SU519711A1 - Микропрограммное устройство управлени - Google Patents

Description

(54) МИКРОПРОГРАММНОЕ УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ

Блок-схема устройства представЛвна на чертеже.

Микролрограмм ое устройство управлени  содержит пам ть I микрокоманд, регистр 2 микрокоманд, дешифратор 3 адреса опера- 5 тивной пам ти, оперативную пам ть 4, блок 5 реверсивных формирователей тока, дешифратор 6 адреса микрокоманды, регистр 7 адреса микрокоманды, блок 8 усилителей чтени , коммутатор 9, шифратор 10, регистр 11 10 регенерации.

На чертеже обозначены: 12-19 - выходы регистра микрокоманд, 20 - выходы кода операди блока усилителей чтени . Выход 19  вл етс  выходом ПОЛЯ номера следующей ми- 15 крокомаиды, выходы 12-15 - выходами пол  микролриказов, управл ющих выборо-м операндов и команд из .пам ти 4, выходы 16- 18 - выходами пол , управл ющего организацией микролодпрограмм. В слове команды вы- 20 делено т разр дов дл  пол  кодов -команд.

Устройство работает следующим образом.

В первой микрокоманде, выполн емой при выборе очередной команды, выдаютс  микроприкавы , возбуждающие дещифратор 3 адре- 25 са, стробирующие блок 8 усилителей, разрешающие работу коммутатора 9 и регенерацию сигналом с вььхода 15. При этом ,на выходах блока 8 усилителей чтени  в разр дах, соответствующих единицам в слове считанной 30 команды, по вл ютс  сигналы, которые готов т регистр И регенерации; сигналы по выхоам 20 от т разр дов, соответствующих полю кодов операций (КОП), через коммутатор 9 проход т на регистр 7 адреса микрокоманды 35 зашисывают та.м адрес первой микрокоманы и записывают там адрес первой микрокоанды из заданной команды. Во втором такте озбуждаетс  регистр регенерации и з пам ти 4 регенерируетс  слово команды. Кроме того, не 40 выдаетс  микроприказа с выхода 19. В следующую единицу авто.матн0го времени считываетс  регистр 7 и выполн етс  перва  микроомандра из выбранной команды. Далее микрокоманды выбираютс  в последовательности, 45 определ емой микропрограммой, соответствующей выбранной команде. Адрес очередной микрокоманды поступает в регистр 7 из соответствующего пол  регистра 2. После последней микрокоманды требуемой операции вы- 50 полн етс  микрокоманда выбора следующей команды.

При построении микропрограмм часто возникает , ситуаци , когда микропрограмма А включает в качестве микроподпрограммы мик- 55 ропрограмму В, котора  в свою очередь содержит микропрограмму С и т. д. (Пример, микропрограмма СИНУС имеет в качестве подпрограммы умножение, в котором в свою очередь используетс  сложение). При этом 60 будем считать, что у микроподпрограммы В более высокий ра г, чем у микроподпрограммы: С.

Две микроподпрограммы С и Д будем считать г-го ранга, если они не могут встречатьс  65

одна внутри другой и не содержат в себе микроподпрограмм раига i и выше;

Дл  регистров возврата требуетс  столько  чеек, сколько рангов в организованных микроподпрограммах . При необходимости обратитьс  к микроподпрограмме г-го ранга непосредственло перед микроподпрограммой выполн етс  микрокоманда со следующим набором микроприказов: возбуждение шифратора 10 по выходу 18 и разрешение регенерации по выходу 15 (в т разр дов регистра регенерации , соответствующих полю КОП в сло-ве команды, записываетс  код адреса возврата). В следующем такте той же микрокоманды по выходу 16 возбуждаетс  t-й формирователь в блоке 5, считываетс  регистр 11 регенерации и запускаютс  те формирователи записи в пам ть 4, которым соответствуют единицы в записанном на регистр регенерации слове. Таким образом, в т разр дов t-й  чейки (регистра ), соответствующих полю КОП в слове команды, записьгваютс  адрес возврата. Последн   микрокоманда из подпрограммы f-ro papira опрашивает t-й регистр возврата, дл  чего по выходу 16 возбуждаетс  в блоке 5 реверсивный формирователь адресного тока i-й  чейки возврата. Одновременно выдаютс  микроприказы , стробирующие блок 8, запускающие коммутатор 9 по выходу 14, разрешающие работу дешифратора 6 по выходу 17. В регистр 7 адреса микрокоманды через коммутатор 9 записываетс  адрес микрокоманды, к которой необходимо вернутьс . Адрес записываетс  в закодированном в-иде. В частности, код адреса возврата может быть полностью идентичен одному из кодов команд. В следующую единицу автоматного времени из регистра 7 через дешифратор 6 будет выбрана, тем не менее, микрокоманда, соответствующа  возврату из микроподпрограммы j-ro ранга, а не микрокоманда, соответст1вующа  началу микропрограммы, код которой совпадает с кодом адреса возврата. Это обусловлено особенност ми структуры дешифраторов. Если нет ограничений на размер пол  кодов операций в слове команды, все разнообразие микро/подцрограмм можно реализовать, генериру  в разр дах пол  кодов команд коды адресов возврата, которые не совпадают с кодами oneраций .

Изобретение позвол ет получить существ енный выигрыш в аппаратуре дл  процессов, в которых можно выдел ть одинаковые участки микропрограмм. Так, в проектируемом терминальном процессоре дл  промышленности, использующем описанный принцип, экономи  пам ти микропрограмм составл ет около . Особенно эффективным устройство оказываетс  в процессорах на однородных магнитных матрицах, где дополнительно повыщаетс  однородность, а следовательно, и технологичность изготовлени  за счет реализации регистров на  чейках пам ти.

Затраты на один регистр в пам ти 4 пренебрежимо малы (как правило, менее 0,75-