JPH04153780A - 論理回路の合成方法 - Google Patents
論理回路の合成方法Info
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- JPH04153780A JPH04153780A JP2280276A JP28027690A JPH04153780A JP H04153780 A JPH04153780 A JP H04153780A JP 2280276 A JP2280276 A JP 2280276A JP 28027690 A JP28027690 A JP 28027690A JP H04153780 A JPH04153780 A JP H04153780A
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
本発明は、論理回路の自動合成に係り、特に回路規模の
増大を最小限に抑えるとともに、最大遅延が制約時間を
満たす高速な論理回路を自動生成する方法に関する。
増大を最小限に抑えるとともに、最大遅延が制約時間を
満たす高速な論理回路を自動生成する方法に関する。
実用的な論理合成システムにおける回路合成手法は論理
式の簡単化の後、ライブラリ七ルへのマッピングによる
局所的最適化を行うものが多い。
式の簡単化の後、ライブラリ七ルへのマッピングによる
局所的最適化を行うものが多い。
これらの論理合成システムでの時間最適化として、[多
段論理回路合成および最適化に関するアルゴリズム(A
lgorithms for multi−1ev
ellogic 5ynthesis and
optimization)J(VLSI回路に対する
デザインシステム(DesignSystems fo
r VLSI C1rcuit)、ジ−6デイー・ミ
ッチェリ(G、 De Micheli )lfs版、
pp。
段論理回路合成および最適化に関するアルゴリズム(A
lgorithms for multi−1ev
ellogic 5ynthesis and
optimization)J(VLSI回路に対する
デザインシステム(DesignSystems fo
r VLSI C1rcuit)、ジ−6デイー・ミ
ッチェリ(G、 De Micheli )lfs版、
pp。
197−247.1987)に発表された、論理式の簡
単化において論理段数を制限する手法がある。この手法
は、論理回路が論理式レベルで表現されている段階で論
理回路の冗長部分を削除し、回路規模を削減する際に、
論理ゲートの段数を制限することで最大遅延が制約時間
以内で実現できることを目指している。
単化において論理段数を制限する手法がある。この手法
は、論理回路が論理式レベルで表現されている段階で論
理回路の冗長部分を削除し、回路規模を削減する際に、
論理ゲートの段数を制限することで最大遅延が制約時間
以内で実現できることを目指している。
また、局所的最適化処理において、遅延時間を削減スる
ルールを導入したルールベースシステムを用いる手法が
、「論理合成エキスパートシステムEXLOGにおける
タイミング最適化」(電子情報通信学会技術報告、VL
D89−122゜1990)に報告されている。これは
、簡単化された論理回路を実現する回路に変換する段階
で、様々な回路パターンでの遅延時間の削減ルールを用
意し、ルールに適合する回路変換全実行する方法である
。
ルールを導入したルールベースシステムを用いる手法が
、「論理合成エキスパートシステムEXLOGにおける
タイミング最適化」(電子情報通信学会技術報告、VL
D89−122゜1990)に報告されている。これは
、簡単化された論理回路を実現する回路に変換する段階
で、様々な回路パターンでの遅延時間の削減ルールを用
意し、ルールに適合する回路変換全実行する方法である
。
[発明が解決しようとする課題]
上述した前者の時間最適化手法は、回路テクノロジーに
依存シない方法であるが、実現するセルの情報がないた
め正確な遅延時間の1出ができない。特に複合ゲートに
よる遅延時間の見積りが困難であフ、AND10R/N
OTゲートによる予測の域を越えない。したがって、実
現する回路セルへのマツピング後に制約時間を越える場
合がある。
依存シない方法であるが、実現するセルの情報がないた
め正確な遅延時間の1出ができない。特に複合ゲートに
よる遅延時間の見積りが困難であフ、AND10R/N
OTゲートによる予測の域を越えない。したがって、実
現する回路セルへのマツピング後に制約時間を越える場
合がある。
後者の時間最適化手法は、実現する回路テクノロジー毎
に多数のルールが必要であシ、さらに処理に多大な時間
を要するため現実的ではない。
に多数のルールが必要であシ、さらに処理に多大な時間
を要するため現実的ではない。
本発明の目的は、回路テクノロジーに依存しない方法で
あるが、正確な遅延時間を用いて遅延時間の削減を図る
ことで、高速な論理回路を現実的な処理時間で自動生成
する手法を提供することにある。
あるが、正確な遅延時間を用いて遅延時間の削減を図る
ことで、高速な論理回路を現実的な処理時間で自動生成
する手法を提供することにある。
[課題を解決するための手段〕
上述の目的を達成するために本発明は、多段論理式から
ネットリストを生成する論理回路の合成方法において、
多段論理式を基本セルに置き換えて初期回路割り付けを
行って初期回路を生成し、該初期回路に対してルー〜に
基づいた回路変換を行って面積の最適化を行って面積最
適化回路を生成し、該面積最適化回路の外部入力端子か
ら外部出力端子へ至るパスの内、最大信号伝播時間を有
するクリティカルパスを求め、前記最大信号伝播時間が
制約時間よりも小さい場合にはネットリストを生放し、
前記最大信号伝播時間が制約時間以上の場合には、前記
クリティカルパスに対して〜−〜に基づいた時間最適化
を行って時間通化回路を生成し、該時間最適化回路から
部分回路を選択し、該選択された部分回路中の各ゲート
ヲ基本ゲートに分解し、分解された部分回路を多段論理
式に変換し、前記クリティカルパス上の信号に相当する
前記多段論理式中の中間変数を展開した後、前記多段論
理式に基本ゲートヲ割り付けて部分初期回路を生成し、
該部分初期回路に対して上記面積の最適化以降の手順を
繰り返し実行することを特徴とする論理回路の合成方法
である。
ネットリストを生成する論理回路の合成方法において、
多段論理式を基本セルに置き換えて初期回路割り付けを
行って初期回路を生成し、該初期回路に対してルー〜に
基づいた回路変換を行って面積の最適化を行って面積最
適化回路を生成し、該面積最適化回路の外部入力端子か
ら外部出力端子へ至るパスの内、最大信号伝播時間を有
するクリティカルパスを求め、前記最大信号伝播時間が
制約時間よりも小さい場合にはネットリストを生放し、
前記最大信号伝播時間が制約時間以上の場合には、前記
クリティカルパスに対して〜−〜に基づいた時間最適化
を行って時間通化回路を生成し、該時間最適化回路から
部分回路を選択し、該選択された部分回路中の各ゲート
ヲ基本ゲートに分解し、分解された部分回路を多段論理
式に変換し、前記クリティカルパス上の信号に相当する
前記多段論理式中の中間変数を展開した後、前記多段論
理式に基本ゲートヲ割り付けて部分初期回路を生成し、
該部分初期回路に対して上記面積の最適化以降の手順を
繰り返し実行することを特徴とする論理回路の合成方法
である。
[作用〕
本発明の論理回路の合成方法はルールによる複合ゲート
割v付は後の回路における最大遅延径路(クリティルパ
ス)上に存在する部分回路を論理式として選択する。そ
の後、選択された部分回路を2段論理表現に展開し論理
段数を削減する。
割v付は後の回路における最大遅延径路(クリティルパ
ス)上に存在する部分回路を論理式として選択する。そ
の後、選択された部分回路を2段論理表現に展開し論理
段数を削減する。
さらに展開後の部分回路全ゲート割り付けする。
これらの処理において、部分回路の選択時点では複合ゲ
ート割り付は後であるため、正確な遅延時間の評価が可
能である。また、論理段数削減処理はアルゴリズムベー
スであるため、ルールベースより高速、低記憶容量で実
行できると同時に、テクノロジーに依存しない処理とな
っておフ、実現する回路テクノロジーが変更されてもプ
ログラムを修正する必要がない。
ート割り付は後であるため、正確な遅延時間の評価が可
能である。また、論理段数削減処理はアルゴリズムベー
スであるため、ルールベースより高速、低記憶容量で実
行できると同時に、テクノロジーに依存しない処理とな
っておフ、実現する回路テクノロジーが変更されてもプ
ログラムを修正する必要がない。
[実施例〕
本発明の一実施例について図面を用いて詳述する。
第2図は論理合成シヌテムの構成図である。論理合成シ
ステムは論理式あるいは真理値表形式の入力データを、
論理式の2段化手段1で2段論理式に変換し、2段論理
簡単化手段2で論理の冗長部分を削除して、論理式の多
段化手段3で多段論理式に変換後、局所最適化処理を実
行しネットリストを出力する。
ステムは論理式あるいは真理値表形式の入力データを、
論理式の2段化手段1で2段論理式に変換し、2段論理
簡単化手段2で論理の冗長部分を削除して、論理式の多
段化手段3で多段論理式に変換後、局所最適化処理を実
行しネットリストを出力する。
第1図は局所最適化手段4において実行される本発明に
係る局所最適化処理を示すフローチャートである。以下
、ステップS1からステップS8までの各ステップの概
略を順次説明し、その後に本発明の主要なステップであ
るステップS6およびステップS7について詳しく述べ
る。
係る局所最適化処理を示すフローチャートである。以下
、ステップS1からステップS8までの各ステップの概
略を順次説明し、その後に本発明の主要なステップであ
るステップS6およびステップS7について詳しく述べ
る。
ステップS1:
多段化された論理回路はAND10R/NOTの論理ゲ
ートによる表現であるので、これらを目的の回路テクノ
ロジーで実現するためにセルライブラリに登録されてい
るAND10R/’NOTの基本セルに置き換える。こ
のとき、論理ゲートらの入力数がセルライブラリに登録
されて込る同一演算機能の七〜の入力数を越える場合に
は、第3図に示すように論理ゲートヲ分割して複数のラ
イブラリ七ルに割シ付けるっ ステップS2: 多段化された論理回路はゲート数が多く、回路規模も大
きくなる。そこで以下のルールによる回路変換を行い面
積の最適化を図る。
ートによる表現であるので、これらを目的の回路テクノ
ロジーで実現するためにセルライブラリに登録されてい
るAND10R/’NOTの基本セルに置き換える。こ
のとき、論理ゲートらの入力数がセルライブラリに登録
されて込る同一演算機能の七〜の入力数を越える場合に
は、第3図に示すように論理ゲートヲ分割して複数のラ
イブラリ七ルに割シ付けるっ ステップS2: 多段化された論理回路はゲート数が多く、回路規模も大
きくなる。そこで以下のルールによる回路変換を行い面
積の最適化を図る。
(1)複合ゲート割り付は
一般に複数の基本ゲートを用いて論理回路を実現するよ
り、同一の演算を実現できる複合ゲートを使用する方が
、面積を縮小するとともに遅延時間も短縮できるため、
第4図の例に示すようにA N Dlo R等の五本ゲ
ートを複合ゲートにS】あるいは小規模な複合ゲートを
大規模な複合ゲートに変換する。
り、同一の演算を実現できる複合ゲートを使用する方が
、面積を縮小するとともに遅延時間も短縮できるため、
第4図の例に示すようにA N Dlo R等の五本ゲ
ートを複合ゲートにS】あるいは小規模な複合ゲートを
大規模な複合ゲートに変換する。
(2)NAND/NORゲート変換
NAND/NORゲートはA N Dlo Rゲートの
6割程度の大きさで実現できるため面積の削減に効果が
あるので、第5図の例に示すようにA N Dlo R
ゲートをNAND/NORゲート回路に変換する。
6割程度の大きさで実現できるため面積の削減に効果が
あるので、第5図の例に示すようにA N Dlo R
ゲートをNAND/NORゲート回路に変換する。
(3)双対ゲート変換
2段論理簡単化後、多段化を行った回路では外部入力端
子にインバータが接続する場合が多いという特徴がある
。このインバータを削除するためKals力側にインバ
ータが接続している各ゲートに対し、インバータを入力
側へ移動させる処理を施す。これにより、ルール(4)
が適用される可能性が増すので、ゲートの出力側にイン
バータが接続している場合、第6図の例に示すように演
算機能を変えないよう入力側へインバータの接続を変更
する。
子にインバータが接続する場合が多いという特徴がある
。このインバータを削除するためKals力側にインバ
ータが接続している各ゲートに対し、インバータを入力
側へ移動させる処理を施す。これにより、ルール(4)
が適用される可能性が増すので、ゲートの出力側にイン
バータが接続している場合、第6図の例に示すように演
算機能を変えないよう入力側へインバータの接続を変更
する。
(4)冗長インバータ削除
第7図の例に示すように直列接続しているインバータの
削除や並列接続しているインバータのマージを行う。
削除や並列接続しているインバータのマージを行う。
(1)〜(3)は順に適用されるように制御しており、
(4)は条件が満たされる場合には(1)〜(3)とは
無関係に即座に実行される。
(4)は条件が満たされる場合には(1)〜(3)とは
無関係に即座に実行される。
ステップS8:
外部入力端子から外部出力端子までの最大信号伝播時間
を算出する。
を算出する。
ステップS4:
最大信号伝播時間が制約時間を越えていなければステッ
プS8へ移る。
プS8へ移る。
ステップS5:
ルールによる時間最適化を実行し、冗長な部分の削除を
行う。適用するルーlvを以下に示す。
行う。適用するルーlvを以下に示す。
(1)ファンアウト削減
第8図の例に示すようにファンアウト数の大きなゲート
を同一演算機能の複数のゲートに置き換え、ファンアウ
ト数を削減することで負荷を削減し、遅延時間を減少さ
せる。
を同一演算機能の複数のゲートに置き換え、ファンアウ
ト数を削減することで負荷を削減し、遅延時間を減少さ
せる。
(2)双対ゲート変換
ステップS2において適用したルール(3)を適用し、
出力側のインバータを入力側へ移動させる。これにより
、ルー/L/(3)の適用の可能性が増那する。
出力側のインバータを入力側へ移動させる。これにより
、ルー/L/(3)の適用の可能性が増那する。
(3)冗長インバータ削除
上記の双対ゲート変換ルールにより生じた冗長インバー
タを削除し、ゲートの段数全削減することで遅延時間を
減少させる。
タを削除し、ゲートの段数全削減することで遅延時間を
減少させる。
ステップS6:
ルールによる時間最適化だけでは最大遅延を制約時間以
内で実現できないことが多い。したがって、さらに遅延
時間を圧縮するために論理式展開処理を実行するため、
論理回路から展開対象となるクリティカルパス上のゲー
トを部分回路として選択する。
内で実現できないことが多い。したがって、さらに遅延
時間を圧縮するために論理式展開処理を実行するため、
論理回路から展開対象となるクリティカルパス上のゲー
トを部分回路として選択する。
ステップS7:
選択された部分回路中の各ゲートヲ基本ゲートに分解し
、分解された部分回路を多段論理式に変換した後、クリ
ティカルパス上の信号に相当する多段論理式中の中間変
数を展開する。さらに展開された論理式に基本ゲートヲ
割フ付け、部分回路を再構成し、ステップS2へ戻る。
、分解された部分回路を多段論理式に変換した後、クリ
ティカルパス上の信号に相当する多段論理式中の中間変
数を展開する。さらに展開された論理式に基本ゲートヲ
割フ付け、部分回路を再構成し、ステップS2へ戻る。
ステップS8:
データベースにネットリストを出力する。
以上、第1図のフローチャートで示されているステップ
S1からステップS8について概略を説明した。
S1からステップS8について概略を説明した。
次に、ステップS7について詳述する。
第9図(a)及び(b)にステップS7の論理式展開処
理の例を示す。例に示すように論理式展開によフクリテ
ィカルパヌのゲート段数が減少する。
理の例を示す。例に示すように論理式展開によフクリテ
ィカルパヌのゲート段数が減少する。
また、局所的最適化により生成される論理回路には多く
の複合ゲートが含まれる。したがって、論理式展開にお
いても複合ゲートヲ効果的に処理する必要がある。第1
0図(al)の例に示す部分回路中の複合ゲートを第1
0図(a2)のように直接展開した場合、クリティカル
パス上にないパヌも展開されるため展開後の回路規模が
著しく増大する。そこで、複合ゲートヲ基本ゲートに分
解した後、クリティカルパス上のゲートのみを展開する
ことで回路規模の増加を防いでいる。第10図(bl
)及び(b2)に複合ゲートの展開処理例を示す。
の複合ゲートが含まれる。したがって、論理式展開にお
いても複合ゲートヲ効果的に処理する必要がある。第1
0図(al)の例に示す部分回路中の複合ゲートを第1
0図(a2)のように直接展開した場合、クリティカル
パス上にないパヌも展開されるため展開後の回路規模が
著しく増大する。そこで、複合ゲートヲ基本ゲートに分
解した後、クリティカルパス上のゲートのみを展開する
ことで回路規模の増加を防いでいる。第10図(bl
)及び(b2)に複合ゲートの展開処理例を示す。
次に、ステップS6について詳述する。
上述のように、論理式展開処理によりクリティカルパス
のゲート段数は減少するが、第9図、第10図の例のい
ずれの場合にもクリティカルパス以外のパスのゲート段
数は増加する傾向にある。
のゲート段数は減少するが、第9図、第10図の例のい
ずれの場合にもクリティカルパス以外のパスのゲート段
数は増加する傾向にある。
このため、論理回路から展開対象となる部分回路の選択
方法が重要になる。すなわち、論理式展開後のクリティ
カルパス以外のパスのグー)段&?抑え、論理式展開に
よるクリティカルパスの変更を防がなければならない。
方法が重要になる。すなわち、論理式展開後のクリティ
カルパス以外のパスのグー)段&?抑え、論理式展開に
よるクリティカルパスの変更を防がなければならない。
以下く、部分回路の選彼方法について述べる。
論理式展開処理を実行するには展開対象となる部分回路
の選択方法が重要である。論理式展開により別のクリテ
ィカルパスが生成されないような部分回路を選択しなけ
ればならな贋。そこで、次の選択方法を設けた。
の選択方法が重要である。論理式展開により別のクリテ
ィカルパスが生成されないような部分回路を選択しなけ
ればならな贋。そこで、次の選択方法を設けた。
(1)第11図(a)の例に示すようにファンアウトが
なく、論理段数が8段以上で、最も外部入力端子側にあ
るゲートの余裕度が基準値以下で、最も外部出力端子に
あるゲートの余裕度が基準値以上の部分回路 (2)第11図(b)の例に示すようにファンアウトが
なく、論理段数が3段以上で、最も外部出力端子側にあ
るゲートの入力数が基準値以下である部分回路 (3)第11図(C)の例に示すようにファンアウトが
あり、論理段数が3段以上で、ファンアウトのあるゲー
ト入力数が基準値以下、余裕度が基準値以下で、最も外
部出力端子側にあるゲートの余裕度が基準値以上の部分
回路 (4)第11図(d)の例に示す:うにファンアウトが
あり、論理段数が3段以上で、ファンアウトのあるゲー
トおよび最も外部出力端子側にあるゲートの入力数が共
に基準値以下である部分回路 ここで余裕度とは、あるゲートの全入力信号の中でクリ
ティカルな信号の遅延時間からクリティカルでない信号
の遅延時間からクリティカルでない信号の中の最大遅延
時間を引いた差である。
なく、論理段数が8段以上で、最も外部入力端子側にあ
るゲートの余裕度が基準値以下で、最も外部出力端子に
あるゲートの余裕度が基準値以上の部分回路 (2)第11図(b)の例に示すようにファンアウトが
なく、論理段数が3段以上で、最も外部出力端子側にあ
るゲートの入力数が基準値以下である部分回路 (3)第11図(C)の例に示すようにファンアウトが
あり、論理段数が3段以上で、ファンアウトのあるゲー
ト入力数が基準値以下、余裕度が基準値以下で、最も外
部出力端子側にあるゲートの余裕度が基準値以上の部分
回路 (4)第11図(d)の例に示す:うにファンアウトが
あり、論理段数が3段以上で、ファンアウトのあるゲー
トおよび最も外部出力端子側にあるゲートの入力数が共
に基準値以下である部分回路 ここで余裕度とは、あるゲートの全入力信号の中でクリ
ティカルな信号の遅延時間からクリティカルでない信号
の遅延時間からクリティカルでない信号の中の最大遅延
時間を引いた差である。
論理式展開では、外部出力端子寄りのゲートが多段に展
開される傾向がある。したがって、ゲートの余裕度が小
さい場合には展開後にクリティカルパス以外のパスの段
数が増加して、そのパスが新たにクリティカルパスとな
る可能性が高い。そこで、余裕度が大きいゲートが外部
出力端子側のゲートとなるように部分回路を選択するこ
とにより、新たなりリティカ〜パスの生成を防ぐことが
可能である。
開される傾向がある。したがって、ゲートの余裕度が小
さい場合には展開後にクリティカルパス以外のパスの段
数が増加して、そのパスが新たにクリティカルパスとな
る可能性が高い。そこで、余裕度が大きいゲートが外部
出力端子側のゲートとなるように部分回路を選択するこ
とにより、新たなりリティカ〜パスの生成を防ぐことが
可能である。
一方、外部入力端子寄りのゲートに対する入力信号パス
は、展開処理では段数が削減する傾向にある。したがっ
て、余裕度の小さいゲートが外部入力端子側のゲー・ト
となるように部分回路全選択すれば、クリティカルパス
以外の信号に対しても遅延時間の改善が可能である。
は、展開処理では段数が削減する傾向にある。したがっ
て、余裕度の小さいゲートが外部入力端子側のゲー・ト
となるように部分回路全選択すれば、クリティカルパス
以外の信号に対しても遅延時間の改善が可能である。
また、外部出力端子側のゲートの入力数が多い場合には
、クリティカルパス以外の、段数が増加するパス数が多
くなフ、新たなりリティカルパスが生成される可能性が
高くなる。したがって、外部出力端子側のゲートは入力
数の少ないゲートを選択すれば効果的である。
、クリティカルパス以外の、段数が増加するパス数が多
くなフ、新たなりリティカルパスが生成される可能性が
高くなる。したがって、外部出力端子側のゲートは入力
数の少ないゲートを選択すれば効果的である。
さらに、ファンアウトのあるゲートに対しては、同一機
能のゲートを付加することでファンアウトがない場合と
同様の処理を行っておジ、面積が増加することになる。
能のゲートを付加することでファンアウトがない場合と
同様の処理を行っておジ、面積が増加することになる。
これを抑えるために、ファンアウトのあるゲートは、入
力数により選択されるゲート規模を制限している。
力数により選択されるゲート規模を制限している。
し発明の効果]
本発明の時間最適化手法によれば、初めに、ル−〃によ
る複合ゲート割フ付は後の回路における最大遅延径路(
クリティカルパス)上に存在する部分回路を論理式とし
て選択し、選択された部分回路を2段論理表現に展開し
論理段数全削減した後、さらに展開後の部分回路全ゲー
ト割り付けする。これらの処理において、部分回路の選
択時点では複合ゲート割り付は後であるため、正確な遅
延時間の評価が可能である。また、論理段数削減処理は
アルゴリズムベースであるため、ルールベースより高速
、低記憶容量で実行できると同時に、テクノロジーに依
存しない処理となっており、実現する回路テクノロジー
が変更されてもプログラムを修正する必要がない。以上
のように、あらゆる種類の高品質な論理回路を高速に自
動合成することができる。
る複合ゲート割フ付は後の回路における最大遅延径路(
クリティカルパス)上に存在する部分回路を論理式とし
て選択し、選択された部分回路を2段論理表現に展開し
論理段数全削減した後、さらに展開後の部分回路全ゲー
ト割り付けする。これらの処理において、部分回路の選
択時点では複合ゲート割り付は後であるため、正確な遅
延時間の評価が可能である。また、論理段数削減処理は
アルゴリズムベースであるため、ルールベースより高速
、低記憶容量で実行できると同時に、テクノロジーに依
存しない処理となっており、実現する回路テクノロジー
が変更されてもプログラムを修正する必要がない。以上
のように、あらゆる種類の高品質な論理回路を高速に自
動合成することができる。
第1図は本発明を組込んだ局所最適化処理の流れを説明
する図、第2図は本発明に組込んだ局所最適化処理を部
分機能としてもつ論理合成システムのシステム構成図、
第3図は第1図のステップSlの実行例を示す図、第4
図は第1図のステップS2の(1)の実行例を示す図、
第5図は第1図のステップS2の(2)の実行例を示す
図、第6図は第1図のステップS2の(8)の実行例を
示す図、第7図は第1図のステップS2の(4)の実行
例を示す図、第8図は第1図のステップS5の(1)の
実行例を示す図、第9図は第1図のステップS7の実行
例を示す図、第10図は第1図のステップS7における
複合ゲート処理の説明図、第11図(a)は第1図のス
テップS6の(1)説明図、第11図(b)は第1図の
ステップS6の(2)説明図、第11図(c)は第1図
のステップS6の(8)説明図、第11図(d)は第1
図のステップS6の(4)説明図である。 ■・・論理式の2段化手段、 2・・2段論理簡単化手
段、 3・・・論理式の多段化手段、 4・・・局所最
適化手段、 5・・・ネットリスト出力手段。
する図、第2図は本発明に組込んだ局所最適化処理を部
分機能としてもつ論理合成システムのシステム構成図、
第3図は第1図のステップSlの実行例を示す図、第4
図は第1図のステップS2の(1)の実行例を示す図、
第5図は第1図のステップS2の(2)の実行例を示す
図、第6図は第1図のステップS2の(8)の実行例を
示す図、第7図は第1図のステップS2の(4)の実行
例を示す図、第8図は第1図のステップS5の(1)の
実行例を示す図、第9図は第1図のステップS7の実行
例を示す図、第10図は第1図のステップS7における
複合ゲート処理の説明図、第11図(a)は第1図のス
テップS6の(1)説明図、第11図(b)は第1図の
ステップS6の(2)説明図、第11図(c)は第1図
のステップS6の(8)説明図、第11図(d)は第1
図のステップS6の(4)説明図である。 ■・・論理式の2段化手段、 2・・2段論理簡単化手
段、 3・・・論理式の多段化手段、 4・・・局所最
適化手段、 5・・・ネットリスト出力手段。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 1、多段論理式からネットリストを生成する論理回路の
合成方法において、 多段論理式を基本セルに置き換えて初期回路割り付けを
行って初期回路を生成し、 該初期回路に対してルールに基づいた回路変換を行って
面積の最適化を行って面積最適化回路を生成し、 該面積最適化回路の外部入力端子から外部出力端子へ至
るパスの内、最大信号伝播時間を有するクリティカルパ
スを求め、 前記最大信号伝播時間が制約時間よりも小さい場合には
ネットリストを生成し、 前記最大信号伝播時間が制約時間以上の場合には、 前記クリティカルパスに対してルールに基づいた時間最
適化を行って時間最適化回路を生成し、 該時間最適化回路から部分回路を選択し、 該選択された部分回路中の各ゲートを基本ゲートに分解
し、分解された部分回路を多段論理式に変換し、前記ク
リティカルパス上の信号に相当する前記多段論理式中の
中間変数を展開した後、前記多段論理式に基本ゲートを
割り付けて部分初期回路を生成し、 該部分初期回路に対して上記面積の最適化以降の手順を
繰り返し実行する ことを特徴とする論理回路の合成方法。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2280276A JPH04153780A (ja) | 1990-10-17 | 1990-10-17 | 論理回路の合成方法 |
Applications Claiming Priority (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP2280276A JPH04153780A (ja) | 1990-10-17 | 1990-10-17 | 論理回路の合成方法 |
Publications (1)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH04153780A true JPH04153780A (ja) | 1992-05-27 |
Family
ID=17622735
Family Applications (1)
Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
---|---|---|---|
JP2280276A Pending JPH04153780A (ja) | 1990-10-17 | 1990-10-17 | 論理回路の合成方法 |
Country Status (1)
Country | Link |
---|---|
JP (1) | JPH04153780A (ja) |
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH06314313A (ja) * | 1993-04-28 | 1994-11-08 | Nec Corp | 遅延最適化方法 |
JPH07129657A (ja) * | 1993-10-29 | 1995-05-19 | Nec Corp | 論理最適化装置 |
WO2022130773A1 (ja) | 2020-12-17 | 2022-06-23 | 富士フイルム株式会社 | 組成物、膜、光学フィルタ、固体撮像素子、画像表示装置および赤外線センサ |
WO2022131191A1 (ja) | 2020-12-16 | 2022-06-23 | 富士フイルム株式会社 | 組成物、膜、光学フィルタ、固体撮像素子、画像表示装置および赤外線センサ |
-
1990
- 1990-10-17 JP JP2280276A patent/JPH04153780A/ja active Pending
Cited By (4)
Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
---|---|---|---|---|
JPH06314313A (ja) * | 1993-04-28 | 1994-11-08 | Nec Corp | 遅延最適化方法 |
JPH07129657A (ja) * | 1993-10-29 | 1995-05-19 | Nec Corp | 論理最適化装置 |
WO2022131191A1 (ja) | 2020-12-16 | 2022-06-23 | 富士フイルム株式会社 | 組成物、膜、光学フィルタ、固体撮像素子、画像表示装置および赤外線センサ |
WO2022130773A1 (ja) | 2020-12-17 | 2022-06-23 | 富士フイルム株式会社 | 組成物、膜、光学フィルタ、固体撮像素子、画像表示装置および赤外線センサ |
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