O2 000010 0 101 001100 O19 000011 0 110 011110 O18 000100 0 001 000111 O46 000101 010000 110 101101 O6 000110 000010 101 101100 O42 000111 000111 101 101010 O43 001000 0 010 101011 O44 001001 010001 100 011010 O9 001010 001000 100 010100 O38 001011 101010 000 0 O3 001100 0 110 001111 O15 001101 01 100 010111 O17 001110 0 000 011010 O4 001111 0 001 001101 O5 010000 0 010 001010 O7 010001 000110 110 010011 O8 010010 101100 000 0 O10 010011 000111 000 010110 O11 010100 0 110 011010 O13 010101 100111 000 0 O12 010110 001001 000 011010 O16 010111 0 110 001010 O29 011000 000110 110 000111 O30 011001 0 011 000110 O25 011010 000100 100 100010 O37 011011 001010 001 001011 O35 011100 0 010 001010 O36 011101 01 000 001001 O20 011110 001101 001 10 O22 01 000101 000 100110 O21 10 001110 011 101001 O23 100001 0 000 011010 O26 100010 0 101 100101 O32 100011 0 110 101000 O33 100100 0 000 001010 O27 100101 0 110 011000 O24 100110 001111 110 000101 O45 100111 100011 000 0 O34 101000 10 000 0 Таблиця 4.2. продовження O39 101001 10 000 0 O40 101010 10 000 0 O41 101011 10 000 0 O28 101100 001011 000 010001 O31 101101 10 000 0 4.4.Синтез схемиавтомата.

При синтез схеми скориста мося вже розробленими вузламидля автомат в з ПА природноюадресац ю.СФА автомата з КА аналог чна СФАавтомата з природною адресац ю.Схеми СФМО, РМК аналог чн в дпов дним вузлам автомата з ПА розд.2.4 , а схема ЛАМКзапозичена з автомата з природною адресац ю розд.3.4 . В дм нн сть поляга лише втому, що для РМК будепотр бно 15 базових елемент?в.Враховуючи вищесказане, побуду мосхему автомата з комб нованою адресац ю м?крокоманд мал.4.4 . 5.ПОР ВНЯЛЬНА ХАРАКТЕРИСТИКА АВТОМАТ В.5.1.П драхунок апаратурних витрат.

Визначимо апаратурн?витрати на кожний з автомат в. Оск льки синтезл чильника не був обов язковим, то при визначенн апаратурнихвитрат будемо вважати його диним вузлом.1. У автомат з примусовою адресац ю схема СФА м стить 28лог чних елемент в, СФМО - 57 ЛЕ, вузол запуску схема amp - 4 ЛЕ , кр м того, необх дно 6 елемент в нвертор?вдля отримання сигнал в X1 X3, P1 P3 Також потр?бно 27 елемент в для РАМК РМК.Таким чином, сумарне число ЛЕдор вню 122. Для побудовиРАМК РМК також буде потр бно 27 тригер?в. К льк сть ПЗП- 7. 2. У автомат з природною адресац ю схема СФА м стить 12 лог чних елемент в, СФМО - 68 ЛЕ, вузол скидання - 2 ЛЕ , кр м того, необх дно 6 елемент в нвертор?в для отримання сигнал в X1 X3, P1 P3 10 елемент в для РМК.Таким чином, сумарне число ЛЕдор вню 98. Для побудови РМКтакож буде потр бно 10 тригер?в. К льк сть ПЗП- 4. Схематакож м стить один л чильник.3. У автомат з комб нованою адресац ю схема СФА м стить 10 лог чних елемент в, СФМО - 57 ЛЕ, вузол запуску схема amp - 4 ЛЕ , кр м того, необх дно 6 елемент в нвертор?вдля отримання сигнал в X1 X3, P1 P3 15 елемент в для РМК. Таким чином, сумарне число ЛЕ дор вню 92. Для побудови РМКтакож буде потр бно 15 тригер?в. К льк сть ПЗУ- 5. Схема також м стить один л чильник.

Складемо зведену таблицю витрат на синтезован? автомати. табл. 5.1. Таблиця5.1. Апаратурн? витратидля синтезованих автомат в. Тип автомата Лог?чн? елементи Тригери ПЗП Л?чильники ПА 122 27 7 0 ПрА 98 10 4 1 КА 92 15 5 1 5.2.Визначення автомата з м н мальними апаратурнимивитратами. Заповнимотаблицю, де для кожного автомата знаком в дм тимо м н мальн витрати на даний тип елемент в, а знаком - -нем?н?мальн? табл. 5.2 Таблиця5.2. Тип автомата Лог?чн? елементи Тригери ПЗП Л?чильники ПА - - - ПрА - - КА - - - Як видно з таблиц 5.2 автомат зприродною адресац ю вигра по двом параметрам по к лькост тригер?в ПЗП. Для п дтвердження правильност виборуавтомата застосу мо також оц нку за Квайном за сумарною к льк?стювход в елемент?в .Будемо вважати к льк стьвход в у ЛЕ - 4, у тригера- 4, у ПЗП -9 у л чильника - 9. З врахуванням вищенаведенихзначень, для автомата з ПА показник оц нки складе - 659, для автомата з ПрА -477, для автомата з КА- 482. Як видно з приведених оц нок, автомат зпримусовою адресац ю далеко не оптимальний, а автомати з природною комб нованою адресац ю по витратахпрактично однаков , але все ж автомат з ПрА ма деяку перевагу перед автоматомз КА. Таким чином, результатом проектування буде схемаавтомата з природною адресац ю м?крокоманд.