Программная реализация последовательных схем на микроконтроллере К1-20: Методические указания к лабораторной работе № 4 по дисциплине “Микропроцессорные информационно-управляющие системы на железнодорожном транспорте”, страница 5

№	Метка	Команды	Комментарии
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16 17 18 19 20 21 22		PUSH B PUSH H PUSH PSW IN F5 CMA ANI 01 (H) MOV B,A LDA 21FD (H) ORA B LHL D 21FB ORA L MOV L,A MOV A,M MOV B,A LDA 21FD (H) ORA B CMA OUT F4 POP PSW POP H POP B RET	Сохранение регистров B, C, H, L,          PSW в стеке Ввод X→D0 аккумулятора А Инверсия А Выделение разряда D0 Сохранение Х в регистре В Чтение текущего состояния автомата Si Логическое сложение Si и Х 20(H)→L; 22h→H            Формирование младшего байта      адреса выходной функции Z Чтение выходной функции Z Сохранение Z в регистре В Чтение состояния Si Логическое сложение Z и Si Инверсия выходного вектора Вывод выходного вектора в порт А            Восстановление регистром B, C, H,          L, PSW Возврат в программу TABLE

Рис. 13

Рис. 14

Таблица 6

В табл.6 в клетках проставлены адреса ячеек памяти, в кото­рых содержится значение выходной функции 2.

Рассмотрим работу подпрограммы VF после выполнения подпрог­раммы SI, когда автомат переходит в состояние 2 и в ячейки 21FD (Н) записан байт 00000100.

После вызова подпрограммы СА11 VF осуществляется пересылка содержимого регистров Н, I, PSW в стек и вводится входной набор х = 1. При этом в регистре В формируется байт 00000001. Затем производится логическое сложение байта входного набора и байта внутреннего состояния автомата Si (00000001 v 00000010 = 00000011 = 03(Н)). В регистровой паре HL формируется адрес 2223(Н) (см.рис.13 и табл.6 ) ячейки памяти, откуда считывается код выхо­дной функции Z(00000000) и сохраняется в регистре В. Затем логи­чески складывается байт состояния автомата Z(00000100) и байт выходной функции Z(00000000). Результатом сложения будет выход­ной вектор (00000100), в разряде D0 которого находится выходная функция автомата Z = 0 , а в разрядах D3,D2,D1 код 010 - двоичное представление состояния Si=2. Далее выходной вектор выводится в канал А ППА, производится восстановление регистров и возврат в программу TABLE.

Рассмотренный способ программной реализации автомата являет­ся интерпретирующим. Настройка на определенный автомат осущест­вляется указанием соответствующего базового адреса и введением карт памяти констант. Обработка различных автоматов может осу­ществляться последовательно во времени без внешних сигналов пре­рывания .

Недостатком данного способа, по сравнению со способом прог­раммной реализации автомата по графу переходов, является снижение быстродействия программы.

4. ПРОГРАММНАЯ РЕАЛИЗАЦИЯ АВТОМАТА ПУТЕМ ВЫЧИСЛЕНИЯ БУЛЕВЫХ ФУНКЦИЙ

Программная реализация автомата по булевым функциям предпо­лагает, что построение блок-схемы программы происходит по структурной схеме автомата Мили 1 рода (рис. 14). Только структурная схема показывает, почему не происходит мгновенной передачи значе­ний Y1(t),Y2(t)Y3(t) на вход логического преобразователя (ЛП) и, следовательно, исключаются критические состязания. Очевидно, что эта особенность должна быть учтена на блок-схеме алгоритма авто­мата.

Рис. 15

На рис.15 показана блок-схема алгоритма программы автомата, использующая вычисление булевых функций, а на рис.16 приведена соответствующая ей программа BF на ассемблере. Следует отметить, что при построении табл.3 не решалась задача исключения критичес­ких состязаний, т.к. предполагалось, что блок-схема алгоритма ав­томата по методу вычисления булевых функций будет реализована, как синхронный автомат. На структурной схеме автомата (см. рис.14) задачи исключения критических состязаний решаются следую­щим образом: вычисленные в ЛП новые значения Y1(t),Y2(t),Y3(t) по линиям обратных связей поступают на вход ЛП не сразу, а задержи­ваются в блоке памяти (БП), тем самым снимая проблему критических состязаний [C].