Микропрограммное устройство управления Советский патент 1976 года по МПК G06F9/16 

(54) МИКРОПРОГРАММНОЕ УСТРОЙСТВО УПРАВЛЕНИЯ

Блок-схема устройства представЛвна на чертеже.

Микролрограммяое устройство управления содержит память I микрокоманд, регистр 2 микрокоманд, дешифратор 3 адреса опера- 5 тивной памяти, оперативную память 4, блок 5 реверсивных формирователей тока, дешифратор 6 адреса микрокоманды, регистр 7 адреса микрокоманды, блок 8 усилителей чтения, коммутатор 9, шифратор 10, регистр 11 10 регенерации.

На чертеже обозначены: 12-19 - выходы регистра микрокоманд, 20 - выходы кода операди блока усилителей чтения. Выход 19 является выходом ПОЛЯ номера следующей ми- 15 крокомаиды, выходы 12-15 - выходами поля микролриказов, управляющих выборо-м операндов и команд из .памяти 4, выходы 16- 18 - выходами поля, управляющего организацией микролодпрограмм. В слове команды вы- 20 делено т разрядов для поля кодов -команд.

Устройство работает следующим образом.

В первой микрокоманде, выполняемой при выборе очередной команды, выдаются 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 чтения в разрядах, соответствующих единицам в слове считанной 30 команды, появляются сигналы, которые готовят регистр И регенерации; сигналы по выхоам 20 от т разрядов, соответствующих полю кодов операций (КОП), через коммутатор 9 проходят на регистр 7 адреса микрокоманды 35 зашисывают та.м адрес первой микрокоманы и записывают там адрес первой микрокоанды из заданной команды. Во втором такте озбуждается регистр регенерации и з памяти 4 регенерируется слово команды. Кроме того, не 40 выдается микроприказа с выхода 19. В следующую единицу авто.матн0го времени считывается регистр 7 и выполняется первая микроомандра из выбранной команды. Далее микрокоманды выбираются в последовательности, 45 определяемой микропрограммой, соответствующей выбранной команде. Адрес очередной микрокоманды поступает в регистр 7 из соответствующего поля регистра 2. После последней микрокоманды требуемой операции вы- 50 полняется микрокоманда выбора следующей команды.

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

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

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

Для регистров возврата требуется столько ячеек, сколько рангов в организованных микроподпрограммах. При необходимости обратиться к микроподпрограмме г-го ранга непосредственло перед микроподпрограммой выполняется микрокоманда со следующим набором микроприказов: возбуждение шифратора 10 по выходу 18 и разрешение регенерации по выходу 15 (в т разрядов регистра регенерации, соответствующих полю КОП в сло-ве команды, записывается код адреса возврата). В следующем такте той же микрокоманды по выходу 16 возбуждается t-й формирователь в блоке 5, считывается регистр 11 регенерации и запускаются те формирователи записи в память 4, которым соответствуют единицы в записанном на регистр регенерации слове. Таким образом, в т разрядов t-й ячейки (регистра), соответствующих полю КОП в слове команды, записьгваются адрес возврата. Последняя микрокоманда из подпрограммы f-ro papira опрашивает t-й регистр возврата, для чего по выходу 16 возбуждается в блоке 5 реверсивный формирователь адресного тока i-й ячейки возврата. Одновременно выдаются 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 записывается адрес микрокоманды, к которой необходимо вернуться. Адрес записывается 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, соответствующая возврату из микроподпрограммы j-ro ранга, а не микрокоманда, соответст1вующая началу микропрограммы, код которой совпадает с кодом адреса возврата. Это обусловлено особенностями структуры дешифраторов. Если нет ограничений на размер поля кодов операций в слове команды, все разнообразие микро/подцрограмм можно реализовать, генерируя в разрядах поля кодов команд коды адресов возврата, которые не совпадают с кодами oneраций.

Изобретение позволяет получить существ енный выигрыш в аппаратуре для процессов, в которых можно выделять одинаковые участки микропрограмм. Так, в проектируемом терминальном процессоре для промышленности, использующем описанный принцип, экономия памяти микропрограмм составляет около . Особенно эффективным устройство оказывается в процессорах на однородных магнитных матрицах, где дополнительно повыщается однородность, а следовательно, и технологичность изготовления за счет реализации регистров на ячейках памяти.

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