Цифровая электронная вычислительная машина последовательного действия

Цифровая электронная вычислительная машина последовательного действия

Иллюстрации

Показать все

Реферат

 

О П И С А 1 И iE

ИЗОБРЕТЕНИЯ

I)532295

Со!оз,"" отскок

Социалистических

Республик

К АВТОРСКОМУ СВИДЕТЕЛЬСТВУ (61) J,о ол:-гительное к авт. св:!д-зу— (22) Заявле!!о 02.06.75 (1) 2135163 24

15 . ) М.Кл.- О 06 Г 15 00 с присоединен:!ем заявки М—

Государственный комитет (23) Приоритет— (".1) Опубл и кон а !! о 28.02.79. Б ол,:от с ь X" 8 по делам изобретений н открытий (53) X 1K 681.323 (088.8) (4д), jIIT;I о!! б.ill l,(l!3;I!I!Ill ог!:! "г Ii!IH 1 Оо / ) (72) Авторы изобретения Ю. Ч. Польский, В. П. Захаров, Н. T. Голец, Ю. В. Таякин, Г. П. Липовецкий, В. В. Проценко и А. Д. Хоменко (71) Заявитель (54) ЦИФРОВАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ ВЫЧИСЛИТЕЛЬНАЯ

МАШИНА ПОСЛЕДОВАТЕЛЬНОГО ДЕЙСТВИЯ

1 2

11зобретенне относится к вы !ислительIIoй тех«ике.

Известны электронные вычислительные .,!ан!!!!!ы (ЭВМ), содержащие сумматор, три

; егистра сдвига, ключи, счетчик адреса команд, блоки памяти микрокоманд и памяти адресов мпкрокоманд, дешифратор адресов микрокоманд, генератор тактовых сигналов и три делителя частоты. Операционная часть в известных ЭВМ cocTOII I из последовательных сдвиговых регистров сумматора, а управление обработкой и пнркуляцисй информации в регистрах сдвига осуществляется с помощью ключей, управляе vibist сигналами, поступающими из матриц программной части машины. При этом вид решаемой задачи определяется характером «прошивки» матриц.

Одним из важных преимуществ ЭВМ последовательного действия, содержащей последовательные сдвиговые регистры и матрицы является регулярность структуры, что позволяет реализовывать ЭВМ на небольшом числе больших интегральных схем (БИС) . Другим важным преимуществом этой машины является сокращение затрат на этапе проектирования ЭВМ, предназначенной для решения различных по характеру за ьач. При этом ЭВМ отличаются одна от другой только видом «прошивок» матриц, т. е. проектирование БИС

ЭВМ аналогично проектированию БИС постоянных запоминающих устройств и требует только одного маскирующего элемента (шаблона) при сохранении всех остальны; шаблонов.

Однако объем и сложность решаемых задач ЭВМ, реализованной в виде одной

БИС, значительно ограничены. Известно.

1О что сложность решаемой задачи во многом опрезслястся наличием набора команд, гибкостью системы команд, возможностью реализации необходимой последовательности команд. Набор команд и гибкость системы команд определяются, с одной стороны, структурой операционной части ЭВМ, а с другой, — связями с программной астью и возможностью выработки е:.о необходимого набора управляющих сигналов. Так, на Ipli icp, в известной ЭВМ сумматор включен в цепь циркуляции информации, что не позволяет производить совместную обработку различных разрядов слов. Кроме того, виды связей между различными узлам!! не ооеспечивают возможность проверки содержимого регистров для выработки сип!алов условного перехода.

:то могло бы позволить многократно использовать одни il те же массивы прошивок матриц. Структура операционной ча532>2)95) CTII ЭВ.>1 II I) 03B0,75IC "Са, )и:30B I>! 13!! ! и, cf)EllIl!ll замены солер)кимого любого слова

j>(. зуг!ь)1))им тс кущей обраоотки на сумма )орс . Крох!с r Or o, B и:31)ссз иых ЭВ 31 «бьсчы (размеры) матриц прямо пропорциоI! IC!I,IIЫ РИИЗ(3сдеlffffn Л )fili!>I (()ИРМИРУСМой !!Ослсловязс,l!,и ости кома!!л IIB гпсло посл )(0I3!) 1 С . П> ПИС С и I I Я I I IÑ, 10 f> II ÇP Я.IОВ ((Л lf

if% ) ибр 1();I ты в !Iс".)!ОГО слОВа. Эз О Ilpff f)07((", <1)<) !с I II!Icc !cli Ic припор пион I;II)lloмм чl3c . 71i ICirlfIn размеров кристал );) 1)1(C, тяк как ос пивную площа IB кристалла зянпчаст pc -! X . J 5i J) I! Я H С 1 f ) ) из", Р а .(l Я 1 P I I I (1>! ., (51 H f > С 11! (. 1! I! Я

Г.fnúfff,l зя,ш I!co() <>.(из!о использовать

l1((ки II ко 1)1(Г, 1 1! K к ) !с с Il(i cTB \ ю1цая техC!Oïl5I !!зг<по!)л lll!H В((Г llc 1103BOëÿcã

I I C < Г J ) E! I I I I (. I I I 0 ) f 3 (Л 1 ! П 3 Я Г I > f > (! 3 . )1 С J ) Ы и Р ) !С 1;1, 1. E! .

1 1сл ь fl.) 0 <> C Tc II II 5! — — 1) OB!>I III CI I)I C ко .-) срф;1)и)с!! i;! использования иоорулования 1 1 )ффсктивности ряооты чашины.

В описываемой мяшппе это:(истигаетс. тем, что в псе ввс;(сны устро icTBB управлсirli5t счсз и!ком;)лрсса кn»rat!y и управ. гения сrlffxpocrft lr;). IBxftf, дешифратор коля адреса, олок памяти гсомянл, дешифратор алресов команд, три)3гср> четвертый регистр слвпг;), лвс группы коммутатÎров, Irðrl÷ñì уира)зГ)яющпс вхольг коммутаторов первой груп"Ы )И>ЛК I!0)С!il>1 К СИОГВСГС!ВУЮЩИМ ВЫХО. ff 3! 137 0 (>И) 0;(СГ) l!TC, IЯ IЯ C I <) ГЫ, 3 II P 3 (ЗЛ 5! 10-!

I! IIC ВXO;(Ьг КОМ 3!Г! ;)Tnp013 13Tnpnlt I p ПП))!

COCL (11!1ÑIll>! С COOTBC I СТВ ) IOI!(It)III 13ЫХО:(Я 3(И

\ Сз рОИСТвя чll!>;I В, ICI III51 C II II ;1>ОСИ Гна 7 а ми, !

)ХОЛ КОТOI>OI 0 ИОЛК.7ЮЧСИ )C 13(>IХОЛ;) .ГРСТЬСго;(слитсля частoTLI, выхо7, первого рсгпСТРЯ С,(ВП ГЯ I(. P(>З II(P (3Ь!й ICCI IO)t СОС:Ilil!C .Il С входом второгÎ ргепстра слвпга, вы: 0." которого сос,липеи с вхолом третьего регистра слвпгя и через второй кл!оч — с вхолом первого регистра сдвига, выход третьего регистра cLBèãi) через третий ключ сослинсll с вхолом первого регистра

С -(13ИГЯ Ii IC)j)CЗ ЧСTI)PPTI)llf К IIO!I — — С ПСР ! и)м входом сумматора, первый выход которого подключен к входу четвертого рсгистра сдвига, вьгход которого через пятый, шестой и сельмой ключи соединен соответствеш)о с входами первого и второго регистров сдвига и с вторым входом суммяГира, второй выход которого через восьмой ключ соединен с входом триггера, выхол которого через девятый ключ соединен с третьим входом сумматора, четвертый вход сумматора подключен к выходу девятого ключа, вход которого соединеE(С ИНформационным входом машины, выход четвертого регистра сдвига подключен к

131>Ixo:L>, маlиины, УИРЯВ75rtotl(tIA 13хОл КОторой через устройство управления счетчиком адреса команд сос Lriiicir c i правляющим !зходом счетчика à 7рсса команд, !зьгхол которого подключен к Bxo;(у леишфрятора адресов команд, выход которого сослииен с входом блока памяти команд, три

ВЫ..ОЛЯ Ки)ОРОГО;!ОЛКЛЮЧСПЫ COOTBBTCTI)CIIJi<) к II(J)f30му l!холу устройства управления (!с!>Иисом! ялрсся коман.(, входу счетчика

;1.(рсcli команд и к входам коммутаторов

5 !>срвой груlllll i. выхи.l генератора тактовых

Сllf ll!i;ini3 !!));(! !!0 IС!I К ) II Pа!)Ля!ИЩИМ ВХОЛЯЧ УПОМЯИУтЫХ РСП)СтРОВ СДВИГа И К ВХОПС ()ВОI 0 ЛС !Itç СЛЯ 1!!СТОТЫ, ВЫХОД ICOTO(ОГи !c;>с 3 13тnpnй;(с л!Iтcлl> астоты сосл» (0 !н)! с Jã «лом зрстьегn делителя частоты, !

31,!хи,ll>l киммг! I 0 >013 )IcðBîé Группы по (I;I I0 )сны к сои пи; сз !зу)оп(и ч входа м Лешпфрят ) f);! коля я;(реса спвхропрогра vlìû, 1)ы хи:(кит<>f)()!.и Il0;I ключсн к входу блока

15 ;) 3! и II !, (I) С<<>13 )! Il кропим(l! I;I„E3LI."Од ки!Ор< гn !срез киммггяторы второй группы

>л С.(ш)сн с fëo.(<»1,.(cøèôj>àòîðà алресо!з

i!If!;ðc>f<0ì;fIIë, выхо (лсшифратора адресов (крики.;!я)!л J .0. Lê ИО)сн ко входу блока

2() I!;)3!5!! If микрокох!ан:(, выход которого сос;!(Ис ll с управляющими вхо:(ами упомяну !>I х кл!Очсй, Второй и Грстии ВхОльl )) cTpnr(c"ï3B правления с н )иком адреса команл сосл!И(сны со011)c i c ï)c! Iín с выходами

25 I р Ii I Гср я ll 1 рстьсГО -(сли тслЯ частоты.

3.I n IIp1II3(>711ò к з вс,зи))сии!о набора кимяпл п гибкости систс згы комяил, увел:1Iñ:IlI!o вариантов фОрмирования последовd

)сльпостсй мпкрок(>sf;)If.l (спвхропроЗ() ) рямм ), ум<и)ьnlclt!)in;!;iii;)pnтур Ых: атря г

)11! с лll I! Iп() фп кcl 1 PОВЯ II! I ОЙ лл пи ы иос,! с, 1<>—

В;! Гс!iÄinc) ti сипхропрогряз!м при сихра)!суслои!й улобства реализации ЭВМ в х! Икропрогряммном исполнении. Общее

iicло;(вои шых рязрялов в рсгисзрах слв 1)я равно !Ipnr!BI)c. (CI«IIO ч)!сел оирябатывясмых слов па число ячеек слова и иа .(Липy (в двоичном iic«itcлсни)11 ячейки слова, и)сло;(1)ои !нь)х разрядов третьего реги4() стра равно произведению числа обрабатывасмых слов 1!d (ëèíó ячейки слова, я число лвоич ык разрялов первого реги("Гря p;)Blin произведению уменьи)снпого на

c;(JIII III(T числа обрабатываемых слов на

45 ллин ячейки слова, число двоичных разрядов четвертого регистра равно длине я гсйки слова; коэффициенты деления псрвоп), второго и третьего делителя частоты равны соответственно длине ячейки слова, числу обрабатываемых слов и числу ячеек в обрабатываемых словах.

I I;1 фиг. 1 представлена олок-схема предлагаемой машины; иа фиг. 2 — вре55 мснная диаграмма выходных сигналов делителей частоты; пя фиг. 3 — формат

12-разрялноги числа; иа фиг. 4 — формаг

< ипхропрограмч!1; на фиг. 5 — формат ко;lа коман ll>l; па фпг. 6 — — формат синхроИРОГРЯ ) f )II I ИИРкУ.IЯ и:)и; и Я g) ff f 7 — — — Располо>ксппс инфnрз!5)ии;! 13 рсгпсTpàx 13 vfn)4спT врсчсп!и С>В,; иа фпг. 8 — формат с.пвхро— )

IlÐ0ãÐ!)чм а =-О, а, — О, < 9 -О 0, с! а)

<1;-(-I)f — — — с ;i, с!<„:- <)„„а> 4- Ь< с>

I I;i чертенках показаны генератор 1 так532295 товых сигналов, делители 2--4 частоты. гнстрах равно Кl хК2хК3, при этом число устройство 5 управления синхросигналами, лвончпь!х разрядов регистра 18 равно К1Х блок б памяти микрокоманд (матрица), «К2, а регистра 16 — К1«(К2 — 1), т. е. в дешифратор 7 адресов микрокоманл (ма- регистре 18 циркулируют К2 ячейки слова, трица), коммутаторы 8,— 8„, блок 9 памяти а в регистре 16 — на одну ячейку меньше. адресов микрокоманд (матрица), дешифра- Число двоичных разрядов регистра 28 равтор 10 кола адреса (матрица), коммутато- но Kl. Сумматор 27, регистр 28 сдвига, ры 11,— 11к, блок 12 памяти команд (ма- ключ 2л, сумматор 27 могут образовывать трица), дешифратор 18 адресов коман.I, вторую цепь циркуляции одной ячейки сло(матрица), счетчик 14 адреса команд, уст- to ва, поэтому число двоичных разрядов в р» ройство 15 управления счетчиком адреса гнстре 28 равно Kl. команд, регистры 16, 17 и 18 сдвига, клю- Так, например, для случая обработки чи 19 — 26, сумматор 27, регистр 28 сдвига, трс., 12-разрялных лвопчно-десятичных ключ 29, триггер 80, ключ 81, входы 32 и слов общее количество разрядов регистров

88 и выход 84 машины, выход 85 генерато- 5 16 — 18 будет равно 4хЗ«12=144, а коли ра 1; цифрами 36 — 3бкь 87,— 37к и 88< — чество двоичных разрядов регистров 16, 18

88к обозначены выходы делителей. и 28 соответственно равно 12, 8 и 1.

Синхронизация узлов ЭВМ осуществля- Как видно на фиг. 1, сигналы тактового ется сигналами, вырабатываемыми на вы- генератора поступают одновременно нз ходах делителей 3 и 4. Число внутренних О вход лелнтеля 2 и на управление сдвигом состояний делителя 2 (коэффициент леле- информации в регистрах. При общем числе ния К1), на вход которого поступают си - лвончных разрядов регистров, указанном налы генератора 1 тактовых сигналов, «ыше, осуществляется равенство периодов должно быть равно числу бит, необходимых циркуляции слов в регистрах lб, 17 18 и лля представления длины ячеек (букв) об 25 периода слеловання выходных сигналов дерабатываемых ЭВМ слов. лителя 4, а также происходит синхронный

Так, например, для обработки чисел, сдвиг ячеек слова в регистрах по отношепредставленных B двоично-десятичной си- нию к выходным сигналам синхронизации. стеме исчисления, коэффициент деления Кроме того, выбор указанного выше чисравен 4. ЗО ла лвопчных разрялов в регистрах lб, 18 и

Выходной сигнал делителя 2 поступает 28 позволяет осуществлять поячеечный на вход делителя 8, число внутренних со- слвнг слова влево или вправо. Это дает стояний К2 которого должно быть равно возможность, с одной стороны, однозначно числу одновременно обрабатываемых в определять в любой момент времени полоЭВМ слов. Делитель 3 имеет К2 выходов З5 жение ячеек слова в разрядах регистров

87,— 87кр (Bь В .... Вк.,). Каждому со- слвнга, а с лруг A, — привести в соответстояншо делителя 8 соответствует наличие ствне выхолные сигналы синхронизатора и сигнала только на одном его выходе. Чис- ячейки слова на выходах регистров ло внутренних состояний делителя 4, вход сдвига. которого соединен с одним из выходов де- 4О Таким образом, синхронная циркуляция лнтеля 3, должно быть равно числу ячеек слов позволяет осуществлять принцип: мо(разрядов), содержащихся в одном обра- мент времени определяет адрес ячейки батываемом слове. слова.

Делитель 4 имеет КЗ выходов 88> — 88к, Например. можно заранее установить, (С, C ... Ci;;), сигналы из которых соот- 45 что сигналу С, соответствует первая ячеиветствуют определенному состоянию дели- ка слова, С, — вторая и так далее, И в теля. то же время наличие сигнала В, соответ1-lа фиг. 2 показана временная диа- ствует первому разряду слова (а), сигнала грамма выходных сигналов делителей для B> — второму разряду слова (b) н т. л. случая обработки трех 12-разрядных двоич- 5О Совокупность сигналов В;С соответствует но-десятичных слов. 1 разряду 1 слова.

Так как выходные сигналы делителей Сигналы управления поступают с выхоопределяют моменты выработки сигналоз да матрицы б, причем время появления люузлами ЭВМ, то моменты времени могут оого сигнала однозначно определяет номер быть соотнесены с совокупностью состоя- 55 ячейки слова и номер слова, над которым ний (наличию выходных сигналов) дели- производится действие. телей. Минимально возможный временной Совокупность разрешающих (логичесинтервал ЭВМ равен продолжительности кая 1) и запрещающих (логический 0) снгнахождения делителя 2 в одном состоянии. палов управления ключами, поступающих

Общее число таких моментов времени в 6о с выхода матрицы б в момент времени В С, одном цикле работы ЭВМ равно KlxK2X является микрокоманлой ЭВМ. Набор нехКЗ, Регистр 16 сдвига, ключ 19, регистры обхолнмых мнкрокоманд определяется

17 и 18 сдвига, ключ 21, регистр lб сдвига «прошивкой» матрицы б. Выборка микрообразуют цепь циркуляции слов. Общее команды осуществляется с помощью дешиколичество двоичных разрядов в этих ре- 65 фратора (матрицы) 7 по коду адреса мик532295 рокоманды, поступающему с коммутаторов

8,— 8„. Как указывалось выше, время выборки микрокоманды однозначно указывает адрес ячеек слова, над которыми производится действие, определяемое этой микрокомандой. Формирование адресов микрокоманд в определенные моменты времени осуществляется с помощью матриц 9 и

10 и коммутаторов 8 и 11.

Предварительно введем понятие «синхропрограмма», определяемое как набор микрокоманд в интервале времени, равном одному циклу работы ЭВМ.

Таким образом, синхропрограмма определяет последовательность выполнения мпкрокоманд в моменты времени В;С; в одном цикле ЭВМ при изменении i от 1 до

К2 и от 1 до КЗ, т. е. определяет характер обработки всех ячеек всех слов в од:юм цикле работы ЭВМ.

Формирование микропрограммы осуп,ествляется с помощью матриц 9 и 10 и коммутаторов. Прн этом матрица 10 дешифрирует код адреса синхропрограммы, в результате чего в матрице 9 происходит выборка кодов адреса микрокоманд. Порядок выборки адресов микрокоманд определяется синхросигналами, поступающими на управляющие входы коммутаторов. Изменение кода адреса микрокоманды происходит как прп переключении коммутаторов 11 по сигналам делителя 3 путем изменения выборки входной шины матрицы 9, так и при переключении коммутаторов 8 по сигналам делителя 4 путем изменения выходных шин матрицы 9 при фиксированной выоранной шине.

Код адреса синхропрограммы устанавливается па время, равное одному циклу работы ЭВМ. В момент времени В С, код синхропрограммы через коммутатор 11 поступает на дешифрацию, в результате чего выбирается одна из шин групповых входов матрицы 9. Считанные сигналы, соответствующие выбранной шине, с матрицы 9 поступают на коммутаторы 8> — 8„. Однако па вход матрицы 7 поступают сигналы (адрес микрокоманды) только с выхода коммутатора 8ь В следующий момент времени (В С ) выбирается другая шина матрицы в результате чего на выходах коммутатора 8, вырабатывается другой адрес микрокоманды. Аналогично формируется ад>ес микрокоманд для моментов времени

ВзС ... Вк Сь В С, В С ... В„. С, 8i Сз... и т. д.

В общем случае в процессе составления программ работы ЭВМ необходимо и одном цикле иметь различные микрокоманды для каждой ячейки слова. Число коммутаторов,должно быть равно числу обрабатываемых ячеек слова (КЗ). При этом управляющий вход каждого коммутатора должен быть соединен с соответствующим выходом делителя 4. Однако это приводит к увеличению аппаратурных затрат в ре5

1О

ЗО

65 зультате увеличения числа коммутаторов и увеличения размеров матрицы 9. Очень часто, особенно при обработке цифровой информации, в программах решения задач используются одни и те же микрокоманды для различных ячеек слова. Например, для формата 12-разрядного числа, показанного на фиг. 3, целесообразно для разрядов, соответствующих мантиссе числа, использовать одни и те же команды. В этом случае число коммутаторов 8 сокращается до шести (вместо 12) и соответственно пропорционально уменьшается матрица 9. При этом на коммутаторе 8, определяющем момент обработки мантиссы числа, поступает сигнал с выхода устройства 5 управления, получаемый в результате объединения по схеме ИЛИ соответствующих выходных сигналов делителя 4.

На фиг. 4 представлен формат синхропрограммы для случая трех (а, b, с) 12-разрядных слов. Формирование адреса синхропрограммы осуществляется с помощью матриц 12 и 18, счетчика 14 адреса команд и устройства 15 управления счетчиком. Переключение счетчика происходит, после скончания цикла работы ЭВМ, по сигналу

С, делителя. Код счетчика дешифрируетсп матрицей 18, в результате чего выбирается одна из входных шин матрицы 12 и на се выходе формируется код команды. Формат кода команды представлен на фиг. 5, где

К УС вЂ”; КНА— код нового адреса, КАС вЂ” код адреса синхронрограммы. Число разрядов КУС определяется числом условий перехода счетчика в следующее состояние. Условия перехода, например безусловный переход по новому адресу, условный переход по сигналу триггера 30 или ожидание и другие определяются конкретной реализацией ЭВМ.

Количество разрядов, необходимых для кода «нового адреса», определяется разрядностью счетчика адреса команд, т. е. числом различных команд в программе.

Число разрядов кода адреса синхропрограммы равно числу используемых разнотиппых микропрограмм. Переход счетчика пз одного состояние в другое осуществляется по сигналу устройства управления счетчиком в результате дешифрации КУС и проверки сигнала триггера 80.

Допустим, это ЭВМ находится в режиме ожидания. Режим ожидания характеризуется неизменностью информации в ре истрах и возможностью выполнения выбранной программы по команде из внешнего устройства, причем любая программа

ЭВМ заканчивается режимом ожидания.

Режим ожидания обеспечивается одним из множества состояний счетчика 14 адреса команд. Состояние счетчика 14 дешифрируется матрицей 18. При этом выбирается команда программной матрицы 12 (одна из ее шин), выходной код которой, как указывалось выше, состоит из кода установки счетчика, кода адреса следующей команды (кода нового адреса) и кода адреса синхропрограммы. Режим ожидания ЭВМ обеспечивается кодом установки c åò÷èI4à, который поступает на устройство 1á управления счетчиком, анализирующим 1хУС и выдающим на счетчик 14 сигнал разрешения приема нового адреса (адреса следуюгцей команды) и разрешения приема начального адреса, поступающего извне. Ко. нового адреса в режиме ожидания должен совпадать с кодом счетчика, по которому выбрана эта команда, т. е. все время ло прихода кода начального адреса выбирается одна и та же команда матрицы 12. Код нового адреса поступает на счетчик 14 с выхода матрицы 12 и заносится в счетчик

14 олин раз за цикл работы ЭВМ по сигналу С> (начало цикла), поступающему с одного из выходов делителя 4. Начало цикла совпадает с моментом времени С Во поэтому в момент времени BI кол алреса синхропрограммы с выхода матрицы 12 посту пает на матрицу 10 через коммутатор 11,.

Матрица 10, являясь дешифратором адреса, выбирает одну из множества шин матрицы 9. В момент времени С, через коммутатор 8, выходной кол матрицы 9 посту. пает на вход матрицы 7, с помощью которой выбирается одна из шин матрицы 6 .

Матрица б выдает код микрокоманды, которая в случае режима ожидания обеспечивает циркуляцию информации в регистрах, т. е. сохраняет ее без изменения. Для этого микрокоманла обеспечивает выдачу разрешающих сигналов, в момент времени С,BI на ключи 19, 21 и 24, что обеспечивает продвижение информации из одного регистра в другой. В момент времени С В, код адреса синхропрограммы поступает на матрицу 10 через коммутатор 11,, которая выбирает другую шину матрицы 9, причем выходной код последней в режиме ожидания одинаков с кодом, выбранным в момент времени СсВь поэтому выбирается та же микрокомапла (микрокомапда циркуляции). Аналогично производится выборка адресов микрокоманд в любой пз моментов времени. Так как в режиме ожидания информаций в регистрах должна сохранятьс;- то в ка:кдый из моментов времени С;В; должна выбираться одна и та же мик".:команла циркуляции.

Формат спнхропрограмх;ы тля обеспечения режима циркуляции для случая трех

12-разрядных слов показан на фиг. б.

Любая программа ЭВМ начинается подачей из внешнего устройства по входу 82 начального адреса программы на счетчик

14 адреса коман, Так как в режиме ожидания выдается сигнал разрешения приема начального адреса, то в момент вре.лени

С В, выбранный начальньш адрес программы записывается в счетчик 14 и дешифрируется матрпцей 18, которая выбирает ол5

l0

30 35

65 ну из множества шин матрицы 12. Выбранная шина матрицы 12 содержит коды условия перехода (1(УС), например безусловный переход, новый адрес (НА), т. е. адрес, на который должен быть осуществлен переход в следующем цикле (обороте) работы ЭВМ, и код адреса синхропрограммы, определяющий с учетом матрицы 6 микрокоманд действие, которое должно быть выполнено над содержимым регистров в течение данного цикла работы ЭВМ. Действие, которое должно быть выполнено над содержимым регистров в течение данного цикла работы, определяется набором микрокоманл, которые выбираются, как было описано выше, для режи ма циркуляции.

При этом в каждый момент времени могут выбираться любые микрокоманды из всего существующего для данной ЭВМ набора микрокоманд.

Предположим, что для случая трех (a, b, c) 12-разрялных шестнадцатиричных слов необходимо по данной команде матрицы 12 выполнять следующие действия над содержимым регистров — Ъ- Св

aI — — О, а9 — — О, с9 — — О, b, с,, а> а»+б„=си. п„, — b», а,, +bI — — с„, гле а,=Π— в первый разряд слова (а) записать «О» с9 — — О ae — — Π— в левятьш разряд слов (а) и (c) записать

«О»;

b — сдвиг слова (b) на один разряд вправо;

aI ; — алвиг 1 — 8 разрядов слова (a) на олин разряд, влево; — ЪcI > — сдвиг 1 — 8 разрядов слова (c) на олин разряд вправо; а»+b» — — cII — десятый разряд слов:-: (а) сложить с одинналцатым разрядсм слова (b) и результа r записать в одиннадцатый разряд слова (c);

a., —.- b.c — содержимое десятого разряда слова (a) записать в десятый разряд слова (b); а„—, . b ..— — с - — двенадцатый разрял слова (а) сложить двенадцатым разрядом слова (b) и результат записать в двенадцатый разряд слова (с).

11нформацпя в регис-.рах в момент времени C 8 I расположена, как IIQK332Ho фпг. 7, а пролгижение информации нз ячейку в ячейку, например пз ячейки (а) в (с), осуществляется за время между моментами времени С В, и С,В., причем за

532295

65 это время сдвигаются все четыре бита одного разряда. Запись нуля в первый разряд слова (а) и,девятый разряд слова (a) и (с) осуществляется запретом в моменты времени С В„СрВ» С9В связи выхода регистра 18 с входом регистра !б (отсутствуют разрешающие сигналы на ключе

21 в указанные моменты времени). При этом для сохранения остальной информации в эти моменты времени необходимо подавать разрешающие сигналы на ключ

19. Сдвиг слова (b) на один разряд вправо осуществляется путем подачи разрешающих сигналов в моменты времени С,В, С В, C В ... C„B на ключ 22, при этом разрешающий сигнал в эти моменты времени на ключе 21 должен отсутствовать.

Аналогично осуществлятся сдевиг 1 — 8 разрядов слова (с), только разрешающий сигнал на ключ 22 подается в моменты времени С Вр, СгВз, СзВ,... С9Вз Сдвиг 1 — 8 разрядов слрва (а) влево осуществляется с помощью сумматора. Для этого в момент времени С В подается разрешающий сигнал на ключ 2б и содержимое первого разряда слова (а) .записывается в сумматор.

В моменты времени С В> и С В подаются разрешающие сигналы на ключ 24, обеспечивая циркуляцию содержимого первого разряда слова (а) в кольце сумматор— регистр 28. В момент времени С В, подается разрешающий сигнал на ключ 20 и содержимое регистра 28 (первый разряд слова (а) переписывается в регистр 17. Аналогично осуществляется сдвиг влево остальных разрядов слова (а). Запись содержимого десятого разряда слова (а) в десятый разряд слова (b) осуществляется также с помощью сумматора. Для этого в момент времени С,oB подается разрешающий сигнал на ключ 2б и содержимое десятого разряда регистра (а) переписывается в сумматор, а затем — в регистр 28. В момент времени С»В> подается разрешающий сигнал на ключ 28. В этот момент времени на выходе регистра 18 будет десятый разряд слова (b), и содержимое регистра 28 переписывается в регистр 1б.

Таким образом, осуществляется подмена содержимого десятого разряда слова (b) содержимым десятого разряда слова (а).

Суммирование десятого разряда слова (а) с о1диннадцатым разрядом слова (b) (aio+b» — — с») и запись результата суммирования в одиннадцатый разряд слова (с) производится следующим образом: так как в момент времени С ОВ, был подан разрешающий сигнал на ключ 2б, то в момент времени С ОВ необходимо подать разрешающий сигнал на ключ 25 для осуществления циркуляции сумматор — регистр 28 и подавать этот сигнал в моменты времени

С ОВз, ѻ» т. е. до прихода о1диннадцатого разряда слова (b), Одиннадцатый раз5

45 ряд слова ® будет на выходе регистра 1.3 в момент времени ѻ . В этот момент времени необходимо подать разрешающий сигнал на ключ 2б.

Т аким ооразом, на одном из входов сумматора будет содержимое одиннадцатого разряда регистра (b), а на другом (так как в кольце сумматор-регистр 28 находилось содержимое десятого разряда слова (а)— десятый разряд слова (а). Сумма а о+b» с выхода регистра 28 в момент времени

С»B> через ключ 28, на который необходимо подать разрешающий сигнал, переписывается в регистр 1б. На выходе регистра 18 в этот момент времени будет одиннадцатый разряд слова (с), но разрешающего сигнала на ключе 21 нет, поэтому через ключ 28 будет осуществляться подмена содержимого одиннадцатого разряда слова (c) результатом суммирования aio+b».

Суммирование двенадцатого разряда слова (а) и двенадцатого разряда слова (Ь) производится аналогично.

Формат описанной выше синхропрограммы и последовательность разрешающих сигналов на ключах показаны на фиг. 8.

По окончании цикла работы ЭВМ по спгналл С в счетчик 14 персппсывается адрес следующей команды (новый адрес) .

Предположим, что следующая команда и рогра ммы содержит КУС, соответствуюUlий условному переходу по сигналу триггера 30, причем этот сигнал вырабатывается при суммировании содержимых ячеек слов, если результат суммирования больше пятнадцати, и не вырабатывается, если результат меньше или равен пятнадцати, при наличии в этот момент времени разрешающего сигнала на ключе 29. Сигнал триггера 80 поступает в устройство 15 управления счетчиком, и в следующем цикле работы ЭВМ в счетчик 14 записывается либо «новый адрес» при наличии сигнала, либо к его содержимому прибавляется 1 в случае отсутствия сигнала.

Кроме того, сформированный сигнал может быть использован как сигнал переноса в следующую или любую другую ячейку при наличии в данный момент разрешающего сигнала на ключе 31.

Внешняя информация подается на сумматор при наличии разрешающего сигнала на ключе 25 и может быть просуммирована с содержимым любой ячейки или записана без изменений в любую ячейку. Ре зультат обработки выдается на внешнее устройство с выхода 84. Синхропрограммы для конкретного варианта ЭВМ выбирают при разработке ее математического обеспечения. учитывая при разработке универсальность синхропрограмм, т, е. возможность многократного использования синхропрограмм при решении различных заданных для данного варианта ЭВМ программ.

532295

) т

Как видно нз приведенного выше сп Icaния работы, ЭВМ позволяет, по сравнению с известными устройствами, дополнительно производить такие операции, как суммирование двух любых ячеек слов (слова1 с возможностью записи результата в любую ячейку любого слова, суммирование двух слов с возможностью подмены любого слова результатом суммирования, суммирование внешней информации с содержимым регистров, не изменяя (либо изменяя) при этом содержимого регистров, запоминание сигнала переноса на триггере 80 и использование этого сигнала для осушествления условных переходов.

Программа решения определенной задачи состоит из последовательности cIIIIxpoпрограмм, адреса которых указаны в командах программной матрицы 12, Имел набор синхропрограмм, можно построить различные последовательности синхропрограмм из этого набора путем неоднократного пх использования при решении различных задач, решаемых ЭВМ. Этому способствует также наличие в составе операций ЭВМ условных и безусловны. . перех1дов, осуществляемых с помощью устройства 15 управления счетчиком при наличии соответствующих кодов КУС.

Так как c»iixpoiipoipawiura ЭВМ формирует временную последовательность адресов макрокоманд, то формирование различных последовательностей микрокоманд возможно в результате многократного использования одних и тех же мнкрокоманд, а это позволяет при определенном объеме матрицы б микрокоманд строить множество разли ihbix последовательностей микрокоманд (сипхропрограмм), необходимых для решения определенной задачи. Для решешгя конкретных задач разработчик программ составляет набор микрокоманд с учетом пх многократного использования.

Таким образом, структура ЭВМ позволяет формировать новые последовательности микрокоманд (синхропрограмм) путем многократного использования в различное время набора одних и тех же микрокоманл (одних и тех же ячеек матрицы), Аналогично формирование различных последовательHoñò«11 сиíxðопрограмм возMoÿHо вследствие многократного использования одних и тех же (из существующего набора) синхропрограмм (одних и тех же адресов матрицы 9), что приводит к уменьшению аппаратурных затрат на единицу фиксированной длины последовательности синхропрограмм.

Одним из условий реализации устройств в микроинтегральном исполнении в внд« больших интегральных схем является высокая степень регулярности (упорядоченности) в их системе сигнальных связей и высокая повторяемость однотипных логических элементов. Рассматриваемая ЭВМ, ка1 видно из приведенной схемы н описания, в основной своей части состоит Iia транзисторных матриц б, 7, 9, 10, 12 и 1З и последовательных регистров 16, 17, 18 и 28

5 сдвига. Отсюда следует, что матрицы, имеющие абсолютно регулярную структуМо iTa Ia 5ix соединений, а такxce I!ac, 1«довательные регистры сдвига, содержащие оольшое число однотипных элементов (разряд регистра), соединенных последователь

11О. должны соответствовать технолопш

БИС.

Формула нзооретення !

Цифровая электронная вычислительная машина последовaòåciüíoãо действия. содержaIIIaa сумматор, три регистра сдвига, кл1очн, счетчик адреса команд. блоки памяти .,п1крокоманд и памяти aдр«сов мн20 крокоманд, .1«шифратор адресов микрокоманд, генератор та1 товых сигналов и три делителя частоты, о т л и ч а и гц а я с я тем, что, с целью повышения коэффициента

25 Ilc11oльзованпя оборудования и эффектив1н с,и работы машины, в нее введ«ны устройства управле1шя счетчиком адресы команд и управления сннхросигналамп, дешифратор кода адреса, блок памяти

З0 команд, дешифратор адресов коxiaIIд, триггер, четвертый регистр сдвига, две группы

;коммутаторов, причем управляюцгп1« гходы коммутаторов первой группы подключены к соответствующим выходам второго д«лптеля частоты, управляюшие в оды коммутаторов второй группы соединены с «оот. встствующимн выходами устройства управления сннхросигналамн, вход которого нодкл10ч«н к выходi третьего дел!!толя часто40 ты, выход первого регистра сдвига через первый ключ соединен с входом второго регистра сдвига, выход которого соедин«н с входом третьего регистра сдвига н через второй ключ — с входом первого регистра

45 «двнга, выход третьего регистра сдвига через третий ключ соединен с входом первого регистра сдвига н через четвертый ключ — с первым входом сумматора, первый выход которого подключен к входу

50 четвертого регистра сдвига, выход которо1.о через пятый, шестой и седьмой ключи соединен соответственно с входами первого и второго регистров сдвига н с вторым входом сумматора, второй выход которого через восьмой ключ соединен с входо,i триггера, выход которого чер«з девятый ключ соединен с третьим входом суммато::I, четвертый вход сумматора подключе11 к выходу девятого кл1оча, «ход которого соединен с информационным входом машины, выход четвертого реги«Tpa сдвига подключен к выходу машины, управляю1ций вход которой через устройство управления счетчиком адреса команд соединен с управляющим входом счетчика адреса команд, 532295

Фиг. 1,У5 7

3810 С10

8811 С11 выход которого подключен к входу дешифратора адресов команд, выход которого соединен с входом блока памяти команд, три выхода которого подключены соответственно к первому входу устройства управления счетчиком адреса команд, входу счетчика адреса команд и к входам коммутаторов первой группы, выход генератора тактовых сигналов подключен к управляющим входам упомянутых регистров сдвига 10 и к входу первого делителя частоты, выход которого через второй делитель частоты соединен с входом третьего делителя частоты, выходы коммутаторов первой группы подключены к соответствующим вхо- 15

8бо "о бб1 А1

D6Z А

Зб А> и 70 80( 71 81 77 Вд

880 Со

881 С! ,Ия Ся

888 СУ 8< С,, дам,дешифратора кода адреса синхропрограммы, выход которого подключен к входу блока памяти адресов микрокоманд, выход которого через коммутаторы второй группы соединен с входом дешифратора адресов микрокоманд, выход дешифратора адресов микрокоманд подключен к входу блока памяти микрокоманд, выход которого соединен с управляющими входами упомянутых ключей, второй и третий входы устройства управления счетчиком адреса команд соединены соответственно с выходами триггера и третьего делителя частоты.

532295 г, оспе!Оп (Аддс

i.др пцц цпщщп ела

- о О 0 Ou $q

Cg В;, 000 /О

2 00iй

О О и j, I 20 2, 2а

000 70I 1022 7,2

ail D 0 !9,27.2т

00100) Ж2

0 0 0 т 0 t 5 2 2

Фиг 8

Составитель А. геренов

Текред А. Камышникова Корректор С. Файн

Редактор Е. Месропова

И ад. Ме 1 82 Тираж 779 Подписное

11ПО Государственного комитета СССР по делам изобоетепнй и открь1тий

113035, Москва, 7К-35, Раушская няб., д. 4/5

Тип. Харьк. фил. пред. «Па-.снт»