Информация о готовой работе

Бесплатная студенческая работ № 3299

1. ПОБУДОВА ОБ'кДНАНОп ГСА

1.1. Побудова ГСА

По описах граф-схем, приведених в завданн� до курсово� роботи, побуду�мо ГСА Г1-Г5 (мал. 1.1-1.5), додавши початков� � к�нцев� вершини � зам�нивши кожний оператор Yi операторною вершиною, а кожну умову Xi - умовною.

1.2. Методика об'�днання ГСА

У ГСА Г1-Г5 � однаков� д�лянки, тому побудова автомат�в за ГСА Г1-Г5 приведе до невиправданих апаратурних витрат. Для досягнення оптимального результату скориста�мося методикою С.�.Баранова, яка дозволя� м�н�м�зувати число операторних � умовних вершин. Заздалег�дь пом�тимо операторн? вершини в початкових ГСА, керуючись сл?дуючими правилами: 1) однаков� вершини Yi в р�зних ГСА в�дм�ча�мо однаковими м�тками Aj; 2) однаков� вершини Yi в межах одн��� ГСА в�дм�ча�мо р�зними м�тками Aj; 3) у вс�х ГСА початкову 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?сть ГСА. Означувальною для ГСА Гn ми будемо називати кон`юнкцию Pn=p1e?...?pqn е?{0,1}, причому p0=?р, p1=р. Об'�днана ГСА повинна задовольняти сл?дуючим вимогам:

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 Г0 перетворю�ться в ГСА, р�вносильну частков?й ГСА Гq.

При об'�днанн� ГСА викона�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 ГСА Г0; - 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.1.1. 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?НЕЦЬAk

Мал.1.2. Часткова граф-схема алгоритму 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.1.3. 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.1.4. 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.1.5. Часткова граф-схема алгортиму Г5 Стовпц� МСА в�дм�тимо вс�ма м�тками Aiн, що входять до ГСА, кр�м початково� A0. На перетин� рядка Ai � стовпця Aj запишемо формулу переходу fij в�д оператора Ai до оператора Aj. Ця функц�я дор?вню? 1 для безумовного переходу або кон`юнкц?? лог�чних умов, в�дпов�дних виходам умовних вершин, через як� проходить шлях з вершини з м?ткою Ai у вершину з м?ткою Aj. За методикою об'�днання закоду�мо МСА таким чином: Таблиця 1.1 Кодування МСА МСАP1P2P3 М10 0 0 (?p1?p2?p3) М20 0 1 (?p1?p2p3) М30 1 0 (?p1p2?p3) М40 1 1 (?p1p2p3) М51 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 A8 1

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 A22 1

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 A16 1

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 A18 1

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 Аj запишемо формулу переходу, яка форму�ться таким чином: Fij=P1fij1+...+Pnfijn (n=1...N). Де fijn-формула переходу з вершини Аi у вершину Аj для n-о? ГСА. Наприклад, формула переходу 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). Ми ма�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 Аi перех�д завжди зд�йсню�ться при незм�нному значенн� pq, то це значення pq в рядку Аi зам�нимо на У1", а його �нверс�ю на У0". Наприклад, у вершину А3 перех�д зд�йсню�ться при незм�нному значенн� ?p1 � ?p2, отже в рядку А3 ?p1 � ?p2 зам�нимо на У1", а p1 � p2 на У0". 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. Формулою переходу будемо називати сл?дуюче вираження: Ai®Fi,1А1+..+Fi,kАk, де Fi,j- в�дпов�дна формула переходу з м�н�м�зовано� МСА. У нашому випадку 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?p1p2p3нA8+x1?p1p2p3A13+?p1p2?p3A14

A1®?p1?p3A2н+p1?p3A6+?p1p3A7

A2®?p1?p2?p3A6+?p1p2p3A18+p1?p2p3A21

A3®?p3A4+p3A11

A4®A5

A5®А6

Таблиця 1.7 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

Таблиця 1.8 Об`?днана м?н?м?зована 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 _ _ 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?p2p3A12н+p1?p2?p3A19+?p1p2?p3Ak

A7®x3p3A6+?p3A8+?x3p3A9

A8®x2p2p3A17+?p2?p3Ak+?x2p2p3Ak

A9®p2нA8+?p2A10

A10®A3

A11®Ak

A12®?p2p3A22+p2?p3A13

A13®p3A9+?p3Ak

A14н®?x1A15+x1A16

A15®x3A6+?x3Ak

A16®A12

A17®p1?p2?p3A2н+?p1p2p3A6

A18®Ak

A19®x1?x2A2+x1x2A20+?x1A21

A20н®A17

A21®Ak

A22®Ak

При побудов� системи дужкових формул переходу необх�дно кожну формулу привести до вигляду Аx1+В?x1, де А � В -деяк� вирази, а x1 � ?x1-лог�чн? умови переходу. Формули переходу для вершин 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 pi в�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?дуючим правилом: додавання виразу [PqАn] не зм�нить формулу, якщо наб�р Pq не використову�ться для кодування ГСА або вершина Аn в?дсутня в ГСА з кодом Pq. Таким чином, додаючи допом�жн� набори, ми отрима�мо можлив�сть за допомогою елементарних перетворень звести формули до необх�дного вигляду. Наприклад, формула A8®x2p2p3A17+?p2?p3Ak+?x2p2p3A спрощу�ться таким 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?ться у ГСА ,в кодах яких присутн? комб?нац?? ?p3p2 ? p3?p2. Нижче наведено розклад ус?х неелементарних формул переходу.

A0=p1(?p2?p3A1)+?p1(?x1?p2?p3A1+?p2p3A1+x1?x2?p2?p3нA2+x1x2?p2?p3A3н+ +?x1p2p3A8+x1p2p3A13+p2?p3A14)=p1(?p2?p3A1)+[p1?p2?p3A1]+ +?p1(p2(?x1p3A8+x1p3A13+?p3A14)+?p2(?x1?p3A1+p3A1+x1?x2?p3A2+ +x1x2?p3A3н))=p1(?p2A1)+[p1p2A1]+?p1(p2(p3(?x1A8+x1A13)+?p3A14)+ +?p2(?p3(?x1A1+x1x2A3+x1?x2A2н)+p3A1))= p1A1+?p1(p2(p3( ?x1A8+ +x1A13)+?p3A14)+?p2(?p3(?x1A1+x1(x2A3+?x2A2))+p3A1н))

A1=?p1н(p3A7+?p3A2)+p1?p3A6+[p1p3A6]= ?p1н(p3A7+?p3A2)+p1A6

A2=p1(?p2p3A21)+?p1(?p2?p3A6+p2p3A18)= p1(?p2p3A21)+[p1?p2p3A21]+ +?p1н(?p2?p3A6+[p2?p3A6]+p2нp3A18+[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+p3A12н))=p1A19+ +?p1(p2(p3A2+?p3Akн)+?p2(?p3A7+p3A12))

A7=p3(x3A6+?x3A9)+?p3A8

A8=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+?p3A13

A17=p1?p2?p3A2+[p1?p2p3A2]+?p1p2p3A6+[?p1?p2p3A6н]=p1?p2A2+[p1p2A2]+ +?p1p3A6+[?p1?p3A6]=p1A2+?p1A6н

A19=x1(?x2A2+x2A20)+?x1A21 Об'�днану ГСА Г0 (мал.1.7) побуду�мо в�дпов�дно до формул переходу, зам�нюючи кожну м�тку Аi в�дпов�дною операторною вершиною Yt, а кожний вираз Xi � Pj в�дпов�дними умовними вершинами.

2.СИНТЕЗ АВТОМАТА З ПРИМУСОВОЮ АДРЕСАЦ�кЮ М?КРОКОМАНД.

2.1. Принцип роботи 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, у пол? X-код лог�чно� умови, що перев�ря�ться, у полях 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?сть пол�в визнача�ться таким чином: m=]log2T[ Т- число набор�в м?крооперац?й, що використовуються в ГСА, в нашому випадку Т=17, m=5 l=]log2 (L+1)[ L-число лог�чних умов у ГСА, в нашому випадку L=6, l=3 k=]log2 Q[ Q -к�льк�сть м?крокоманд. Структурна схема автомата приведена на мал. 2.2. Автомат функц�ону� таким чином. Схема запуску склада�ться з RS -тригера � схеми У&", яка блоку� надходження синхро?мпульс?в на РАМК � РМК. За сигналом УПуск" тригер встановлю�ться в одиницю � в�дбува�ться запис м?крокоманд до рег�стру. Поле Y надходить 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�д безумовний (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). За сигналу y0 тригер встановлю�ться в нуль � автомат зупиня� свою роботу. За сигналом "Пуск" до РАМК заноситься адреса початково� МК (А=0).

2.2. Перетворення початково� ГСА.

Перетворення буде полягати в тому, що у вс� операторн? вершини, пов'язан� з к�нцевою, вводиться сигнал y0, а м�ж вс�ма умовними вершинами, як� пов'язан� з к�нцевою, вводиться операторна вершина, що м�стить сигнал y0. Причому, ця вершина буде загальною для вс�х умовних. З урахуванням вищесказаного отрима�мо перетворену ГСА (мал. 2.3). У перетворен?й ГСА ми збер�га�мо позначення Yi, але при цьому пам'ята�мо, що кожна м?крокоманда Yi

РАМК Z1 Z2 S T & ПЗП УПускФ С? R РМК Y X A0 A1 СФМО Z1yн0 .... yi СФА до ОА Z2

Мал.2.2. Структурна схема автомата з ПА

розбива?ться на м?крооперац?? yi..yj зг?дно з табл. 2.1.

Таблиця 2.1.

Розпод�л МО по м?крокомандам.

МКМ?крооперац??МКМ?крооперац?? Y1y1y2y9y10Y12y5y6y12y17y19 Y2y1y5y12y19Y13y4y6y20y21 Y3y1y6y11y20Y14y3y11y17y18y22 Y5y3y4y13y30Y15y4y5y6y18y19y23 Y7y2y6y7y16Y16y12y14y16y24 Y8y5y13y15y29Y17y2y13y25 Y9y6y17Y18y5 Y10y3y4y5y18y19Y20y3y27y28 Y11y7y8y17y20 2.3.Формування вм�сту керуючо� пам'ят�.

Перший етап - вид�лення м?крокоманд заданого формату. В автомат� з ПА в одному такт� можуть виконуватися МО � перев�рятися лог�чна умова. Тому м?крокоманда в�дпов�да� пар� ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА. Виходячи з цього, отрима�мо, що можливими � пари: ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА, ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - БЕЗУМОВНИЙ ПЕРЕХ�Д, ПОРОЖНЯ ОПЕРАТОРНА - УМОВНА ВЕРШИНА. При цьому потр�бно враховувати, що при вибор� пари ОПЕРАТОРНА ВЕРШИНА - УМОВНА ВЕРШИНА недопустим перех�д ззовн� в точку м�ж операторною � умовною вершинами, кр�м ситуац��, коли умовна вершина входить до складу �ншо? м?крокоманди. У результат� ми отрима�мо сл?дуюче разбиття на м?крокоманди (мал. 2.3.). Ми отримали 38 допустимих МК. Закоду�мо �х в природному порядку, привласнивши початков?й МК нульову адресу (табл.2.2). Для цього необх�дно q=]log2N[ розряд�в, де N- к�льк�сть МК заданого формату. У нашому випадку N=38, q=6.

Таблиця 2.2 Кодування МК МКА1А2А3А4 А5А6 О10 0 0 0 0 0 О20 0 0 0 0 1 .............................. О381 0 0 1 0 1

Аналог�чним чином закоду�мо оператори Yi, надавши нульовий код порожньому операторному полю (табл. 2.3).

Таблиця 2.3 Кодування Y Yi T2T3T4T5T6 ? 00000 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.A1A2A3A4A5A6T1T2T3T4T5T6T7T8T9T10T11T12T13T14T15T16T17T18T19T20T21 1 000000 000000 100 000001 001100 2 000001 000000 101 000010 011001 3 000010 000000 110 000011 001100 4 000011 000000 001 001100 000100 5 000100 000000 010 001001 000101 6 000101 000110 110 000111 000110 7 000110 101100 000 000000 000000 8 000111 000111 000 001000 000000 9 001000 001001 000 001110 000000 10 001001 001000 100 001010 011000 11 001010 000000 110 001110 001011 12 001011 100111 000 000000 000000 13 001100 000001 100 001101 001110 14 001101 000000 110 001001 010010 15 001110 000100 100 001111 010111 16 001111 000000 101 010001 010000 17 010000 000000 110 010100 010101 18 010001 000000 110 010010 011110 19 010010 000110 110 011111 010011 20 010011 000000 011 100011 001110 21 010100 100000 000 000000 000000 22 010101 000000 010 001001 010110 23 010110 000001 000 100101 000000 24 010111 001010 001 011000 010101 25 011000 101010 000 000000 000000 26 011001 000000 110 011011 011010 27 011010 000000 001 011111 100001 28 011011 001101 001 011100 011101 29 011100 001110 011 010100 001110 30 011101 000101 000 011110 000000 31 011110 001111 010 100001 100000 32 011111 000111 101 010100 100010 33 100000 100011 000 000000 000000 34 100001 010000 110 010100 100011 35 100010 000000 010 010100 100101 36 100011 000001 101 100100 011111 37 100100 001011 000 000101 000000 38 100101 010001 100 001110 001001

2.4. Синтез схеми автомата.

Схема СФА явля� собою мультиплексор, який в залежност� в�д коду лог�чно� умови, що перев�ря�ться, переда� на вих�д Z1 значення в�дпов�дно? ЛУ. При цьому сигнал Z2 завжди � �нверс��ю сигналу Z1. Таким чином, отрима�мо сл?дуюч? вирази для Z1 � Zн2: 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+A1iZ2 або, приводячи до заданого базису, отриму�мо Ai=??(?(?A0i+?Z1)+?(?A1i+?Z2)). Синтезу�мо тепер схему дешифратора, що форму� сигнали м?крооперац?й yi. Поява одиниц�, в�дпов�дно� кожному Y, в�дбува�ться при 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� таким чином(мал. 2.4) T6?e 1 1 1 Yi T2?e

Мал. 2.4. Схема формування сигналу Yi.

Враховуючи, що розряд T2 р�вний У1" при формуванн� т�льки двох сигнал�в Y18 � Y20, то схему(мал. 2.4) будемо використовувати для формування Y1, Y20, для яких сп�впадають молодш� чотири розряди та для Y18, для якого молодш? чотири розряди сп?впадають з кодом порожньо? операторно? вершини. А для вс�х �нших Y схему можна спростити (мал.2.5.).

T6?e 1 Yi T3?e

Мал.2.5. Спрощена схема формування сигналу Yi. Зг?дно з наведеними схемами запишемо формули для вс?х Yi.

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?й yj отрима�мо, об'�днуючи по Уабо" 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 y11,2,3 y21,7,17 y35,10,14,20 y45,10,13,15 y52,8,10,12,15,18 y63,7,9,12,13,15 y77,11 y811 y91 y101 y113,14 y122,12,16 y135,8,17 y1416 y158 y167,16 y179,11,12,14 y1810,14,15 y192,10,12,15 y203,11,13 y2113 y2214 y2315 y2416 y2517 y2720 y2820 y298 y305

На наступному етап� синтезу�мо схеми РАМК � РМК, використовуючи ?R?S тригери. Скориста�мося класичним методом синтезу рег�стр�в � заповнимо сл?дуючу таблицю (табл. 2.6.).

Таблиця 2.6.

Синтез РАМК та РМК

СAiQtQt+1Ct?R?S 00000** 00110** 01000** 01110** 10001*1 1010101 1101110