Rydzewski A. - Mikrokomputer elementy, budowa, dzialanie

L-

~

''t

=;:='-śl

- : -.-=-': ."'-;-™:.- ... : . :::-:--'-. -=".:-:=.."--.=..-.. -'-.. -,,g L ' pi I

j ~ 5

4*.

j . ' " .' "';;,"..":;:,.;,"-„'.:",'::4Ý,'-'.-.,'- ':,-" '.".;;;"'-'".',,'„,, " ",".''" " ' '" '.'

~ ', ~~'~Ą ~.= *;:,',.'-~W ;p~

Spis treści

1. Podstawowe pojęcia

1.1. Mikroprocesor i arytmetyka . 1.2. Mikroprocesor i elektronika . 1.3. Mikroprocesor a mikrokomputer 1.4. Mikrokomputer i życie .

7

10 12 14

2. Logika mikrokomputerów

17

2.1. Elementarne komórki mikroprocesora. Bity

17

2.2. Operacje na bitach. Bramki 2.3. Funkcje logiczne 2.4. Projektowanie układów logicznych 2.5. Układy z pamięcią . 2.6. Przerzutniki synchroniczne 3. Arytmetyka mikrokomputerów .

19 21

25 29 33 38

3.1. Dodawanie liczb dwójkowych. Sumator .

38

3.2. Odejmowanie i liczby ujemne. Zapis w kodzie uzupełnień do dwu

41

3.3. Nadmiar

44

3.4. Przesunięcia arytmetyczne 3.5. Zapis szesnastkowy. Operacje w kodzie BCD .

47

4. Technika systemów cyfrowych

53

4.1. Układy TTL małego stopnia scalenia

53

49

4.2. Bloki funkcjonalne .

57

4.3. Parametry elektryczne układów TTL 4.4. Magistrala 4.5. Elementy pomocnicze . 4.6. Układy TTL LS

63 65 69 71

5. Mikroprocesor i mikrokomputer

75

5.1. Schemat funkcjonalny mikrokomputera 5.2. Zasada pracy mikroprocesora 5.3. Struktura mikrokomputera 5.4. Przegląd mikroprocesorów

75 78

80 81

6. Budowa i działanie mikroprocesora

6.1. Struktura wewnętrzna 6.2. Rozkazy przesłań. Tryby adresowania 6.3. Rozkazy arytmetyczno-logiczne ...............

91

6.4. Skoki

95

6.5. Podprogramy. Stos 6.6. Rozkazy wejścia-wyjścia

83 85

98 102

7. Organizacja mikrokomputera

7.1. Komunikacja mikroprocesora z pamięcią i układami wejścia-wyjścia ... 103 7.2. Pamięć 7.3. Budowa pamięci mikrokomputera 7.4. Układy wejścia-wyjścia 7.5. System przerwań mikroprocesora ...............................,................. 7.6. Scalone układy wejścia-wyjścia . 7.7. Dołączanie urządzeń zewnętrznych do mikrokomputera ... 7.8. Programowanie mikrokomputerów . 7.9. Komputer osobisty

107

115 120 125 129

138 149 151

Oodatek

153

słowniczek Krótki

158

nego twierdzenia wynika praktyczny wniosek, że aby móc rozwiązać blemy, wystarczy mieć urządzenie szybko wykonujące operacje arytTakim urządzeniem wydaje się być powszechnie znany kalkulator łaniowy. Istotnie, pozwala on szybko wykonywać proste obliczenia, 1czenie na przykład iloczynu tysiąca kolejnych liczb naturalnych trwadługo... Przyczyną jest powolne naciskanie potrzebnych klawiszy wieka. Aby szybko wykonać ciąg operacji, trzeba nie tylko szybko wykonywac poszczególne operacje, ale również szybko przechodzić od jednej op racji do drugiej i szybko dostarczać danych do kolejnych operacji. Inaczej mówiąc, potrzebne są dwa elementy: szybki kalkulator (który będziemy dalej naz

arytmometrem wać ce przebiegiem układem sterującym). obliczenia (które będziemy dalej nazywać Tak naprawdę, to potrzebny jest jeszcze trzeci element: urządzenie pamiętając wartości dostarczanych danych i uzyskiwanych wyników. Urządzenie zapami

tujące pojedynczą wartość (danej lub wyniku) nazwiemy dalej rejestrem.

Argumenty i wyniki

Sygnały sterujgce

Rys. 1.1. sora

W ten sposób doszliśmy do pojęcia procesora.

trzech zasadniczych bloków (rys. 1.1):

— zespołu rejestrów, do przechowywania wartości danych i wyników;

— jednostki arytmetycznej, do wykonywania prostych operacji na danych; — układu sterującego, do kierowania przebiegiem obliczenia.

Z natury działania procesor jest urządzeniem przeznaczonym do bardzo

szybkiego wykonywania dowolnego ciągu prostych operacji wybieranych spośród ustalonego zbioru operacji podstawowych (nie tylko arytmetycznych, o czym dalej). A mikroprocesor? Mikroprocesor

Rys. 1.2.

producenta w postaci pojedynczego mikroukładu, to znaczy niepodzielnego (i niestety nienaprawialnego) elementu w rozmiarach zbliżonych do rozmia pudełka na żyletki (rys. 1.2). Mikroprocesor wyposażony w pewne układy datkowe tworzy mikrokomputer.

Rys. 1.3.

b) tablica liczb z punktów siatki

W tym momencie uważni Czytelnicy, namiętnie grywający w gry komputero we, mogą poczuć się zdziwieni. Gry komputerowe rozgrywają się na ekranie wizora i na ogół polegają na strzelaniu do pojazdów i stworków rysowanych przez mikrokomputer na ekranie. Przypomina to raczej ciekawy film i nie w je się mieć wiele wspólnego z obliczeniami i z nudną matematyką. Są to je tylko pozory. Obraz na ekranie też można przedstawić za pomocą liczb. W ty celu wyobraźmy sobie ekran w postaci siatki małych punktów ułożonych regularnie w rzędy i kolumny (rys. 1.3a). Na takiej siatce możemy rysować o zaczerniając bądź rozjaśniając poszczególne punkty. Jeżeli siatka będzie dost

Rys. 1.4.

(spójrz z pewnej odległości)

2 r 6 B 10

x +y =100

tecznie gęsta (np. 262144 punkty ułożone w 512 wierszach i 5 1 2 kolumn

sąsiednie zaczernione punkty zleją się w naszych oczach i otrzymamy ciągłych linii. Opisanie siatki punktów za pomocą zespołu liczb nie pr już żadnych trudności. Naturalnym narzędziem opisu jest kwadratowa t

liczb (rys. 1.3b), nazywana w matematyce macierzą, w której kratki wpisujemy liczby obrazujące stopień zaczernienia punktu. Na przykład: 0 — biały, 1 5 — cz ny, 1...14 — różne odcienie szarości. Operowanie tak przedstawionymi obrazami wymaga wykorzystania różnych metod matematycznych, również tych, znanych ze szkoły. Na przykład, jeżeli wrysujemy w naszą siatkę układ vspółrzędnych OA Y oraz potraktujemy numery wierszy i kolumn jako współrzędne punktów

r (rys. 1.4), to narysowanie koła o środku xo, yo i promieniu nia wszystkich punktów, których współrzędne x, y spełniają równanie: (x — xo)z+ (y — yo)z = rz

W ten sposób od gier i obrazków wracamy znów do liczb i operacji na liczbach. 1.2

Mikroprocesor i elektronika

Podstawowym elementem technicznym używanym do budowy mikroprocesora jest tranzystor. Oczywiście nie jeden. Liczba tranzystorów zawartych w jednym mikroprocesorze waha się w szerokich granicach od kilku do kilkuset tysięcy w jednym mikroukładzie.

Wszyscy Czytelnicy wiedzą zapewne, co to jest tranzystor. Jest to przyrząd o

trzech wyprowadzeniach (końcówkach) nazywanych: bazą, kołektorem i emiterem (rys. 1.5). Wartość prądu przepływającego przez tranzystor od kolektora do

emitera zależy od wartości prądu wpływającego do bazy. Jeżeli prąd bazy oznaIa, czymy wzorem:

Ic= PIa

gdzie Ił jest parametrem charakterystycznym tranzystora, nazywanym współczynnikiem Ił = wzmocnienia (typowo fachowo tranzystorem bipolarnym i jest powszechnie stosowany na przykad w radioodbiornikach i telewizorach.

Tranzystory używane do produkcji mikroprocesoróv, różnią tranzystorów bipolarnych. Noszą one nazwę tranzystoróv unipólarnych typu MOS. Nie wdając się w zawiłości technologiczne możemy powiedzieć, że tranzy-

Kołektor

Emiter

Rys. 1.5. bipolarny

Rys. 1.6. bipolarny: b) tranzystor unipołarny (MOS)

story te działają w zasadzie podobnie do tranzystorów bipolarnych. W podstawowych układach pracy (rys. 1.6) tranzystory obydwu typów tworzą wzmacniacz, w którym wzrost napięcia wejściowego Ui wywołuje wzrost prądu wyjściowego Iz i odwrotnie, spadek napięcia Ui wywołuje spadek prądu Iz.

płynie również przez rezystor R, ność:

Uz= R Iz Uc —

Zmiana napięcia Ui wywołuje więc zmianę napięcia Uz, przy czym zmiana na-

pięcia U: jest większa niż zmiana napięcia Ut. 0 ile większa? Nieważne. Jak zobaczymy dalej, ilościowe zależności są dla nas nieistotne. Ważniejszy jest fakt, wzrost wie wszystko, co musimy wiedzieć o tranzystorze, aby używać, a nawet samodzielnie budować mikrokomputery. Oczywiście nie będziemy samodzielnie bu-

dować mikroprocesorów. Tego się nie da zrobić samemu i mikroprocesor musimy niestety kupić.

Wróćmy do rys. 1.6b. Oprócz tranzystora widnieje na nim również rezystor. W technologii MOS rezystory możemy jednak zastąpić odpowiednio wykonanymi tranzystorami. Przy stałym napięciu wejściowym Ut prąd płynący przez taki

tranzystor zależy od napięcia panującego pomiędzy jego elektrodami wyjści mi, przy czym tak jak w zwyczajnym rezystorze, im większe przyłożymy n

cie, tym większy popłynie prąd. Podstawowy układ pracy możemy więc zbudować wyłącznie z tranzystorów MOS (rys. 1.7), przy czym jeden z nich pełni rol tranzystora, a drugi rezystora obciążającego (tak się to nazywa, rezystor „obcią ża" tranzystor płynącym przez siebie prądem).

Rys. 1.7.

ĄU1

Wyeliminowanie rezystorów przez zastąpienie ich tranzystorami może wydać się bezsensowne. Przecież w sklepie tranzystor jest znacznie droższy! To nic, z punktu widzenia technologii masowej produkcji sprawa wygląda zupełnie inaczej. Skoro układ składa się z samych tranzystorów, to można nie wkładać ic v, oddzielne obudowy, lecz wytwarzać od razu całe układy na jednym kawałku krzemu. W ten sposób na jednej płytce krzemu (o wymiarach np. 5 mm x 5 mm) można wytworzyć niepodzielny układ zawierający w sobie tysiące tranzystorów.

układem Cały taki scalonym, układ, nazywany wą obudową (są też obudowy ceramiczne) z odpowiednią liczbą wyprowadzeń Ponieważ koszt produkcji zależy przede wszystkim od ilości zużytego krzemu

i od liczby wyprowadzeń, cena gotowego przyrządu jest niepropor

ska w stosunku do stopnia skomplikowania układu. Opisana w skrócie

gia układów elektronicznych nosi nazwę technologii MOS wielki scalenia (MOS-LSI). Przy kilkudziesięciu tysiącach i więcej tranzys w jednym układzie mówi się też o technologii bardzo wielkiego stop

(VLSI).

W produkcji układów elektronicznych z tranzystorami bipolarnym jest podobna, choć mniej korzystna. Układy bipolarne są mniej podatn nie, tak że liczba tranzystorów w jednym układzie scalonym nie przek guły kilkuset tranzystorów. Układy o takim stopniu skomplikowania są układami średniego stopnia scalenia (MSI), a przy kilkudziesięci rach w jednym układzie — małego stopnia scalenia (SSI).

W praktycznym użytkowaniu techniki mikroprocesorowej, a tak części książki, będziemy się spotykać z obydwoma typami układó

larnymi. Układy MOS-LSI będą pełnić rolę zasadniczych zespołów mik putera, układy bipolarne (SSI i MSI) będą natomiast używane do bud

połączeń sprzęgających ze sobą poszczególne zespoły.

Zależność między mikroprocesorem a mikrokomputerem jest mnie jak zależność między silnikiem a samochodem. Tak mikroproce zespołami podstawowymi i niezastąpionymi„ale bynajmniej nie je sto i nie najdroższymi w całym wyrobie.

W podrozdziale l. l okreśhliśmy mikroprocesor jako urządzenie zdolne

szybkiego wykonania dowolnego ciągu operacji, wybranych spośró zbioru operacji podstawowych. Sformułowanie to zakłada w sposó opis ciągu operacji, które mają zoit,ii a i konane, został zawczasu i umieszczony w miejscu łatwo i szybko dostępnym dla mikropro naprawdę. Mikroprocesor nie jest urządzeniem samodzielnym, lecz w współpracy urządzenia, które będzie w stanie szybko dostarczać po nania kolejnych operacji oraz danych stanowiących argumenty tyc Takim urządzeniem jest pamięć, czyli zespół zbudowany z rejestró dobnych do rejestrów wewnętrznych mikroprocesora. Liczba reje cych pamięćpamięci) komórkami (będziemy je dalej nazywać

od kilku do kilkuset tysięcy. W komórkach pamięci można umieszczać

rozkazy — zarówno danejednej operacji podstawowej, jak i nia

nych operacji. Pamięci są produkowane łako układy MOS-LSI.

Mikroprocesor i pamięć tworzą część centralną mikrokomputera. Oprócz rum potrzebne są jednak również peryferie, czyli układy i urządzenia umożące kontaktwejścia urządzenia z otoczeniem. Są to tak zwane

cą których wprowadzamy rozkazy i dane do pamięci (wejście) oraz wyp

v adzamy wyniki działania mikroprocesora (wyjście). Przykładowymi urz niami wejścia-wyjścia mogą być różne klawiatury, wyświetlacze cyfrowe, ka lub monitor ekranowy (czyli telewizor z klawiaturą).

oj ce zespory mikrokomputero

Rys. 1.8.

ły mikrokomputera

Mikrokomputer oraz pewnej liczby urządzeń wejścia-wyjścia (rys. 1.8). Najważniej użytkową mikrokomputera, która przesądza o niezwykle szerokim stosowań, jest jego uniwersalność. Wynika ona z faktu, że nie tylko d program również cesora), mogą być dowolnie zadawane przez użytkownika. Zmieniają

stosowania mikrokomputera, musimy na ogół zmienić tylko program i dane

Mikrokomputer {rozumiany jako pewien zestaw sprzętu) pozostaje na ten sam.

W tym momencie Czytelnicy posiadający kalkulatory programowane mog

zapytać, czym właściwie różni się mikrokomputer od ich kalkulato czym). Rzeczywiście, kalkulator programowany spełnia wszystkie p nego określenia i właściwie jest mikrokomputerem wyspecjalizowany konywania obliczeń arytmetycznych. Specjalizacja jest związana z og

mi możliwościami dołączania nowych urządzeń (wejścia-wyjścia-i pamię

przede wszystkim ze specjalnie dobranym zestawem operacji pod przeznaczonym wyłącznie do prowadzenia obliczeń na liczbach rz W porównaniu z kalkulatorem programowanym mikrokomputer m

zmodularyzowaną budowę, co pozwala na łatwe rozszerzanie konfigura tu oraz inaczej dobrany zestaw operacji podstawowych. Zestaw ten, nazy li-

stą rozkazów,

i odejmowanie), ale za to wiele operacji nie związanych z obliczeniam datnych na przykład przy sterowaniu zestawu sprzętu pomiaroweg między kalkulatorami programowanymi a mikrokomputerami jest na i na dobrą sprawę niemożliwa do precyzyjnego wyznaczenia.

Wszystkie nasze dotychczasowe rozważania na temat mikrokom sprzętu, się wokół obracały Jakkolwiek pachnie to okultyzmem, trzeba stwierdzić, że istnieje rów nik niematerialny. Jest nim oprogramowanie,

nywanych przez mikrokomputer w celu realizacji zadania, do któr aktualnie wykorzystywany. Parę wierszy wyżej zdefiniowałiśmy pro ciąg rozkazów określający jednoznacznie ciąg operacji procesora wane przez mikroprocesor obliczenie). Jest więc oczywiste, że inny potrzebny do rozwiązania zadania z basenem i kranami (podrozdz.

do obliczenia pozycji satelity. Mniej oczywisty jest fakt, że do wprowadzenia

któregokolwiek z wymienionych programów do pamięci mikrokomputera potrzebny jest inny program, już tkwiący w pamięci, którego działanie spowoduje odczytanie wprowadzanego programu z odpowiedniego urządzenia wejścia i załadowanie go do pamięci. A skąd się weźmie w pamięci program wprowadzający? Trudne pytanie. Na ogół jest tak, że pewien minimalny zestaw programów

organizujących pracę mikrokomputera (w tym oczyv iście program wprowadzający inne programy) jest trwale zapisany w pamięci mikrokomputera. Zestaw ten nosi nazwę monitora I to już prawie wszystkie istotne części mikrokomputera. Ostatnią jest zasi-

lacz, bez którego nawet najwspanialszy program najlepszego mikrokomputera nic nie obliczy. Chyba, że będzie to mikrokomputer na bateryjkę, co jednak spo-

tyka się bardzo rzadko. 1.4

Mikrokomputer i życie

Najbardziej znanym zastosowaniem mikrokomputerów są komputery osobiste

takie jak na przykład rozpowszechnione w Polsce Sinclair ZX81 i Sinclair SPECTRUM. W procesor (np. typu Z80), pamięć (o pojemności np. l 6384 komórki) oraz klawiaturę. W pamięci trwale zapisany jest program monitora (zajmujący np. 2048 ko-

mórek), reszta pamięci jest wolna, przeznaczona na programy użytkowe. W

dem zewnętrznym mikrokomputer o podanej konfiguracji przypomina duży k

kulator kieszonkowy. W bardziej rozbudowanych konfiguracjach pojawia większa pamięć (np. 65536 komórek) i dodatkowe urządzenia wejścia-v yjś Te Stąd, częstym rozwiązaniem jest dołączanie domowych urządzeń powszech

użytku, takich jak:

— telewizor do wyświetlania tekstów i rysunków;

— magnetofon jako trwała pamięć pomocnicza (nic niezwykłego; skoro można zapamiętać na taśmie treść piosenki, to można i treść programu). Dołączenie obydwu wymienionych urządzeń umożliwia wykorzytanie mi-

krokomputera do jednego z głównych zastosowań komputerów osobistych

telewizyjnych. Za sto dolarów można kupić program do gry w brydża i to na przyzwoitym poziomie. Istnieją również programy do gry v, szachy. Poza gram

klasycznymi opracowano też setki gier całkowicie nowych, pełniej wykorzy

cych graficzne możliwości zestawu mikrokomputer — telewizor.

Nie należy jednak sądzić, że komputery osobiste służą tylko zabawie i roz-

rywce. Nadają się one świetnie do wielu obliczeń inżynierskich, mogą redagować i składać teksty na drukarce {zamiast maszyn do pisania, z ogromnymi możliwościami wprowadzania zmian i poprawek), mogą być wykorzystane do

nauki.

Poważniejszym przykładem zastosowania mikrokomputerów mogą być zal4

stosowania do sterowania instalacji przemysłowych. Komputerowe systemy ste-

rujące są znane od wielu lat, jednak wprowadzenie małych, tanich i niezawodnich mikrokomputerów otwiera zupełnie nowe możliwości. Dawne, to znaczy sprzed 10-15 lat, komputerowe systemy sterujące były systemami scentralizowan mi:ąe jeden nymi: e komputer i setki kilometrów kabli łączących go z urządzeniami po-

miarowymi i wykonawczymi zainstalowanymi przy poszczególnych węzłach technologicznych instalacji. W dużych instalacjach urządzeń tych były setki, a nawet tysiące, i każde musiało być połączone z centralnym komputerem sterującym. Awaria centralnego komputera oznaczała z reguły zatrzymanie instalacji, chyba że przewidziano komputer (lub inne urządzenia) rezerwowe. Ale stosowanie urządzeń rezerwowych podnosiło znacznie koszty, a o kosztach dublowania systemu lepiej nie mówić. Współczesne, mikrokomputerowe systemy sterujące są systemami zdecentralizowanymi (rozproszonymi). węzełek) technologiczny posiada własny mikrokomputer sterujący. Wszystkie mikrokomputery są połączone między sobą pojedynczą parą przewodów, za pomocą których wymieniają informacje niezbędne do koordynacji pracy węzłów instalacji. Jakakolwiek awaria w systemie dezorganizuje tylko pracę pojedynczego węzła, co obniża bieżącą wydajność, nie powoduje jednak totalnego upadku systemu (tak się mówi). W zastosowaniach wymagających większych „mocy obliczeniowych" — z reguły dla potrzeb optymalizacji pracy instalacji — sieć mikrokomputerowa światowe donoszą o zastosowaniach, w których liczba mikrokomputerów w sieci sterującej przekracza 5000! Może się chwalą, ale jest czym. Bardzo ciekawym, choć niepokojącym, polem zastosowania mikrokompute-

rów są zastosowania wojskowe. Samolot F14 Tomcat może jednocześnie śledzić

i zwalczać 24 różne cele. Oczywiście nie robi tego pilot, który nie byłby w stanie tak podzielić swojej uwagi i reagować dostatecznie szybko. Robi to za niego komputer pokładowy, który identyfikuje cele, określa ich priorytet, wypracowuje geometrię przechwytywania i ustala warunki odpalenia pocisków rakietowych. W zmodernizowanej wersji samolotu komputer pokładowy jest, z technologicznego punktu widzenia, mikrokomputerem. Mikrokomputerowe urządzenia sterujące kierują też lotem rakiet i samonaprowadzających pocisków kierowanych. 0 wynikach wyścigu na księżyc też przesądziły komputery, a nie rakieti: (podobno, bo kto tu zna prawdę?). Ostatnim obszarem zastosowania mikrokomputerów, przy którym zatrzyma-

my się dłużej, są zastosowania w sprzęcie powszechnego użytku. W magnetowidach mikrokomputery są używane do sterowania silników i stabilizacji prędkości ruchu taśmy oraz obsługi „inteligentnej" klawiatury operatorskiej. Podobne, iibudowane systemy sterujące wchodzą już również do magnetofonów wysokiej klasy. Czołowe firmy motoryzacyjne wprowadzają do samochodów mikrokomputery pokładowe, kontrolujące na bieżąco pracę i stopień zużycia najważniejszych podzespołów, sterujące pracą silnika i osprzętu. Prymitywne sterowniki mikrokomputerowe są stosowane nawet w programatorach pralek automatycznych. 15

Wymienionych kilka przykładów zastosowań mikrokomput

puje, nawet w części, listy wszystkich dzisiejszych zastoso nawet o zastosowaniach przyszłościowych. Dla porządku zaznac mikrokomputery są dziś masowo stosowane w telekomunikac kontrolno-pomiarowych, w sprzęcie medycznym i w sprz użytku. Również przyszłość robotyki związana jest integralni

niki mikrokomputerowej. Dobrą puentą kończącą rozdział mó waniach może być przytoczenie liczby wszystkich mikroproceso

nych rocznie na świecie. W roku 1983 liczba ta wynosiła ok. 55 min

Celem bieżącego rozdziału jest przedstawienie podstaw matematycznych niezbędnych do zrozumienia działania podzespołów mikrokomputera oraz do nabycia umiejętności samodzielnego budowania systemów mikroprocesorowych z dostępnych na rynku elementów wielkiego, średniego i małego śtopnia scalenia. Dodatkowym zadaniem rozdziału jest wprowadzenie aparatu pojęciowego i terminologicznego używanego w dalszej części książki. ż. !i

El Ó~ ')~' '* ilYM x Ió" ' '4Ś. 4 F'ł. ' ' 'j l@i

naturalnym dla człowieka sposobem liczenia jest liczenie w systemie dziesięt nym. Używamy tu dziesięciu cyfr, a wartość liczby zapisanej jako ciąg cyfr: djj...djdo

«yrażamy wzorem :

n

w j =-0

Do zbudowania mechanicznego lub elektronicznego urządzenia liczącego w

systemie dziesiętnym konieczne jest posiadanie elementów zdolnych do pamię!ania poszczególnych cyfr. Przykładem takiego elementu może być kółko z wypisanymi na obrzeżu dziesięcioma cyframi. Każde położenie kóika (rys. 2.1) reprezentuje jedną z cyfr dziesiętnych. Elektromechaniczne kasy rejestrujące, zbudowane z wykorzystaniem takich kółek, można dziś spotkać w każdym sklepie. W przypadku elementów elektronicznych sytuacja jest mniej korzystna. Co prawda tranzystor w układach pokazanych na rys. 1.6 może przyjmować doi~ olnie wiele stanów, reprezentowanych na przykład przez wartość napięcia wyjściowego U~, ale stabilność tych stanów jest niewielka, Ze względu na duże róż-

nice parametrów identycznie produkowanych tranzystorów (tzw. rozrzut technologiczny) zbudowan z nich układy zachowałyby się różnie mimo użycia ich w

identycznych warunkach. Oznacza to, że zbudowany w ten sposób sumator raz żobliczałby, e że 2 plus 2 równa się 4, a raz,

tranzystorów można wyeliminować komplikując układ ich pracy, ale to niestety kosztuje i to dużo.

a) Ui=0;Uz= Uc

(tranzystor rozwarty — stan 1)

Odczyt

b) Ul = Uc; U2 = 0

cyfry

(tranzystor zwarty — stan 0)

Rys. praca tranzystora

Naprawdę pewnie i stabilnie pracuje tranzystor w prostym układzie pracy wtedy, gdy wykorzystujemy go jako element dwustanowy. To znaczy albo podajemy na jego wejście napięcie Ut bardzo małe (prawie OV), albo bardzo duże (prawie Uc). W pierwszym przypadku (rys. 2.2a) prąd wyjściowy jest prawie rów-

ny zeru, tranzystor nie przewodzi i napięcie wyjsciowe jest bliskie Uc. 0 takim

stanie powiemy, że tranzystor jest rozwarty. prąd wyjściowy mógłby być bardzo duży, gdyby nie rezystor R; tranzystor stano-

wi prawie zwarcie i napięcie wyjściowe jest bliskie OV. 0 takim stanie powiemy,

że tranzystor jest zwarty

nowy może odwzorowywać tylko dwie różne cyfry, oznaczone umownie 0 i 1.

Naturalnym systemem liczenia w układach tranzystorowych jest system dwójkowy (binarny). Używamy tu dwóch cyfr, a wartość liczby, zapisanej jako ciąg cyfr:

bn...btbo wyrazamy wzorem

n

w = 2bt bo+ i'=0

Konsekwencją użycia tylko dwóch cyfr do zapisu liczb jest fakt, że zapisy l stają się bardzo długie. Na przykład zapisanie dwucyfrowej (w układzie

nym) liczby 85 wymaga użycia aż 7 cyfr dwójkowych: 1010101

a do zapisania wszystkich cyfr dziesiętnych potrzeba 4 cyfr dwójkowych: 0 — 0000 1 — 0001 2 — 0010 3 — 0011

4 — 0100 5 — 0101 18

6 — 0110 7 — 0111

łł — 1000 9 — 1001

Duża długość zapisu dwójkowego jest niewygodna dla człowieka, nie ma

natomiast znaczenia dla układów elektronicznych. W rezultacie, ten system li-

:zenia jest obecnie stosowany we wszystkich układach mikrokomputerowych. Pojedynczą cyfrę dwójkową nazywamy bitem.

Ważnyrn problemem, który musimy od razu rozstrzygnąć. jest pytanie. czy uż~ cie 2 cyfr zamiast 10 nie ogranicza możliwosci obliczania dowolnych v;yrażeń, Odpowiedź jest jednoznaczna: nie. Udowodniono (znów ta matematyka), że za pomocą 2 cyfr można wyrazić dokładnie to samo, co za pomocą 10 cyfr. Zauważmy też, że dwustanowy opis dobrze pasuje do wielu zjawisk, z którymi mamy do czynienia w życiu codziennym: samochód może stać albo jechać, świa.ło może być zapalone albo zgaszone, grzałka włączona albo wyłączona. W sumie, sposób opisu rzeczyv:istości za pomocą tylko 2 symboli jest w pełni wystar.zający i uniwersalny. Do opisu zjawisk bardziej złożonych możemy zawsze lżyć nie jednego, lecz wielu bitów. Ciąg bitów będziemy daleJ nazywać słowem. Cała informacja przeznaczona dla mikroprocesora musi byc przedstawiona w postaci dwójkowej. Dotyczy to zarówno danych, stanov iących argumenty rozkazów, jak i samych rozkazów, które muszą być zakodowane w postaci odpowiednich słów dwójkowych. Również v'szystkie sygnały elektryczne, za pomocą któch mikroprocesor komunikuje się z innymi układmi wchodzącytnii v skład rnikrokomputera, są sygnałami dwustanowymi (dwuv artościowymi). Konsekvencje tego faktu są bardzo rozległe. Metodyka projektowania układów zbudo.wanych wyłącznie z elementóv; dwustanowych jest zupełnie odmienna od metod~ki projektowania układów z elementów mogących zmieniać swój stan w spo-

ób ciągły (płynny). Gałąź techniki zajmująca się układami dwustanowymi nosi techniki cyfrowej. nazwę n!ezawodność i odporność na zakłócenia: odległość dzieląca stany 0 i 1 jest du.ża : trzeba bardzo silnego zakłócenia, aby jeden ze stanów omyłkowo zmienił się v' drugi. 2.2

Op8f8CJjr' AG Łl'!tBCłll. Ł. kłady cyfrowe, a w tym wszystkie układy wchodzące v skład mikrokomputer, vykonują operacje na bitach. Jedną z takich operacji już mamy z poprzedniego ozdziału. Jeżeli na wejście układu z rys. 2.2 podamy 0 (tzn. OV), to na jego wyj.ciu otrzymamy 1 (nap!ęcie Uc) i odwrotnie, jeźeli na wejście układu podamy I, ;o na wyjściu otrzymamy 0. Operację zmieniającą v:artość sygnału dwustanowego na wartość przeciwną nazywamy negacją, a układ realizujący tę operację negatorern lub inwerterem.

/ Wejście uktadu

wyjście ukradu

Rys.

pokazany na rys. 2.3. Operację negacji możemy zapisać w sposób zbliżony do znanego ze szkoły zapisu funkcji. Układ inwertera realizuje funkcję zmiennej

wejściowej a, oznaczoną:

f(a) =

fcoodczytamy: „

Innymi suma logiczna przykładami operacji na bitach są: Obydwie operacje są określone jako operacje dwuargumentowe. W zapisie funkcyjnym będziemy je oznaczać symbolami dodawania i mnożenia: suma logiczna f(a,b) =

iloczyn logiczny f(a,b) = a b

b" czytamy: „a lub co mi symbolami aVb — są oznaczenia: żmy, że każdy z argumentów operacji może przyjmować tylko dwie wartości. Łącznie mamy więc cztery możliwe kombinacje wartości argumentów

i dla zdefiniowania obydwu operacji możemy po prostu podać wartości funkcji

dla wszystkich wartości argumentów (rys. 2.4). Zestawienie analogicznej tabelki wartości dla operacji negacji pozostawiamy geniuszowi Czytelnika. a) b)

Rys. logiczna; b) iloczyn logiczny

Rys. b) i l oczyn logiczny

Dwa elementy (wartości) 0 i I wraz z operacjami negacji, sumy i iloczynu tworzą strukturę zwaną w matematyce algebrą Boołe'a lub algebrą logiki. Tak samo jak w arytmetyce, gdzie z prostych operacji dodawania, odejmowania, mnożenia i dzielenia budujemy złożone funkcje, na przykład: f(~,)) =(~+)<) (~-)<)+r )

tak i w algebrze logiki z operacji negacji, sumy i iloczynu tworzymy złożone funkcje logiczne (lub boole'owskie, jak kto woli), na przykład: f(a b) =a(a+b)+b

6 prowadzony aparat pojęć jest uniwersalnym narzędziem opisu układów cyfrom~ i ch. Każdy układ cyfrowy może być łatwiej lub trudniej opisany w języku operacji i funkcji logicznych. Nasze zainteresowanie operacjami logicznymi nie jest bynajmniej tylko teoretyczne. Wierny już, że negację można łatwo zrealizować w układzie tranzystorowym, nie będzie więc zaskoczeniem, że również operacje sumy i iloczynu' logicznego mogą być łatwo zrealizowane za pomocą podobnych środków. Układy realizujące te operacje będziemy symbolicznie oznaczać w sposób pokazany na rys. 2.5. Układy wykonujące podstawowe operacje logiczne będziemy nazyv ać ogólnie bramkami. wane bramki sumy i iloczynu logicznego. Nie zaspokoimy tej ciekawo".'ci. Nie zamierzamy przecież budować bramek — będziemy je raczej kupować w sklepie (po ok. 100 zł za 4 bramki). A Ty, dociekliwy Czytelniku, musisz sie p.zyzwyczaić, że coraz częściej będziesz w tej książce, a także w praktyce, spotykał złożone elementy, których wewnętrzna struktura będzie dla Ciebie niejasna. Na ogół nie ma ona zresztą istotnego znaczenia. To, co jest ważne i co musi być jasne, to sposób działania układu z dokładnością do bitów — dwustanowych sygnałów wejściowych, wyjściowych i niektórych wewnętrznych.

+ó)c+cthc+cT

Rys. funkcję logiczną

Zanim przejdziemy do omawiania funkcji logicznych podkreślimy pełną równoważność funkcjonalnego i graficznego zapisu funkcji. Każda funkcja logiczna może zostać przedstawiona w postaci schematu układu zbudowanego z bramek. Podobnie każdy układ zbudowany z bramek, a nie posiadający pamięci (to zastrzeżenie wyjaśni się później), może zostać opisany w postaci funkcji logicznej. Sposób przechodzenia z jednej formy zapisu do drugiej ilustruje rys. 2.6.

Zaczniemy od wyliczenia własności operacji logicznych. Pięć pierwszych jest analogicznych do własności operacji arytmetycznych: (2.1) a 0 = 0 (2.2) a ł=a (2 ~) a+0= a

(2 4) (2 5)

h=b. a. a+h=h+a

Pięć dalszych nie ma w arytmetyce odpowiednika: (2 6)

a+1=1

(2.7)

a a=a

(2 8)

a+a=a

(2.9)

a a=0

(2.10)

a+a=l

Zarówno suma jak i iloczyn logiczny są operacjami łącznymi: b) 1) (a+ (2.1 (2.12) b) c= (a Podobnie jak w arytmetyce, suma jest rozłączna względem iloczynu: (2.13) (a+b) c=a c+b c

a co ciekawsze, również iloczyn jest rozłączny względem sumy: (2.14) (a b)+c=(a+c) (b+c)

Dla udowodnienia podanych własności wystarczy obliczyć i porównać wartości obydwu stron podanych równości dla wszystkich wartości argumentów. Na przykład, dla własności (2.14) otrzymujemy (korzystając z rys. 2.4 i obliczając krok po kroku):

Równość obydwu stron jest widoczna gołym okiem. Interesujące własności można wykazać korzystając z operacji negacji. Po pierwsze, podwójna negacja jest równoważna brakowi negacji w ogóle. To znaczy:

(2.15) a=a

Tę własność znamy z elementarnej logiki dnia codziennego: „nie nie że ją, że operacje sumy i iloczynu logicznego są blisko spokrewnione: (2.16) a h=a+h (2.17) a+h=a b

Dov ód obyclwu własności, nazywanych prawami de Morgana, łatwo prze"-:i~adzić obliczając v;artości lewej i prawej strony równości dla wszystkich .:rech kombinacji wartości argumentów. Własności te pokazują, że operację . n)) logicznej można zrealizować dysponując tylko bramkami negacji i iloczyfrys. 2.7a), a operację iloczynu logicznego można zrealizować dysponując ko bramkami negacii i sumy (rys. 2.7b).

Rys. hramek negacji i sumy

Bardziej istotna jest wynikająca z praw de Morgana możliwość zrealizowania 'oii olnej funkcji logicznej za pomocą bramek jednego tylko typu. Taka unfwer.alna bramka powinna łączyć w sobie operacje sumy i negacji lub iloczynu i ". egacji.

— Bramka NOT AND NAND (skrót od

Bramka NAND realizuje funkcję dwóch argumentów: f(a,h) =

Dla wykazania jej uniwersalności wystarczy pokazać, że przy jej użyciu -;ealizować operacje sumy, iloczynu i negacji. To v ystarczy, gdyż wszystkie .unkcje logiczne budujemy tylko z tych operacji. Dov ód ten najłatwiei przcpro-

aab Ą żab=a b

Rys.

a) symhol graficzny; h) negacja; c) suma: cl) iloczyn

,~ adzić graficznie. Rysunek 2.8 pokazuje układy rea!izujące wszystkie podstawo«e operacje logiczne przy użyciu wyłącznie bramek NAND. Zwróćmy uwagę na .', mbol graficzny bramki NAND : ię. pozostała część oznacza operację iloczynu. NOTBramka — OR NOR (skrót od NOR Bramka f{a,b) =

Symbol graficzny bramki oraz układy realizujące podstawowe operacje logiczne są pokazane na rys. 2.9. a)

c)

Rys. graficzny; b) negacja; c) suma; d) iloczyn

Uniwersalność bramek NAND i NOR, a także łatwość ich technicznej realizacji w układach tranzystorowych, sprawiają, że bramki te są podstawowymi kostkami, z których będziemy budować układy cyfrowe (będziemy je dalej nazywać układami logicznymi). Zauważmy jeszcze, że z praw de Morgana wynika możliwość innego oznaczania bramek NAND i NOR, niż wynikałoby to z ich definicji. Pokazane na rys. 2.10 symbole zachowują przyjętą konwencję oznaczeń: kółko oznacza negację, a pozostała część operację sumy lub iloczynu. Różnica tkwi w miejscu wrysowania negacji wnoszonej przez bramki NAND i NOR:

na wejściu (rys. 2.10), czy na wyjściu (rys. 2.8a i 2.9a). Interpretacja operacji NAND i NOR wynikająca z rys. 2.10 będzie często wykorzystywana w dalszej części książki. a) Rys. a) bramka NAND; b) bramka NOR

Wszystkie wymienione własności operacji logicznych są użyteczne przy pro-

jektowaniu układów logicznych. Metodyka projektowania jest przy tym następu-

jąca: 1. Zdanie, określone za pomocą opisu słownego, przekształcamy do postaci zapisu funkcji logicznej. 2.. Korzystając z własności operacji logicznych minimalizujemy funkcję (tzn. upraszczamy jej zapis) tak, aby realizujący ją układ zawierał możliwie mało bramek i, co za tym idzie, był tani. 3. Rysujemy układ realizujący zminimalizowaną postać funkcji. .Sposób wykorzystania własności operacji logicznych zilustrujemy przykładem minimalizacji funkcji (znaki iloczynu "." opuściliśmy): f(a,b)ab= ab+ ab+

Z nąć przed nawias a (własność 2.13) albo z dwóch ostatnich składników można

"ciągnąć przed nawias b. Dlaczego albo? Na mocy własności (2.8) powielamy -.-. «dkowy składnik otrzymując: f(ab) = ab+ ab+ ab+ ab . "i ciągamy przed nawiasy:

f(a,b) = a {b + b) + . :raz z własności (2.10) otrzymujemy:

f(a,b)=a 1+b. : z własności (2.2): f(a,b) = a+ b

Korzystając z prawa de Morgana (2.16) dochodzimy do postaci końcowej: f(a,b) = ab Po drodze korzystaliśmy jeszcze gdzieniegdzie z własności przemienności (2.4).

Rys.

L kład realizujący końcową postać funkcji składa się z jednej bramki NAND. kład realizujący bezpośrednio początkową postać funkcji f(a,b) jest pokazany —.~ r s. 2.11. Aż dziw, że to wszystko razem jest równoważne jednej bramce. Na=zi jednak zwrócić uwagę, że jest to tylko równoważność funkcji logicznych, a -..ie na przykład kosztów, co nie jest na ogół bez znaczenia.

w szystkim Czytelnikom, którzy przerażeni obfitością formuł w poprzednim odrozdziale zamierzali już przerwać dalsze czytanie książki, zaproponujemy te—.az prostą, graficzną (by nie rzec obrazkową) metodę minimalizacji funkcji. Klu.zowe znaczenie ma w tej metodzie sposób zapisu funkcji w postaci tabelki, w ','.órej na obrzeżu wypisujemy wszystkie możliwe wartości argumentów, a w .rodku odpowiadające im wartości funkcji. Na przykład dla funkcji 2 zmiennych " poprzedniego podrozdziału tabelka ma postać jak na rys. 2.12a. Jedynka w lewym górnym rogu tabelki odpowiada wartościom argumentów: ib=0

a=0

; o możemy zapisać słowami: „nie a

Sąsiednia jedynka w prawym rogu tabelki odpowiada wartościom argumentów: a=o ń=l

czyli „nie a i b"

f(a,b) jedynke możemy zapisać wyrażeniem a b. Funkcja Ostatnią v;;trtosc 1 dla wattosci argumentow odpowiadających pierwszej jedynce v,: tabel lub ce Pak widzimy, przejście od tabelki do zapisu funkcji (a stąd do schematu układu) jest proste i jednoznacztte. Ałe to jeszcze nie wszystko. W poprzednim podrozdziałe przeprowadziliśmy formalną (tak się móv,i w matematyce) minimalizację funkcji f(a,b) korzystając z własności funkcji logicznych. Minimalizacja polegała na,,sklejantu" tych składników sumy, które różniły się tylko na jednej pozycji. Przypomnijrny: ab+ ab =

Rys. ((aPl

Zwróćmy teraz uwagę że sklejane składniki opisują dwie sąsiednie (górne) jedynki w tabelce (rys. 2.12), Podobnie wygląda sprav'a z drugą parą sklejanych składn.tków:

Opisują one sąsiednie jedynki w lewej kolumnie tabelki. Zamiast więc wypisywać wyrażenia odpowiadające pojedynczym jedynkom v tabelce, możerny połączyć sąsiednie jedynki w grupy (rys. 2.12b) i opisać od razu całe grupy. Grupa górna odpowiada wartościom argumentow: a= 0

czyli a, grupa 'tewa odpowiada wartościom argumentów: a — b = 0 dowolne i

czyli b. Funkcja f(a,b) przyjmuje wartość 1 dla wartości argumentów odpowiadąjących górnej lub lewej grupie jedynek w tabelce, czyli: f (a, b) = a + ń = ab Zauvażmy jeszcze„że w grupę możemy połączyć tylko jedynki sąsiadujące v,

pionie lub w poziomie, natomiast nie możemy połączyć jedynek sąsiadujących po przekątnej. Na przykład funkcja pokazana na rys. 2.13 jest opisana wyrażeniem:

g(a,b) = ab+ ab

którego w żaden sposób zminimalizować się nie da.

g(a,b(

Rys.

Opisaną metodę tabelek łatwo rozszerzyć na przypadek funkcji większej liczby zmiennych. Trzeba tylko chytrze opisać brzegi tabelki tak, aby opisy sąsiednich kratek różniły się wartością tylko jednego argumentu. Naturalny kod binarny: 000, 001, 010, 011, 100, 101, 110, 111 nie ma tej własności. Trzeba zastosować tzw. kod Graya, vy którym kolejność zmian argumentów jest następująca: 000, 001, 011, 010, 110, 111, 101, 100 b)

a)

abd

abc

f(a,b,c,di= a+bd f(abc,dj=bcd+acd+abd+abc

Rys. towe; b) grupy cztero- i ośmioelementowe

Przykłady tabelek opisujących funkcje czterech zmiennych są pokazane na rys. 2.14. Zauważmy, że sąsiednimi są również elementy (jedynki) w skrajnych wierszach i kolumnach! Natomiast nie można tworzyć grup z jedynek pokazanych na rys. 2.15.

Tabelki przedstawione w tym podrozdziale noszą nazwę tablic Karnaugha, a metoda minimalizacji funkcji logicznych przez łączenie jedynek w grupy jest na-

zywana metodą Kamaugha. Prawidłowa wymowa nazwiska twórcy metody jest nieznana. My mówimy „Karnafa", ale można też usłyszeć „Karno" lub „Karnała". Jakkolwiek by jednak mówić, chodzi zawsze o to samo.

Na koniec parę słów o projektowaniu układów logicznych — wypada je zamieścić w podrozdziale o takim właśnie tytule. Podstawowym problemem projektowym jest przejście od słownego opisu zadania do postaci funkcji logicznej. Meto-

.-lak nie

można!

Rys. Karnaugha

Ani tak!

da tablic Karnaugha jest ogólnie przyjętym narzędziem do rozwiązania tego problemu. W wyltiku otrzymujemy funkcję, na ogół w postaci sumy iloczynów argumentów i ich negacji. Przejście od takiego zapisu funkcji do schematu ukła-

du realizowanego na bramkach NAND jest względnie proste. Tok postępowania wyjaśntmy na przykładzie realizacji funkcji czterech zmiennych, zadanych tablicą Karnaugha pokazaną na rys. 2.16a. Po zaznaczeniu grup Karnaugha otrzymujerny zapis funkcyjny: j(tz,ń,có,) = ad+ ańc+ ńc~

o)

ad

abc

bcd

Negacje I poziom II poziom

f(a,b,c,ś = ad+obc+ bcd

wejść bramek bramek

d

f(a,b,c,d I

poziom bromek

II poziom bramek

I poziom b ramek

II poziom bramek

Rys. 2.16. Realizacja funkcji logicznej na bramkach NAND: a) tablica Yarnaugha„b) schemat układu na bramkach podstawowych; c) schemat układu z dodanymi negacjami; d) schemat układu na bramkach NAND

ystając z bramek operacji ępowania nie wymaga tu e dwie negacje na drodze

sygnału znoszą się wzaJemnse (własnosc 2.15) i wrysowujemy kółka negac wszystkich wejściach i wyjściach bramek na drogach pomiędzy I a II pozio bramek (rys. 2.16c). W trzecim kroku przypominamy sobie albo prawo de Mo gana (2.16), albo alternatywne oznaczenie bramki NAND ostateczny schemat układu na bamkach NAND NAND bramki

Uważny Czytelnik może zapytać, po co właściwie wykonaliśmy krok trzec ro bramkę NAND można oznaczać tak lub tak, to przecież już rys. 2.16c pr stawiał układ na NAND-ach.

tym samym rysunku różnych oznaczeń dla takich samych elementów. Do

zwyczaj nakazuje ujednolicić oznaczenia i rysować wszystkie elementy tego sa mego typu w taki sam sposób. Jest to jednak tylko zwyczaj — jedni go przes

ją, a inni nie.

Przedstawiona metoda przechodzenia od zapisu funkcji do schematu układu na bramkach NAND jest metodą ogólną — można ją zawsze zastosować. Rów-

nież w przypadku układów o większej liczbie poziomów. Co najwyżej, jeżeli ba poziomów jest nieparzysta (np. I, II, III) może być konieczne dodanie do amy k owego inwertera na wyjściu układu. Jako samodzielne ćwiczenie polecam

NAND, narysowanie schematu układu na bramkach f(a,b,c,) = NAND

Niekiedy, zwłaszcza przy pewnej wprawie i prostym układzie, możemy obejść się bez tablic i jawnie wypisanych funkcji logicznych, rysując o schemat układu. Nie polecamy tej drogi (choć sami ją stosujemy). W każdym

jednak przypadku opisane w tym i poprzednim podrozdziale metody two aparat pojęciowy niezbędny do projektowania układów logicznych.

ażda funkcja, również funkcja logiczna, określa jednoznaczną zależność po

K'

między wartościami argumentów a wartością funkcji. Jeżeli zmienią się argumenty, zmieni się wartość funkcji. Taką własność miały też wszystk tychczas omawiane układy logiczne: wartość sygnału na wyjściu układu f unkcji) była jednoznacznie określona przez aktualne wartości syganłów ściu (wartości argumentów). Wartości sygnałów wyjściowych, które wyst przeszłości, nie miały żadnego wpływu na aktualną wartość sygnału wyjśc go. Inaczej mówiąc, układ nie był w stanie pamiętać przeszłości. Bezpami układy logiczne układami kombinacyjnymi. są nazywane tradycyjnie

W bieżącym podrozdziale zapoznamy się z układami innego typu, w kt możliwe jest zapamiętywanie przeszłych wartości sygnałów. Układy takie na 29

wamy układami sekwencyjnymi. Rozważmy dła wprowadzenia układ pokazany na rys. 2.17a. Przypuśćmy, że początkowy stan układu jest opisany przez wartości sygnałov : 5= i, R=1, @=0

łatwo sprawdzić, że w tym stanie g = 1. Przypuśćmy teraz, że na wejściu 5 pojawi się wartość 0. Stan układu zmieni się do postaci: 5=0, R= 1, g= 1, @=0

Powrót wejścia 5 do wartości 1 nie zmieni stanu wyjść i pozostanie:

g= 1, P=O A więc układ zapamiętał fakt pojawienia się wartości 0 na wejściu 5. Stan g = 1 pozostanic aż do chv'ili. gdy na wejściu R pojawi się wartość 0. Spowoduje to przejście układu w stan g =- 0 (g = I), który nie zmieni się mimo powrotu wejścia R do wartości 1. Wykres czasowy działania układu jest pokazany na rys. 2.17b.

Rvs. a) schemat ukŁzdtu h) wykres czasowy

Podsumujmy własności układu z rys. 2.17. Z punktu widzenia wyjść układ ma dwa różne stany: 1. @=0 (g= 1) 2. 0=1 (@=0)

wzbudzenia Zmiany stanu układu następują w wyniku — wartość 5= 0 wprowadza układ w stan g = 1, — wartość R — — 0 wprowadza układ w stan g = 0. Kombinacja sygnałóv; wejściowych 5 = 1 i R = 1 nie zmienia stanu układu. Układ ma więc możliwość zapamiętania jednego z dwóch zdarzeń: wartość 0 po-

jawiła się albo na wejściu 5, ałbo na wejściu R. Tego typu dwustanowe układy pamiętające nazywamy przerzutnikami. sygnał R = 0 gasi (g = 0). A co z kombinacją wejść 5= 0 i R = 0? Nic, ten stan jest zabroniony. Układ przestaje być przerzutnikiem i nie pracuje poprawnie. Dla ilustracji wprowadzonych pojęć, a także dla rozrywki, zaprojektujemy układ automatycznego sterowania windy tov,arowej, wożącej towary z magazynu w piwnicy do sklepu na parterze (rys. 2. 1 8a). Szyb windy jest wyposażony w dwa czujniki (D = sygna1izujące osiągnięcie przez windę dolnego położenia postojowego. W klatce windy znajduje się przycisk START, którego przyciśnięcie (5T = 1) w położeniu postojowym uruchamia windę. Kierunek ruchu (w górę lub w dół) powinien być automatycznie ustalony przez układ sterujący. Zatrzymanie windy w położeniu postojowym (po zakończeniu jazdy) rów30

nież powinno nastąpić automatycznie. Naciśnięcie przycisku ST windy nie powinno mieć wpływu na jej ruch. o) RG

D G

b)

RD

ST RG

G ST

RD

e) D ST

RD S1-ST+0=ST D

R1= G

1

Rys. sterujący; c) przerzutniki układu sterującego; d) schemat układu sterującego; e) tablice Karnaugha funkcji wzbudzeń

Zastanówmy się najpierw, co właściwie ma robić układ sterujący. Otóż układ ten odbiera trzy sygnały wejściowe: D — G — z czujnika górnego położenia postojowego, S T —

i na podstawie ich wartości steruje windę. To znaczy, wytwarza dwa sygnały wyjściowe (rys. 2.18bl, uruchamiające silniki windy: RG — ruch do góry, RD —

Z punktu widzenia wyjść układ może znajdować się w jednym z trzech następujących stanów: =0 RG

RD==10i— R6 RG =RD =0i

Stan wyjść R6 =- 1 i RD =- 1 nie może oczywiście wystąpić. Krótkie naciśnięcie przycisku START uruchamia długi ruch windy, układ sterujący musi być więc układem sekwencyjnym (bo musi pamiętać polecenie). A skoro może przyjmować aż trzy różne stany, to musi zawierać co najmiej dwa przerzutniki (bo jeden przerzutnik może rozróżnić tylko dwa stany). Przy okazji: ile stanów może rozróżnić układ zawierający 2 przerzutniki? ile 3? ltd. Najprościej przyjąć, że jeden z przerzutników pamięta konieczność jazdy do góry, a drugi konieczność jazcly w dół (rys. 2.18c). Pozostaje wyznaczyć funkcje logiczne wzbudzające wejścia przerzutników. Ruch do góry zaczyna się po naciśnięciu przycisku START w dolnym położeniu postojowym, to znaczy w stanie wejść: D=

: e wartości sygnałów wejściowych powinny spowodować powstanie sygnału Wi = 0, czyli: ST Wi=D.

Ruch powinien zakończyć się po osiągnięciu górnego położenia postojowego, czyli w sytuacji: G= 1

Ta wartość sygnału 6 powinna spowodować pojawienie się sygnału Ri = 0, czyli: Ri=G

Ruch w dół odbywa się według tych samych zasad, skąd funkcje wzbudzeń drugiego przerzutnika mają postać: S2 = R2=D

Pełny schemat układu sterującego ruchem windy jest pokazany na rys. 2.18d. Dla rozwiania ostatnich wątpliwości niedowiarków narysujemy jeszcze tablice

Karnaugha funkcji wzbudzeń Si i Ri (rys. 2.18e). Kreski w tablicy oznaczają, źe wartości wejściowe (wartości argumentów funkcji) odpowiadające tym kratkom tabhcy nigdy nie wystąpią — winda nie może być przecież jednocześnie na dole i na górze. wartość funkcji w tych miejscach nie ma więc znaczenia i możemy ją sobie okreśhć tak, jak nam wygodnie. inaczej mówiąc, możemy te kratki włączać do grup jedynek., albo nie włączać. Tablice Karnaugha funkcji wzbudzeń S2 i R2 są analogiczne i nie wątpimy Czytelniku, że potrafisz je sam narysować. Dziwne może się wydać. dlaczego narysowaliśmy tablice Karnaugha dopiero po narysowaniu układu, a nie przed. No cóż, narysowaliśmy je tylko dla ilustracji. Pisaliśmy wszak, że przy pewnej wprawie można proste układy narysować od ręki, bez żadnych tablic i funkcji. A tu i układ prosty, i my wprawę mamy.

2.6

Przerzutniki synchroniczne

Przerzutnik prosty, opisany w poprzednim podrozdziale, może zmieniać swój stan natychmiast po zmianie wartości sygnałów wejściowych. Wydaje się to naturalne, jednak w dużym układzie może doprowadzić do poważnych kłopotów. Problem wystąpi wtedy, gdy z opisu zadania wynika, że układ powinien działać w rytmie wyznaczonym przez zmiany wartości jakiegoś sygnału zewnętrznego, a zwłaszcza gdy żądamy, aby zmiany stanu wszystkich przerzutników układu następowały w tym samym momencie. To znaczy wtedy, gdy żądamy synchronicznej pracy całego układu. W takim przypadku wygodniejsze jest zastosowanie tzw. przerzutników synchronicznych.

Przerzutnik synchroniczny wejścia przygotowujące wejść: ua zboczu może nastąpić tylko przerzutnika chwili zmiany wartości sygnału zegarowego z 0 na 1 albo z 1 na 0 (zależnie od

typu przerzutnika, każdy przerzutnik reaguje tylko na jeden kierunek zmiany). Stan następny przerzutnika zależy od wartości sygnałów przygotowujących oraz od stanu aktualnego. b)

0

wejście

przygotowując

wyjścia

Wejście zegarowe

Rys. a)

b)

Wejścia

wyjście

przygotowujące

,7

Wejście zegarowe

Rys.

Najprostszym przykładem przerzutnika synchronicznego jest przerzutnik typu D (tak się nazywa). Stan następny przerzutnika (po zboczu sygnału zegarowego) staje się równy wartości sygnału wejściowego D rynku przerzutniki typu D reagują na rosnące zbocze sygnału zegarowego (tzn. na zmianę z 0 na 1). Bardziej złożone jest działanie przerzutnika typu JK (rys. 2.20). Stan następ-

ny przerzutnika zależy od stanu wejść przygotowujących oraz od stanu aktualnego według reguły: 1. J = 0 i K= 0 — brak zmiany stanu, 2. J= 1 i K=O — zapalenie przerzutnika(tzn. stan następny g= 1), '! — Mikrokomputery

33

3. J.=- 0 i tt: = 1 — zgaszenie przerzutnika (tzn. stan następny g = 0),

4. J= 1 i A =1 — zmiana stanu przerzutnika na przciwny.

Dostępne na rynku przerzutniki JK reagują na opadające zbocze sygnału zegaro

wego (tztł. na zmianę z 1 na 0).

T= ttefz Wypatnier,ie

ft T

/

f=— Czestothwosć

Rys.

'Najprostszym przykładem zastosowania przerzutników synchronicznych może być problem tak zwanego dzielenia częstotliwości. Przypuśćmy, że mamy generator przebiegu prostokątnego o częstotliwości f. To znaczy, mamy urządzenie, którego sygnał w)jściowy zmienia się regularnie z 0 na 1 i z powrotem z 1 na 0 ze stała częstotliwością (rys. 2.21). Zadanie polega na podzieleniu częstotliwości przez 2 (to najprościej)., to znaczy na zbudowaniu układu, którego sygnał wyjściowy bętlzie się zmieniał z częstotliwością równą dokładnie 1/2 g' — to znaczy dwa razy rzadziej (rys. 2.22). Rozwiązanie tego zadania przy użyciu przerzutni-

albo tok:

Rys.

ci przebiegu prostokątnego przez dwa

kóv; prostych jest trudne. Rozwiązanie przy użyciu przerzutnikóv; synchronicznych jest proste i naturalne. Wystarczy pojedynczy przerzutnik. Przebieg dzielony podajemy na wejście zegarowe. Po wystąpieniu zbocza układ powinien zmienić stan na przeciwny. Jeżeli użyjemy przerzutnika typu D, to na wejście D dajemy wyjście g przerzutnika (rys. 2.23a). Jeżeli używamy przerzutnika typu Jk, to rnożcmy postąpić dwojako: albo podać na obydwa wejścia przygotowawcze stały sygnał o v:artości 1 (rys. 2.23b), albo dołączyć wejście J do wyjścia g i wejście E do wyjścia 0 (rys. 2.23c).

Zauważmy, że układ przedstawiony na rys. 2.23b możemy potraktować jako przerzutnik o jednym wejściu przygotowującym i wejściu zegarowym (rys. 2.24).

Rys. a) przerzutnik D; b) przerzutnik JK; c) też przerzutnik JK

Po podaniu wartości 1 na wejście przygotowujące układu zmienia on stan na

przeciwny na każdym opadającym zboczu sygnału zegarowego. Po podaniu w

tości 0 na wejście nie zmienia on stanu w ogóle. Przerzutniki takie są nazywane

przerzutnikami typu T. Nie są one co prawda produkowane jako pojedyncze układy scalone małego stopnia scalenia, możemy je jednak spotkać wewnątrz większych bloków w układach średniego stopnia scalenia. c

Rys.

Rozważmy teraz bardziej złożony problem dzielenia częstotliwości przez 8.

Układ taki musi mieć zdolność liczenia impulsów przebiegu dzielonego w zakresie od 0 do 7. Jeżeli utożsamimy kolejne liczby z kolejnymi stanami układu, to

stwierdzimy, że nasz układ powinien mieć osiem stanów. Każde kolejne zbocze przebiegu dzielonego powoduje przejście układu do następnego stanu, ze stanu 7 układ wraca do stanu 0. Do uzyskania ośmiu stanów potrzebne są co najmniej

trzy przerzutniki (bo 2' = 8). Najwygodniejsze jest użycie przerzutników typu T (rys. 2.25a). funkcji ytzbuProblem projektowy sprowadza się do wyznaczania dzeń, leżności od aktualnego stanu i od wartości sygnałów na wejściach układu (tu akurat układ funkcji wyjść,nie ma wejść), oraz ściach układu w zależności od stanu i od wartości sygnałów na wejściach układu.

Każdy stan układu jest jednoznacznie wyznaczony przez stany wszystkich trzech przerzutników. Przed przystąpieniem do wyznaczenia funkcji musimy zakodować stany układu, stanami przerzutników. Możemy określić to dowolnie, chociaż sposób kodowania ma wpływ na złożoność funkcji. Tu przyjmiemy kodowanie takie, że na każdym zboczu układ przechodzi do następnego stanu zgodnie z regułą pokazaną na rys. 2.25b. Zauważmy:

— przerzutnik (7i zmienia swój stan na przeciwny na każdym zboczu przebie-

gu =zegarowego, a więc: Ti

— przerzutnik gz zmienia stan na przeciwny wtedy i tylko wtedy, gdy prze-

rzutnik Tz = gi jest w stanie 1, a więc:

— przerzutnik g~ zmienia stan na przeciwny wtedy i tylko wtedy, gdy zarówno gi jak i gz tu żadnych wątpliwości: g = g~. Pełny schemat układu, wykorzystujący przerzutniki typu JK, jest pokazany na rys. 2.25c.

Dla wyjaśnienia jeszcze jednego problemu znów posłużymy się pytaniem dociekliwego Czytelnika. Co właściwie dzieje się w układzie w chwili pojawienia się zbocza zegara? Wartość na wejściu Tz gl pierwszego przerzutnika. Ale stan gi się zmienia! Na który więc stan g f za35

reaguje drugi przerzutnik — poprzedni (ten bezpośrednio przed zboczem), czy następny (ten bezpośrednio po zboczu)? Pytanie jest bardziej złożone niż odpowiedź. Wszystkie przerzutniki synchroniczne działają z pewnym opóźnieniem o)

g

O)

c) Rys. wości przez osiem: a) schemat

blokowy układu; b) kolejność zmian stanu przerzutników; c) schemat układu

(nie jest to nic szczególnego, w bramkach też przejście sygnału z wejścia na wyjście zajmuje pewien czas). Wymagane jest więc, aby wartość sygnału wejściowego została ustalona trochę przed przerzutnik), natomiast wartość na wyjściu zmienia się trochę po (rys. 2.26). Dzięki temu, w chwili pojawienia się zbocza sygnału zegarowego wszystkie przerzutniki układu zmienią swój stan w sposób wyznaczony przez funkcje wzbudzeń obliczone dla poprzednich (tych bezpośrednio przed zboczem) stanów przerzutników.

Na koniec uwaga terminologiczna. Układy sekwencyjne, których działanie układów jest taktowane synchrowspólnym sygnałem zegarowym, noszą nazwę nicznych.

Rys.

niko

w przerzutniku synchronicznym

pewne w działaniu. Układy synchroniczne budujemy z przerzutników synchronicznych. Układy, w których nie ma wyróżnionego sygnału zegarowego, a stan może zmieniać się bezpośrednio pod wpływem zmian różnych sygnałów wejścioukładów wych, noszą asynchronicznych. nazwę

3 A

W pop chodzą

cyfrowego. biezącym rozdziale zaJmiemy się operacJami arytmetycznymi n ciągach bitów, traktowanych jako liczby dwójkowe. Celem tęj analizy będ przedstawienie podstaw matematycznych niezbędnych do zrozumienia zasad

prowadzenia obłiczen przez mikroprocesor, co z kolei jest niezbędne do nabyci umiejętności programov'ania mikrokomputera na poziomie rozkazów maszy wych (tzn. operacji podstawowych mikroprocesora). 3.1

Dodawanie liczb dwójkowych. Surnator Jak pamięt;imy z podrozdz. 2.l, dełmicja liczby dwójkowej jest bardzo podobna do dełmicii liczby dziesiętnej. Można więc oczekiwać, że również algorytmy dodawama liczb będą w obydwu zapisach podobne (algorytmy, czyli sposoby; ałgoFytinenl

istocie. Przypomnijmy algorytm dodawania liczb dziesiętnych. Na przykład: przeniesienie 359 + 432

791

Dodawanie przebiega w tylu krokach, ile cyfr ma dłuższa liczba. W każdym ku dodajemy po jednej cyfrze z każdej liczby, poczynając od cyfr najmniej czących„a na najbardziej znaczących kończąc. Wynikiem dodania dwóch cyf kolejnym kroku są dv:ie nowe cyfry: jedna cyłra wyniku i jedna cyfra przenie nia, która zostanie w następnym kroku dodana do cyfr znajdujących się na stępnej, bardziej znaczącej pozycji (tzn. do cyfr stojących z lewej strony). Wbr pozorom przeniesienie występuje v każdym kroku, tyle że czasem może być

równe zeru i wówczas nie ma powodu, aby się nim dalej zajmować. Tak więc w istocie w każdym kroku są dodawane trzy cyfry: po jednej cyfrze każdego ze składników oraz cyfra przeniesienia z poprzedniego kroku. Produktem każdego kroku są dwie nowe cyfry: jedna cyfra wyniku i cyfra przeniesienia. Hipotetyczny schemat układu dodającego, realizującego opisany algorytm, jest przedstawiony na rys. 3.1. bt at

bZ aZ

st

Sp

Rys. 3.1.

Algorytm dodawania liczb w zapisie dwójkowym jest dokładnie taki sam.

Tyle, że inne są reguły obliczania wyniku i przeniesienia z dodawania cyfr dwójkowych. To znaczy, ogólny schemat układu (rys. 3.1) pozostaje bez zmian, zmienia się natomiast wnętrze poszczególnych bloczków. Reguły dodawania cyfr dwójkowych najłatwiej przedstawić w postaci tabelek podających wartość cyfry wyniku i cyfry przeniesienia dla wszystkich wartości argumentów (składników). ab

5

c+- przeniesienie do następnej pozycji

Rys.

Jak możemy się przekonać na podstawie rys. 3.2, tabelki te to nic innego jak nasze znajome: tablice Karnaugha opisujące działanie pojedynczego bloczku sumatora. Skoro mamy tablice, to nie pozostaje nam nic innego, jak wypisać funkcje logiczne: s = abc+ abc+ abc abc+ c = ab+ ac+ bc

Minimalizacja wydaje się niemożliwa, co jednak nie jest prawdą. Trzeba tylko zastosować kilka chytrych chwytów. Po pierwsze, wyciągamy przed nawias: cs = (ab + ab) + c (ab + ab) Po drugie zauważamy, że wyrażenie w pierwszym nawiasie jest negacją wyrażenia w drugim nawiasie: ab + ab = ab ab = (a + b) (a + b) = aa + ab +

C+

co daje nam:

c(ab+ ab)+ c(ab+ ab) s=

Po trzecie idziemy do sklepu i stwierdzamy, że można tam kupić gotowe układy scalone realizujące operację dwuargumentową: a(& b = ab+ ab

różnicą symetryczną nazywaną przeniesienie zminimalizować się nie da, od razu więc rysujemy układ (rys. 3.3).

c+

Rys.

Nowy symbol graficzny widoczny na tym rysunku oznacza element (bramkę) różnicy symetrycznej. Dla przykładu dodajmy przy użyciu naszego sumatora

dwie liczby dwójkowe:

101 ~ przeniesienia 0101 + 1010

Przy okazji projektowania układu sumatora zwróćmy uwagę na dość oczywisty fakt, że każdy konkretny sumator składa się z określonej liczby bloczków i w związku z tym jest przystosowany do dodawania liczb o ściśle określonej długoś-

ci, to znaczy ściśle określonej liczbie cyfr (bitów). Podobne ograniczenie dotyczy układów logicznych realizujących inne operacje wewnątrz mikroprocesora. Z reguły wszystkie układy mikroprocesora są przystosowane do operowania na licz-

bach, czy mówiąc ogólniej na słowach dwójkowych, o tej samej długości. Tę wspólną długość długością słowa mikroprocesora. nazywamy syntetycznym parametrem charakteryzującym możliwości mikroprocesora.

Obecnie dominującą pozycję na rynku zajmują mikroprocesory 8-bitowe. Dostępne są również, choć po wyższej cenie, mikroprocesory 16-bitowe. Nowością, obecną na rynku (niestety nie polskim) od niedawna są mikroprocesory 32-bitowe. Dodajmy jednak od razu, że długość słowa równa 32 bity jest typowa raczej dla dużych komputerów (np. typu JSEMC czy, jak się je czasem nazywa, RIAD) i że w odniesieniu do tych przyrządów przedrostek „mikro" budzi niewłaściwe skojarzenia. Słowo 8-bitowe okazało się tak praktyczną jednostką danych przetwarzanych przez komputery, że wszystkie mikro i nie-mikro komputery mają możliwość przetwarzania takich właśnie słów. Słowo 8-bitowe jest nabajtem. zywane 40

3.2

Odejmowanie i liczby ujemne. Zapis w kodzie uzupełnień do

Po dodawaniu wypada zająć się odejmowaniem, jednak przedtem musimy roz-

wiązać problem zapisywania liczb ujemnych. W zapisie dziesiętnym znak lic oznaczamy dodatkowym symbolem + lub —. Oznacza to, że do zapisu liczb z znakiem potrzebujemy nie 10 symboli (cyfr), lecz 12! A w zapisie dwójkowym mamy tylko 2 symbole: 0 i 1.

Pierwsza propozycja. liczby. 0 na tej pozycji oznacza liczbę dodatnią, 1 ujemną. Na przykład: 0100 =+ 4 1100=-4

Zapis tego typu, nazywamy zapisem w kodzie znak-moduł, okazał się niepraktyczny w realizacji z uwagi na skomplikowanie operacji arytmetycznych. Na przykład dodawanie. Niby proste, a jednak nigdy nie wiadomo z góry, czy dod wanie jest dodawaniem, czy odejmowaniem. Bo jeżeli znaki argumentów są t same, to wartości trzeba dodać, a jeżeli różne, to odjąć i to jeszcze albo pierwszy składnik od drugiego, albo drugi od pierwszego. Na domiar złego, jeżeli po odję ciu wyjdzie zero, to może to być albo+0 (0000) albo — 0 (1000). Stanowczo z skomplikowane dla durnego mikroprocesora.

Druga propozycja skomplikować zapis. W naturalnym zapisie dwójkowym wagi kolejnych p n-bitowej liczby: b -i...bibo

wynoszą (licząc od prawej strony): 2ii = 1, 2i = 2, ..., 2~i

To znaczy, wartość liczby jest dana wzorem: n — I

w = 2'bi i=o

n — podrozdz. 2.1). Zauważmy przy tym, że suma wag pozycji od 0 (por. o 1 mniejsza od wagi pozycji najbardziej znaczącej (n — 1). Na przyk czterobitowych kolejne wagi wynoszą:

1, 2, 4, 8

i suma wag 1 + 2 + 4 = 7 jest o 1 mniejsza od wagi 8. Skoro tak, to możem

gulować znak liczby znakiem najbardziej znaczącego bitu. Jeżeli umó że waga najbardziej znaczącego bitu wynosi nie 2 -i, ale — 2 -i, to wsz

by zaczynające się od 0 będą dodatnie, a liczby zaczynające się od 1 będą ujemne. Wartość n-bitowej liczby bn-ibn-2...bibo

n

w 1=0

Na przykład, dla liczb czterobitowych: 0000 = 0

0001 = 1 0010 = 2 0111 = 7

1000 = -8 1001 =-7

1010 = -6

( — 8+ 0) (-8+ 1) ( — 8+2)

1111 =-1 (-8+ 7)

W pierwszej chwili zapis ten może wydać się dziwaczny, zwłaszcza w części d tyczącej liczb ujemnych, jednak jego zalety okazały się przygniatające. Arytmetyka wszystkich mikroprocesorów jest oparta na tym właśnie zapisie, nazywa-

nym zapisem w kodzie uzupełnień do 2 — w skrócie U2; skrótowe oznaczenie naturalnego kodu dwójkowego (binarnego) ma postać NB.

Podsumujmy zalety zapisu uzupełnień do dwu. Po pierwsze, nie ma problemu podwójnego zera. Po drugie, zwykły sumator wykonuje poprawnie operację dodawania niezależnie od znaków argumentów. Sprawdźmy. Dodawanie wykonujemy według algorytmu opisanego w poprzednim podrozdziale, nie przejmu-

jąc się wagami pozycji:

0010 (= 2) + 0011 (= 3)

0010 (= 2) + 1101 (= — 3)

0101 (= 5)

1111 (= — 1)

1110 (= — 2) + 0011 (= 3)

1110 (= — 2) + 1101 (= — 3)

0001 (= 1) 1011 (= — 5) (przeniesienie z najbardziej znaczącej pozycji zaniedbujemy) Jak widać, wszystko się zgadza. I trzecia zaleta: łatwo zrealizować odejmowanie. Zanim podamy algorytm odejmowania, znów nieco teorii. Dana jest liczba X (nieważne w jakim zapisie). Mamy ją odjąć od liczby Y, czyli obliczyć Y — X. Zamiast tego możemy wykonać dodawanie Y+ (-X). Co to jest właściwie liczba — X? Z definicji, jest to taka liczba, która spełnia równanie: (3 1)

X+( — X) =0

Zauważmy teraz, że jeżeli zanegujemy dowolną liczbę X w zapisie ł)2, to znaczy zamienimy wszystkie 0 na 1 i wszystkie 1 na 0, a następnie dodamy tak otrzy maną liczbę X do początkowej liczby X, to w wyniku otrzymamy ciąg samych jedynek. Na przykład: X= 0011

-Y= 1]0]

X= 1100

4 =00]0

1111

Illl

A więc:

Jeżeli teraz do obydwu stron równości dodamy I (zaniedbując przeniesienie z najbardziej znaczącej pozycji), to otrzymamy: X+ Y+] =0

Grupując składniki: X+ (X+ 1) = 0

(3.2)

i porównując z (3.1) otrzymujemy:

(3 3) — A'= A'+ 1

A zatem, aby odjąć dwie hczby, należy najpierw zanegować odjemnik i dodać do niego 1, po czym dodać wynik do odjemnej. Sprawdźmy:

0010 (= 2) ) 0010 -0011 (= 3) + 1101 1111 (= — 1) 0010 (= 2)

— 1101 (= — 3)

00]0 + 0011 0]01

1110 (=-2) ) ] ] 10

— 0011 (= 3) + ]101

] 0]1 (= — 5) 1110 (= — 2) — 1101 (= — 3)

Zgadza się. Schemat b]okowy arytmometru dwudziałaniowego jest pokazany na rys. 3.4. Podwójnymi liniami są tam pokazane drogi przepływu nic pojedynczych sygnałów (bitów), lecz całych słów (np. 3 = a.-i...aiao). mamy też zagadkę: dlaczego układ negacji sterowanej (YS) oznaczy]iśmy takim właśnie symbolem, a nie innym? 43

Myślisz pewnie Łzytetntku, że teraz zaczniemy rozrysowywać arytmometr n

bramki. Nic z tych rzeczy. Gdybyś w poprzednim podrozdziale posłuchał n rady i poszedł rozejrzeć się w sklepie, to odkryłbyś, że można tam kupić goto

(scalone) układy arytmetyczne, nie ma więc potrzeby składać ich z bramek.

Zresztą, układy arytmetyczne nie są nam na nic potrzebne; operacje arytmet ne wykona mikroprocesor, którego nie zamierzamy przecież budować, tylko ku pić i używać.

Rys. mowanie)

Na zakończenie powróćmy do odejmowania liczb bez znaku w naturalnym zapisie dwójkowym (są to właściwie liczby dodatnie, ale ponieważ w tym zapisie nie ma ujemnych, więc zwyczajowo mówi się tu o liczbach bez znaku). Działanie jest wykonalne, jeżeli odejmiemy liczbę mniejszą od większej. Ale jak je wykonać? Zauważmy na wstępie, że równość (3.2) obowiązuje również w tym zapisie. A zatem, aby odjąć dwie liczby dwójkowe bez znaku, możemy postąpić dokładnie tak samo, jak przy odejmowaniu liczb w zapisie U2, na przykład: 1101 (= 13) — 1010 (= 10)

1101 + 0110

0011 (= 3)

Wynik ten nie powinien być zaskoczeniem, przecież zapis U2 w części dotycz cej liczb dodatnich jest identyczny z naturalnym zapisem dwójkowym. Liczbę dwójkową o wartości X+ 1 nazywamy uzupełnieniem liczby X. Nie możemy

nazwać liczbą „minus X", bo naturalny zapis dwójkowy odnosi się tylko do liczb

naturalnych i pojęcie liczby ujemnej jest w tym zapisie niezdefiniowane. 3.3 Nadmiar

W podrozdziale 3.1 zwróciliśmy uwagę na fakt, że wszystkie operacje procesor wykonuje na liczbach (słowach) o określonej długości. Ten prosty i oczywisty fakt jest źródłem poważnych komplikacji przy wykonywaniu działań arytmetycznych. W szkolnej arytmetyce działania dodawania i odejmowania są wykonalne zawsze. To znaczy, dla każdej pary liczb istnieje liczba będąca sumą

i istnieje liczba będąca różnicą składników pary. Przy ograniczeniu długości słowa użytego do zapisu liczb mogą pojawić się sytuacje, gdy albo sumy, albo różnicy nie ma jak w tak ograniczonym słowie zapisać, w związku z czym wynik operacji jest błędny. Na określenie takich sytuacji używamy słowa nadmiar. Istotne jest podkreślenie, że warunki wystąpienia nadmiaru są w różnych zapisach liczb różne.

Rozważmy na wstępie naturalny zapis dwójkowy, ograniczony do liczb 4-bitowych i spróbujmy dodać dwie liczby: sześć (0110) i dziesięć (1010). Poprawny wynik — szesnaście (10000) — jest liczbą pięciobitową i obcięcie tej liczby do czterech bitów prowadzi do powstania wartości błędnej (0000): 0110 + 1010

1 ~ 0000 4-bitowa suma

przeniesienie z najbardziej znaczącej pozycji

Nadmiar powstający przy dodawaniu liczb w naturalnym zapisie dwójkowym ma więc prostą interpretację: suma jest tak duża, że nie mieści się w słowie użytym do zapisu liczby. Przeniesienie z najbardziej znaczącej pozycji jest nadmiarowym bitem sumy, którego nie ma gdzie zapisać. Jeżeli do zapisu liczb używamy bn — słów I...bibo), 4-bitowych (liczba ma postać nie z najbardziej znaczącej pozycji przez c., a sygnał nadmiaru przez V, otrzymujemy zależność:

cn V=

Inaczej wygląda sytuacja przy odejmowaniu liczb w naturalnym zapisie dwójkowym. Przypomnijmy, że nie ma tu liczb ujemnych, odejmowanie pole na dodaniu uzupełnienia odjemnika i jest wykonalne tylko wtedy, gdy odjemnik

jest mniejszy lub równy odjemnej. Spróbujmy odjąć dwie liczby spełniające t warunki, na przykład sześć od dziesięciu: 1010 (= 10)

1010 (uzupełnienie 6) 1 0100

wynik

przeniesienie (zaniedbywane)

Pomimo wystąpienia przeniesienia z najbardziej znaczącej pozycji 4-bitowy wynik jest poprawny. Odejmujemy teraz odwrotnie — dziesięć od sześciu: 0110 (= 6)

0110 (uzupełnienie 10) (3.4)

0~ 1100

wynik

brak przeniesienia, tzn. przeniesienie równe zeru 45

Mimo braku przeniesienia wynik jest błędny, co zresztą n gdyż poprawnego wyniku ( — 4) nie ma jak w naturalnym razić. Otrzymane w przykładzie wyniki nie są przypadkowe. P liczb w naturalnym zapisie dwójkowym wystąpienie przen

prawidłowości wyniku. Nadmiar możemy tu opisać wzorem: cn V=

W praktyce użytkowania (tzn. programowania) mikrokomputeró

„nadmiar" jest rzadko używany w odniesieniu do działań w na dwójkowym. Dzieje się tak za sprawą literatury firmowej (opis rej jest używany termin przeniesienie (dla dodawania) i pożycz nia). Pierwsza nazwa jest oczywista, drugą należy rozumieć kim słowo to jest używane przy odejmowaniu liczb dziesiętny 1 12 pożyczka ze starszej pozycji

22

9

I3

Aby odjąć mmeą znaczące cyfry, musimy pożyczyć 1 od st życzona jedynka ma wagę 10, stąd na mniej znaczącej pozyc 12, a na starszej zostaje 1. Wróćmy do przykładu (3.4). Gdyby

bą 5-bitową: 10110 i tym samym byłoby skąd pożyczyć, byłby poprawny, gdyż 10110 jest dwójkowym zapisem lic dwadzieścia dwa minus dziesięć jest równe dwanaście: 10110 (= 22)

10110 (5-bitowe uzupełnienie 10) 1 ~ 01100 (=12)

Działania w zapisie U2 rządzą się innymi prawami. Przede w

określający nadmiar jest taki sam dla obydwu działań. Wyp ru byłoby zbyt trudne, dlatego podamy go od razu w postaci

jąc następnie jego poprawność na kilku przykładach. Nad gdy przeniesienia z dwóch najbardziej znaczących pozycji (3.5) V= cn Qfcn-I

A oto przykłady działań, w których uzyskamy wynik poprawny równe

'0000

»EĘ 0010 + 1101

1111

równe

(przeniesienia)

1100 (przeniesienia)

(= 2) (=-3)

1110 (= — 2) + 1101 (= — 3)

(=-1)

1011 (= — 5)

i działań, w których wystąpi nadmiar: różne

różne

0110

' 1000

0011

+ 0110 1001

(przeniesienia)

(przeniesienia)

1101

(= 3) (= 6)

+ 1010

(=-I)

0111

Wszystkie przykłady pokazują działanie dodawania, gdyż odejmowanie nie ma w zapisie U2 żadnej specyfiki: odjąć liczbę X znaczy to samo, co dodać liczbę †Stąd działanie: 2 — 3 można traktować. albo jako dodawanie 2 + ( — 3')„al odejmowanie 2 — (3). Zapamiętanie wzoru (3.~) nie jest istotne. Ważne jest natomiast zapamiętanie, że w zapisie U2 wartość przeniesienia z nąjbardziej znaczącej pozycji nie ma związku z nadmiarem. Ani wystąpienie przeniesienia nie świadczy o wystąpieniu nadmiaru, ani brak przeniesienia (tzn, wartość 0) o poprawności wyniku. 3.4

Przesunięcia arytmetyczne

Mnożenie i dzielenie są działaniami skomplikowanymi, n ie realizowanymi

wprost przez najpopularniejsze mikroprocesory 8-bitov, e. Wyjątek stanow operacje mnożenia i dzielenia przez dwa, które mogą być zrealizowane przez proste operacje logiczne. Wartość 2 nie jest tu oczywiście przypadkowa. Wyjątkowość mnożenia i dzielenia przez 2 v;ynika z faktu, żc 2 j-st podstawą rlwójko-

wego systemu liczenia. W zapisie dziesiętnym taką wyjątkową liczbą jest 10. Jak realizujemy mnożenie liczby dziesiętnej, na przykład 123, przez 10? Przez dopisanie z prawej strony zera: 1230. A jak reahzujemy dzielenie przez 10? Przez wymazanie tego zera: 123. Przytoczone odpowiedzi są poprawne, niewiele nam jednak dają. Aby wniknąć głębiej w istotę problemu, musimy zapis,ić liczby z przecinkiem oddzielającym część całkowitą od ułamkowej. Ułamek nie jest nam na nic potrzebny, potrzebny jest natomiast przecinek jako pewie i stały punkt odniesienia. Jak teraz realizujemy >nnożenie przez 10? 123„00 ~ 1230,0

przesunięcie w Przez nie przez 10? 1230,0 ~ 123,00 przesunięcie w prawo. Przez

W naturąlnym zapisie dwójkowym jest całkiem podobnie. Jeżeli zapisujemy

liczby całkowite w słowie o określonej długości (w praktyce 8 bitów. w naszych przykładach 4 bity), to oznacza to, że przecinek jest zlokalizowany bezpośrednio 47

za najmniej znaczącym bitem. Części ułamkowej nie ma, czyli jest równa z

Przesunięcie liczby w lewo jest równoznaczne z pomnożeniem jej prz sunięcie w prawo z podzieleniem przez 2:

(2 =) 0010 0100 (= 4) mnożenie przez 2 (4=) ' 0100 ~ 0010 (=2) dzielenie przez 2

Obecność liczb ujemnych w zapisie U2 znacznie komplikuje sytuacj my od mnożenia przez 2 (przesunięcie w lewo), gdyż tu komplikacje są Jeżeli w wyniku przesunięcia znak liczby (najbardziej znaczący bit) nie zmianie, to przesunięcie w lewo poprawnie realizuje mnożenie przez 2: (2=) 0010 ~ 0100 (=4) (-2 =) 1110 ~ 1100 (=-4)

Jeżeli natomiast znak liczby zmieni się: (4 =) 0100 ~ 1000 (=-8)? (-6 =) 1010 ~- 0100 (= 4)?

to oznacza to wystąpienie nadmiaru i wynik jest błędny. Zauważmy, że zmiana

znaku liczby oznacza, że przeniesienia wychodzące z dwóch najbardz cych pozycji były różne. A zatem wzór (3.5) określający nadmiar w zapi

pozostaje w mocy. Podkreślmy, że wystąpienie nadmiaru nie wynika z fak przesunięcie niedostatecznie dobrze realizuje mnożenie przez 2. Nadmia ka po prostu z tego, że mnożąc przez 2 zwiększyliśmy wartość liczby t

że przekroczyła ona zakres liczb możliwych do wyrażenia w ogranicz

słowie.

Po ostatnim wyjaśnieniu mamy prawo oczekiwać, że operacja przesu

prawo zawsze da wynik poprawny w postaci wartości liczby podzielonej prz

Dzielenie zmniejsza przecież wartość liczby i nigdy nie może prowa stąpienia nadmiaru. Nasz optymizm jest nieco przedwczesny. Przesu prawo liczby dodatniej jest rzeczywiście zawsze równoważne dzieleniu na przykład: (6 =) 0110 0011 (= 3) A przesunięcie liczby ujemnej? (-6 =) 1010 — 0101 (= 5)?

Zawsze doprowadzi do zmiany znaku. Dlaczego? Winę ponosi błąd w m przesuwania liczby. Liczba — 6 zapisana przy użyciu 5 bitów ma postać: 11010

a przy użyciu 6 bitów: 111010

Przesuwając liczbę ujemną w prawo, musimy więc na najbardziej zn

cję dopisywać 1, a nie 0:

(-6 =) 1010 1101 (= -3)

Teraz zawsze otrzymamy wynik poprawny. (Przy okazji; zorientowałeś się zapewne sam, Czytelniku, że jeżeli chcesz zapisać n-bitową liczbę w kodzie U2 w słowie m-bitowym (m > n), mych jak bit najbardziej znaczący?)

Podsumujmy. Mnożenie arytmetycznym prze- przez dwa (nazywane inaczej

sunięciem w lewo) niem 0 na najmniej znaczącej pozycji. W razie przekroczenia zakresu liczb może pojawić się nadmiar. Dzielenie przez dwa (nazywane inaczej arytmetycznym przesunięciem w prawo) leniem na najbardziej znaczącej pozycji takiego bitu, jaki się tam przed przesunięciem znajdował. Operacja jest zawsze możliwa do wykonania. Ostatnia uwaga. Przy przesuwaniu w prawo (dzieleniu) może nastąpić utrata

dokładności, na przykład:

(7=) 0111 ~ 0011 (=3)

Wynika to z faktu operowania wyłącznie na liczbach całkowitych, które nie mogą dokładnie opisać wartości 3'/~ (która powinna wystąpić w przykładzie). Aby dokładnie wyznaczyć wynik dzielenia, należałoby wartość wysuwanego (gubionego) najmniej znaczącego bitu zapamiętać i traktować jako część ułamkową liczby: 0011,1

Zgodnie z logiką zapisu dwójkowego waga tej nowej pozycji wynosi 2-> = '/z. Wynik uwzględniający część ułamkową jest zawsze całkowicie dokładny. 3.5

Zapis szesnastkowy. Operacje w kodzie BCD

W rozdziale 2 włożyliśmy wiele wysiłku w uzasadnienie faktu używania w mi--' krokomputerze dwójkowego, a nie dziesiętnego zapisu liczb i przekonanie Czy'telnika, że tak jest dobrze i nie może być lepiej. Teraz jednak zwrócimy uwagę

na pewną niezręczność tej sytuacji. Niezręczność wynika z faktu, że jakkolwiek komputer liczy w układzie dwójkowym, to człowiek nie. W związku z tym, na

styku człowiek — maszyna konieczna jest konwersja liczb i to dwukrot wejściowe muszą być zamienione z postaci dziesiętnej (używanej przez ka) na postać dwójkową (używaną przez maszynę), a dane wyjściowe (wyniki) muszą być zamienione z postaci dwójkowej na dziesiętną. Jak zwykle przy v spółpracy dwóch istot, wynika problem, kto ma tę konwersję robić i jak. Możliwości jest wiele.

1. Konv ersję wykonuje w całości człowiek. To znaczy ręcznie, na kartce papieru, przelicza liczby dziesiętne na dwójkowe i odwrotnie. To rozwiązanie jest tak niewygodne, a ręczne operacje na ciągach bitów tak podatne na błąd, że w praktyce prawie nigdy nie jest stosowane.

2. Konwersję wykonuje w całości mikrokomputer. To znaczy odpowiedni program wczytuje kolejne cyfry dziesiętne liczby i oblicza jej wartość zapisaną w kodzie dwójkowym. Podobnie przy wyprowadzaniu wyników, odpowiedni program analizuje liczbę dwójkową i produkuje cyfry dziesiętne składające się na jej zapis dziesiętny. To rozwiązanie jest najprzyjemniejsze, toteż jest powszechnie stosowane w systemach dużych, średnich i niewielkich. W systemach bardzo ma-

łych j=st nieosiągalne ze względu na skomphkowaną postać i duży rozmiar programów konwersji dziesiętno-dwójkowej i dwójkowo-dziesiętnej. 3. Kompromisowym rozwiązaniem jest przyjęcie „pośredniej" metody zapisu liczb, już możliwej do zaakceptowania przez człowieka i jeszcze przyswajalnej dla mikrokomputera. Przykładem takiego zapisu może być zapis szesnastkowy. % zapisie szesnastkowym szesr.astu cyfr: 0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, A, B, C, D, E, F a wartość liczby n-cyfrowej: h. >...błaho obliczamy jako: 1 6~hz

Zaletą zapisu szesnastkowego jest krótki zapis liczb oraz bardzo łatwa konwersja na zapis dwójkowy i odwrotnie. Ponieważ 16 = 2', więc przy przejściu z jednego zapisu na drugi kodujemy oddzielnie każdą cyfrę przy użyciu 4 bitów, np.: 7AC3ie = 0111'1010'1100'0011 1001'0110 = 96. e

Dodatkową zaletą zapisu szesnastkowego jest równy podział 8-bitowego bajtu na dwie cyfry szesnastkowe. Pewną wadą jest natomiast użycie sześciu cyfr: A, 3, C, D, E, F, nieznanych w zapisie dziesiętnym. Na ogół dość trudno przyzwyczaić się do nich i od pierwszego rzutu oka rozpoznać, jakie wartości reprezentują. Nie mamy jednak żadnego wyboru — zapis szesnastkowy jest w literaturze mikroprocesorologicznej używany powszechnie.

W dotychczasowych próbach uzgodnienia systemów liczenia między czło-

wiekiem i maszyną każdy pozostawał przy swoim, a problem sprowadzał się do znalezienia sposobu konwersji. Możliwa jest jednak inna droga: słabszy (tzn. komputer) zostanie zmuszony do liczenia w systemie zapisu partnera (tzn. człowieka), czyli w zapisie dziesiętnym. Każda cyfra dziesiętna zostaje tu zakodowana osobno przy użyciu 4 bitów, a operacje muszą być tak prowadzone, aby nie naruszyć tej zasady. To znaczy kolejne czwórki bitów wyniku określają kolejne cyfry dziesiętne. Taki kombinowany zapis liczb nosi nazwę zapisu dwójkowo-dziesiętnego Na przykład: 134910 = 0001'0011'0100'1001 1001'0110 = 96io

Podkreślmy od razu zupełną odmienność zapisu BCD od omawianego poprzed-

nio zapisu szesnastkowego. Zapis szesnastkowy może być uważany za skróconą

formę zapisu dwójkowego, wygodniejszą dla człowieka i rozwijaną na zapis dwójkowy przed rozpoczęciem obliczeń przez mikroprocesor. Wszystkie operacje mikroprocesora są wykonywane w zapisie dwójkowym. Przy użyciu za

BCD wewnętrzne operacje mikroprocesora są prowadzone w tym kodzie, co wymaga wprowadzenia zmian w jednostce arytmetycznej mikroprocesora. Zapis dwójkowo-dziesiętny ma z pozoru same zalety, jednak budowa mikro procesora działającego w tym systemie liczenia jest nieopłacalna z uwagi na je nadmiarowość. Spośród wszystkich 16 kombinacji czterech bitów wykorzysta-

nych jest tylko 10 pierwszych: 0000,...,1001. Pozostałe: 1010,...,1111 nie m sensu i nie są używane. Na przykład:

1010'1111 — zapis błędny

W rezultacie część bitów słowa użytego do zapisu liczb zostaje zmarnowana: w

8-bitowym bajcie można w zapisie dwójkowym zapisywać liczby z zakresu 0...255 (zapis naturalny) lub — 128...+127 (zapis U2), podczas gdy w zapisie B tylko liczby z zakresu 0...99. Zakres liczb jest więc przeszło dwukrotnie wężs Stosowanie zapisu BCD ma więc sens tylko w tych zastosowaniach, w których przewiduje się dużą liczbę wprowadzania i wyprowadzania danych (duży zys braku konwersjii) i stosunkowo proste przetwarzanie (małe straty z powodu nieekonomicznego zapisu).

W praktyce okazuje się, że przystosowanie standardowego arytmometru

dwójkowego (takiego jak opisany w podroz. 3.1 i 3.2) do dodawania w zapis BCD jest dość proste. Ponieważ w jednym bajcie są tu umieszczone dwie odr ne cyfry dziesiętne, należy wprowadzić przeniesienie pomocnicze pomiędzy c frami i zmodyfikować przeniesienie wychodzące z najbardziej znaczącej pozyc bajtu. To znaczy, dla dodania dwóch liczb zapisanych w kodzie BCD (w 8-bitowych słowach) należy wykonać „normalne" dodawanie dwójkowe tyc słów z dodatkowym zapamiętaniem przeniesienia pomocniczego z pozycji 3 do 75543210

Rys. 3.5. Pomocnicze przeniesienia przy dodawaniu (Przeniesienie) (Przeniesienie BCD pomocnicze)

(rys.,3.5). Po wykonaniu operacji dodawania dokonujemy korekcji wyniku zgo nie z regułą:

1. Jeżeli cztery mniej znaczące bity wyniku zawierają liczbę większą od 9

(tzn.: 1010...1111) lub dodatkowe przeniesienie (AC) ma wartość 1, to do wart ci wyniku jest dodawana liczba 6 (0110).

2. Jeżeli cztery bardziej znaczące bity wyniku zawierają liczbę większą od 9 lub przeniesienie (to normalne, z najbardziej znaczącej pozycji) ma wartość 1, to do wartości wyniku jest dodawana liczba 60 (01100000). Uwaga! Przeniesienie powstałe z dodawania korekcyjnego nie zastępuje, lecz

sumuje się logicznie z przeniesieniem powstałym w wyniku poprzedzającej operacji dodawania dwójkowego.

Sekwencja operacji dodawania i korekcji zapewnia poprawną realizację dodawania liczb BCD. Przykłady: 0010 0001 (= 21) + 0110 0111 (= 67)

wynik nie wymaga korekcji

1000 1000 (= 88) 00

0010 0101 (= 25) + 0110 0111 (= 67) 1000 1100 ?

korekcja: 1000 1100 + 0000 0110

1001 00ł0 (=92) OK! 00

0010 1001 + 0110 0111

(= 29) (= 67)

1001 0000

korekcja: 1001 0000 + 0000 0110

1001 0110 (= 96) OK! 01

1000 1000 + 1001 1001 0010 0001

(= 88) (= 99) '7

korekcja: 0010 0001 + 0110 0110

1000 0111 (= 87) OK! tI

przeniesienia operacji dodawania z korekcją

4

Technika systemów cyf rowych

Po opanowaniu podstaw matematycznych, w bieżącym rozdziale przejdziemy do zagadnień technicznych, zapoznając się z konkretnymi układami scalonymi wykorzystywanymi przy konstruowaniu systemów mikroprocesorowych. Przedstawione zostaną również pewne techniki łączenia bloków funkcjonalnych wchodzących w skład mikrokomputera. 4.1

Układy TTL małego stopnia scalenia

W podrozdziale 2.2 została szkicowo przedstawiona zasada realizacji bramk logicznej. Praktyczne rozwiązania bramek różnią się od układu pokazanego n rys. 2.2 tak znacznie, że nawet nie warto przewracać kartek dla obejrzenia rysunku. Bramki, z którymi zetkniemy się przy budowie mikrokomputera, wykonane technice TTL. jako układy scalone z tranzystorami bipolarnymi, w Schemat ideowy najprostszej bramki, inwertera, jest przedstawiony na rys. 4.1. Elementy wchodzące w skład układu scalonego są obwiedzione linią przerywaną. Ponieważ kolektor tranzystora wyjściowego T~ wewnątrz kolektootwartym układu, bramki tego typu są nazywane bramkami z rem. zewnętrznego rezystora Ro, którego wartość można zawile obliczać, ale który na ogół przyjmuje się ok. 1kB. Działanie bramki z rys. 4.1 jest następujące. Tranzystory Ti

obwodu wejściowego, kształtującego odpowiednie parametry elektryczne bramki. Prąd płynący ze źródła zasilania U, przez rezystor Ri może popłynąć albo przez emiter tranzystora Ti rozumieć w sensie sygnału logicznego, a nie elektrycznego) albo przez kolektor

do bazy tranzystora T~. T~ napięcie (bliskie U.), to cały prąd z rezystora Ri wpłynie do bazy tranzystora powodując przewodzenie tego tranzystora. Jeżeli natomiast na wejście x podamy 53

logiczne 0, to znaczy napięcie bliskie OV, to cały prąd z rezystora Rt popłynie tą Tz drogą, pozostawiając tranzystor logiczną bramki — negację — realizuje tranzystor T3. Tz tranzystor T3 zwarcia. Napięcie wyjściowe spada do OV, co odpowiada logicznemu zeru, y = 0. Przy wartości wejścia x = 0 tranzystor T T3 tranzystora wyjściowe jest bliskie U,, co odpowiada stanowi y = l. tac='sv

c

rozradowania

Rys. 4.1.

Rys. 4.2.

UCY7405

Analizując pracę bramki z rys. 4.1 pominęliśmy całkowicie parametry czasowe układu. W rzeczywistości nic nie dzieje się natychmiast. Zwłaszcza zmiana napięcia na wyjściu bramki w następstwie zmiany sygnału na jej wejściu wymaga pewnego czasu. Jest to rezultatem istnienia w układzie szkodliwych pojemności pasożytniczych, które muszą być ładowane. lub rozładowane przy zmianie stanu

wyjścia (rys. 4.2). Czas ładowania i rozładowania zależy ocl pojemności (C), prądu (I) oraz skoku napięcia (AU). Zakładając dla uproszczenia, że wartość prądu ładowania lub rozładowania jest stała, czas ten można wyrazić zależnością: C ztU

Jak stąd wynika, własności czasowe obwodu wyjściowego bramki z otwartym kolektorem są niesymetryczne: przy przejściu wyjścia ze stanu 1 do stanu 0 rozładowanie pojemności następuje przez tranzystor T3 mniej 16 mA), przy przejściu ze stanu 0 do stanu I ładowanie następuje przez rezystor Ro (prąd ładowania poniżej 5 mA). W rezultacie czas przełączania bramki

(rys. 4.3) ze stanu 1 do stanu 0 wynosi ok. 8 ns (1 ns = 10-ss), co jest wartością do przyjęcia, podczas gdy czas przełączania ze stanu 0 do stanu 1 przekracza 30 ns, co niekiedy jest źródłem kłopotów.

W rezultacie bramki z otwartym kolektorem są stosowane głównie do celów specjalnych, o czym później.

y=a b

Okoto 8ns Okoro 30ns

Rys. 4.3. z otwartym kołektorem funkcja NAND, układ UCY

Podstawowa bramka TTL jest zbudowana nieco inaczej (rys. 4.4). Wieloemi-

Ti terowy tranzystor ciowego, z tym jednak, że tranzystor Tt gicznego sygnałów wejściowych. Prąd z rezystora Ri może być odprowadzony przez każdy z emiterów a, b. nich pozostawia tranzystor T~ tości a = I i ó = 1 wprowadza tranzystor Tz

iT4 (a b = przewodzi bazy tranzystora T~, (y = 0). Tranzystor T~jest (a b = dzi który zwiera wyjście do rezystora R4 i poprzez niego do napięcia U, (y = I). Dzięki wprowadzeniu tranzystora T4 przełączania bramki prawie się wyrównują: 8 ns dla przełączenia wyjścia z 1 na 0 i 12 ns dla przełączenia z 0 na 1. Podstawowe parametry elektryczne układów TTL zostaną omówione w podrozdz. 4.3.

NAND Bramka dostępne są jednak również bramki realizujące inne funkcje logiczne, a przede wszystkim :

— NAND (negacja iloczynu), — NOR — NOT — AND — OR (suma),

— EXOR 55

W każdym układzie scalonym mieści się zwykle od 1 do 6 identycznych bramek. Liczba bramek zależy przede wszystkim od liczby wyprowadzeń. Układ ma

na ogół 14 nóżek, w tym 2 na masę (OV) i zasilanie (+ 5V). Pozostałych 12 jest przeznaczonych na wejścia i wyjścia bramek. Stąd w jednym układzie scalonym (w jednej kostce) mieści się albo 6 inwerterów (1 wejście i 1 wyjście w bramce) albo 4 dwuwejściowe NAND-y albo 2 czterowejściowe, albo 1 ośmiowejściowy NAND. niejsze przykłady polskich układów scalonych serii U( Y74 są zebrane w dodatku A. Dokładnie takie same układy TTL produkują niemal wszystkie firmy na świecie (oczywiście wszystkie te, które zajmują się produkcją elementów półprzewodnikowych). b)

a) O

0

O Vl

0 ś

ćU

Cl

~Działa od

zbocza Ą

~ Działa od

zbocza Ą

Rys. 4.5. a) przerzutnik D UCY7474, b) przerzutnik JK UCY7472

Oprócz bramek, w ramach serii układów TTL scalone zawierające elementy pamiętające, a wśród nich przerzutniki synchroniczne typu D i JK. Układy te różnią się od przerzutników omówionych w podrozdziale 2.6 obecnością dodatkowych wejść asynchronicznych (rys. 4.5). Wejścia te, oznaczone na rysunku (S i R) oddziałują na stan przerzutnika w sposób identyczny jak wejścia S, R przerzutnika asynchronicznego opisanego w podrozdziale 2.5. Znak negacji nad oznaczeniem wejścia jest użyty dla podkreślenia faktu, że wejście oddziałuje na stan przerzutnika w chwili pojawienia się na nim wartości 0. W typowych zastosowaniach wejścia asynchroniczne są używane do wstępnego ustawienia przerzutnika w pożądanym stanie, po czym dalsza praca przebiega z wykorzystaniem wejść synchronicznych. W razie konfliktu wejść synchronicznych (które np. chcą zapalić przerzutnik) i asynchronicznych (które go w tym samym czasie gaszą) wpływ wejść asynchronicznych przeważa nad wpływem wejść synchronicznych (rys. 4.6). Dla uporządkowania oznaczeń dodajmy, że w niektórych katalogach wejście zapalające (S) jest oznaczone jako PR a wejście zerujące (R) jako C. Wejście zegarowe nazywa się wtedy T.

Rys. przerzutnika UCY7474

Schemat podstawowej bramki, pokazany na rys. 4.4, jest o tyle istotny, że wszystkie układy TTL, niezależnie od wykonywanej funkcji, mają obwody wejściowe i wyjściowe wykonane w taki sam sposób. Znając schemat tych obwodów łatwiej zrozumieć takie „pozalogiczne" cechy układów TTL jak: 1. Stan 0 na wejściu układu jest to taki stan, w którym prąd z emitera tranzyTi stora wietrzu) nie spełnia tego warunku i znajduje się w stanie l. (Z uwagi na wrażliwość na zakłócenia nie zaleca się pozostawiania wejść w powietrzu. Dla podania wartości 1 lepiej dołączyć wejście przez rezystor 1 k9 do U,). 2. Zwarcie wyjścia układu do masy nie powoduje uszkodzenia układu, gdyż maksymalny prąd płynący w obwodzie jest ograniczony przez rezystor R~ i wynosi ok. 30 mA.

3. Zwarcie wyjścia układu do napięcia zasilania U, powoduje zniszczenie układu w chwili pojav lenia się na wyjściu wartości 0 (pali się tranzystor T>). 4. Zwarcie wyjść dwóch różnych układów, znajdujących się w różnych stanach, powoduje zniszczenie układu, którego wyjście jest w stanie 0 (j.w. pali się T;). tranzystor

4.2

Bloki f unkcjonalne Bramki i przerzutniki są elementarnymi cegiełkami, z których budujemy układy logiczne. Oprócz tych elementarnych kostek w skład serii układów TTL wchodzą układy realizujące bardziej złożone, a często używane funkcje. Układy te, nazywane blokami funkcjonalnymi, klasyfikowane są jako układy scalone średniego stopnia scalenia (MSI). W podrozdziałach 3.1 i 3.2 podaliśmy już przykład takiego układu: blok arytmetyczny. W rzeczywistości produkowanych jest kilka typów arytmometrów od najprostszego UCY7480, realizującego jednobitowe dodawanie (układ taki skonstruowaliśmy w podrozdz. 3.1), do złożonej jednostki arytmetyczno-logicznej UCY74181 realizującej operacje na liczbach czterobitowych: dodawanie, odejmowanie, zmianę znaku i szereg funkcji logicznych. Układy arytmetyczne nie będą nas jednak dalej interesowały. Działania arytmetyczne wykona mikroprocesor, a naszym zadaniem będzie tylko zaprojektowanie układów logicznych łączących mikroprocesor z innymi zespołami mikrokomputera. Ważne z tego punktu widzenia bloki funkcjonalne omówimy w kolejnych podpunktach. 1. Dekoder (rys. 4.7)

Dekoder jest idealnym narzędziem do wybierania jednego z kilku współpraDCBA bloków. Na wejścia cujących du (oczywiście w zapisie dwójkowym, przy czym A jest najmniej znaczącym bitem numeru). Na wyjściu oznaczonym tym numerem otrzymujemy wartość 0, na wszystkich pozostałych wyjściach jest wartość 1. Dekoder UCY7442 ma 10 wyjść Oo,...,O~ i w zasadzie jest przystosowany dekodowania cyfr kodu BCD. 57

To znaczy, jeżeli na wejścia DCBA wszystkie wyjścia przejdą w stan 1. Jeżeli podamy wartość j z zakresu 0000,...,1001, to na wyjściu 07 pojawi się wartość 0, wszystkie inne wyjścia pozostaną w stanie 1. Możliwe jest również nieco inne użycie dekodera. Wykorzystujemy tu tylko 8 wyjść Oo,...,07, do których zaadresowania wystarczą 3 wejścia CBA. D Wejście D=

wejść D = 0 adresowych CBA. Dopiero podanie wartości CBA. się wartości 0 na wyjściu wybranym przez stan wejść nia dekodera zostanie podany w podrozdz. 4.4. a)

b)

Rys. 4.7. UCY 7442

Rys. 4.8. E = 0, jeżeli sowania

2. Multiplekser (rys. 4.8)

Przy budowie dużego układu informacja jest przesyłana pomiędzy jego blokami za pomocą wielu przewodów połączeniowych. Jeżeli blok A odbiera infor-

B, mację tylko od bloku ciami bloku B. albo od bloku C, to sytuacja staje się trudniejsza: nie możemy do wejść bloku A dołączyć zarówno wyjść bloku B, zwierać wyjść różnych układów. Konieczny jest dodatkowy układ przełączający, łączący wejścia bloku A z wyjściami bloku B (rys. 4.8b). Układem takim jest multiplekser. Pokazany na rys. 4.8a multiplekser UCY74157 dołącza albo 4 wejścia Ao,...,As, albo 4 wejścia Bo,...,B> Oo,...,Os układu, w zależności od wartości sygnału adresowego S (0 — A, 1 — B). Wejście strobujące E zamyka (1) lub otwiera (0) cały multiplekser. Oprócz czterowyjściowych multiplekserów „2 na 1" (2 wejścia na 1 wyjście) dostępne są dwuwyjściowe multipleksery „4 na 1" (UCY74153) i jednowyjściowe multipleksery „8 na 1" (UCY74151). Zastanów się, Czytelniku, ile wejść adresowych muszą mieć te ostatnie.

3. Rejestry (rys. 4.9)

Nazwa ta pojawiła się już w rozdziale I, gdzie określiliśmy rejestr jako elementarną komórkę pamięci, zdolną do zapamiętywania wartości liczby. Teraz wierny już, że liczby są zapisywane jako ciągi bitów, a urządzeniem pamiętającym wartość pojedynczego bitu jest przerzutnik. Nietrudno się domyślić, że z układowego punktu widzenia rejestr jest po prostu zespołem przerzutników. Typowym rejestr synchroniczny przykładem może być zbudowany z 4 synchronicznych przerzutników typu D. Wszystkie przerzutnik'

mają wspólne wejście zegarowe c i wspólne wejście zerujące A. W odróżnieniu od pojedynczych przerzutników UCY7474 przerzutniki rejestru nie mają asynchronicznych wejść zapalających. Wpisanie informacji z wejść Do,...,Ds przerzutników rejestru następuje na rosnącym zboczu sygnału zegarowego c.

d)

c) c lubG

175 0,

75 g

Rys. 4.9. UCY7475; b) rejestr zatrzaskowy stru zatrzaskowego

Inaczej działają rejestry zatrzaskowe tak zwane Głóv na różnica nie polega tu na braku wejścia zerującego ani na podzieleni 4-bitowego rejestru na dwa 2-bitowe ogniwa z własnymi sygnałami zegarowym'. To są szczegóły. Główna różnica polega na sposobie reagowania układu na sygnał zegarowy G (tzn. Gł strobującym. W opisanym poprzednio rejestrze synchronicznym wpisanie informacji do rejestru następowało na zboczu sygnału zegarowego (w jednej chwili). W rejestrze zatrzaskowym wpisywanie informacji trwa przez cały czas trwania wartości 1 na wejściu strobującym G (rys. 4.9c). Z układowego punktu wiclzenia rejestr zatrzaskowy jest zbudowany z przerzutników asynchronicznych zaopatrzonych w dodatkowe bramki wejściowe (rys. 4.9d). Zamknięcie bramek

wejściowych (6 = 0) powoduje zachowanie (pamiętanie) zapisanej w rejestrze informacji. W czasie otwarcia bramek wejściowych rejestr zatrzaskowy jest przezroczysty: sygnały wejściowe przepływają swobodnie na wyjście.

Rejestry (w różych odmianach) należą do najczęściej stosowanych bloków funkcjonalnych, bez których niepodobna się obejść. Z przykładami ich zastoso-

wania spotkamy się nieraz tak w praktyce, jak i w dalszych rozdziałach książki. 4. Rejestr przesuwający (rys. 4.10)

Rejestr przesuwający jest złożonym blokiem funkcjonalnym zawierającym rejestr wraz z układem bramek umożliwiających realizację operacji przesuwania (logicznego) zawartości rejestru w lewo lub w prawo. Pokazany na rys. 4.10 rejestr UCY7495 należy do najpopularniejszych układów tego rodzaju. Wejście M — trybu pracy — wybiera operację realizowaną w bloku. W stanie M = I możliwe jest wpisanie informacji z wejść Do,...,Ds wpisywana na opadającym zboczu zegara cz i dostępna jest natychmiast na wyjściach go,...,gs, stanowiących wyjścia poszczególnych przerzutników rejestru. W stanie M = 0 jest realizowana operacja przesunięcia. Informacja jest przesuwana z przerzutnika gz do gs, z gi przerzutnika go. Przesunięcie następuje na opadającym zboczu zegara cn Zauważmy, że nie można jednoznacznie określić kierunku przesuwania: w lewo czy w prawo. Zależy to od sposobu użycia rejestru — bit najbardziej znaczący możemy przecież wpisać do przerzutnika go albo do przerzutnika gs. a)

M=

b)

1-wpisywonie (cZ) 0-przesuw (c1/

Rys. 4.10. łący UCY7495

Rys.

nołegłe; b) transmisja szeregowa

Rejestr przesuwający musi być oczywiście rejestrem synchronicznym (jeżeli chodzi o operację przesuwania). Nie można zrealizować operacji przesuwania w rejestrze zatrzaskowym. Mamy nadzieję, Czytelniku, że jest to dla Ciebie oczywiste.

W serii układów TTL znajdują się również rejestry umożliwiające dwukierunkowe przesuwanie informacji (np. UCY74194), jednak są one używane raczej rzadko. Wbrew temu, co można by sądzić po lekturze podrozdz. 3.4, głównym

obszarem zastosowania rejestrów przesuwających nie są układy realizujące operacje arytmetyczne. Większe znaczenie (przynajmniej dla nas) mają zastosowania związane z przesyłaniem informacji pomiędzy różnymi blokami dużego układu (mikrokomputera). Przypuśćmy, że blok A przekazuje do bloku B słowa informacyjne. Na ogół oznacza to, że w bloku A znajduje się 4-bitowy rejestr wyjściowy, do którego są wpisywane wyprodukowane w bloku A dane. Wyjścia rejestru są połączone czterema przewodami z wejściami 4-bitowego rejestru wejściowego znajdującego się w bloku B

łania informacji (nazywany równoległym) jest znakomity na krótkie odległości (tzn. na odległości nie przekraczające kilku metrów). Przy dużej odległości dzie-

B bloki A i lącej inne kłopoty praktycznie uniemożliwiają przekazywanie danych tą metodą.

Jeżeli jednak jako rejestry: wyjściowy w bloku A i wejściowy w bloku B jemy rejestry przesuwające, to do przesłania danych wystarczy jedna linia (rys. 4.11b). Każde zbocze zegara (np. wspólnego) przesuwa zawartość obydwu rejestrów o 1 bit, wysuwając kolejne bity z rejestru wyjściowego i wsuwając je do rejestru wejściowego. Taki sposób przesyłania informacji (nazywany szeregu-

wym) jest powszechnie stosowany przy przesyłaniu na duże odległości. Długość słowa mikroprocesora wynosi 8 bitów, oszczędności przy stosowaniu transmisji szeregowej mogą więc być znaczne. Zauważmy jednak, że zysku nie osiągamy tu „za darmo". Równoległe przekazywanie informacji jest realizowane w jednym n ruchu. Przesłanie szeregowe liczby n-bitowej wymaga aż transmisja danych będzie omawiana w rozdz. 6. 5. Liczniki (rys. 4.12)

Licznikiem nazywamy rejestr, którego budowa pozwala na zwiększanie lub zmniejszanie o jeden wartości liczby dwójkowej zapisanej aktualnie w rejestrze. Z układem licznika zetknęliśmy się już w podrozdz. 2.6 (rys. 2.25), gdzie układ zbudowany z przerzutników synchronicznych JK zliczał impulsy zegara. W serii układów TTL istnieje kilka układów licznikowych o różnych możliwościach i

trybach pracy. Do najbardziej uniwersalnych należy układ UCY74193, zawierający 4-bitowy licznik rewersyjny, to znaczy licznik umożliwiający zarówno zwiększanie, jak i zmniejszanie swojej zawartości (rys. 4.12a). Asynchroniczne L wejścia stanu wejść Do,...,D~

licznik zwiększa swą zawartość na każdym rosnącym zboczu zegara C+, pracując w sposób zbliżony do układu pokazanego na rys. 2.25c. W tym samym stanie może on również zmniejszać swą zawartość na każdym rosnącym zboczu zegara

C-. Oczywiście, impulsy C+ i C nie powinny się pojawiać w tym samym momencie. Aktualny stan licznika (jego zawartość) jest dostępna na wyjściach go,...,g~. P+ Wyjścia kaskadowym) kilku liczników dla uzyskania licznika o większej pojemności zliczania (o większej liczbie bitów — rys. 4.12b).

Bardziej popularnym układem jest prostszy licznik, oznaczony UCY7493. Jest to 4-bitowy licznik jednokierunkowy (tylko zwiększanie), bez możliwości 61

wstępnego wpisania dowolnej zawartości (rys. 4.12c). Licznik ten działa odmiennie od poprzedniego układu. Inne rozwiązanie zerowania (sygnały Ri i Rz)

i oddzielenie pierwszego przerzutnika (go) od pozostałej części licznika nie mają

a)

c)

Rys. 4.12. c) licznik kaskadowy UCY7493

go z Ci, znaczenia: wystarczy zewrzeć sygnały Ri z Rz oraz istotnego mać 4-bitowy licznik z pojedynczym sygnałem zerującym. Istotną różnicę stanowi sposób dołączenia wejść zegarowych kolejnych przerzutników nie do wspólnego sygnału zegarowego, lecz do wyjść poprzedzających je przerzutników. Rozwiązanie wykres czasowy analogiczny do rys. 2.25b; przerzutniki licznika reagują na opa-

dające zbocze zegara), a jednocześnie upraszcza budowę licznika, co z ko'.ei obniża znacznie jego koszt. Zysk ten osiągany jest za cenę ... No, czego". Pamiętajmy, że zmiana stanu jednego przerzutnika zajmuje pewien czas. tak ok. 20 ns.

4.3

Parametry elektryczne układów TTL Wartości logiczne 0 i 1 są reprezentowane w układzie zbudowanym z ełem. ntów TTL przez odpowiednie wartości napięć. Dotychczas przyjmowaliśmy, że wartości 0 odpowiada napięcie niskie (bliskie OV), a wartości 1 napięcie wysokie (bliskie U,). W rzeczywistości, definicja wartości logicznych jest barcziej skomplikowana, różna dła wejść i wyjść. Zanim podamy stosowne określenia, musimy uzgodnić system oznaczeń. Wartości napięć i prądów odnoszące się do wejść układu oznaczymy indeksem I, indeksem O. Wartości określające poziom logiczny zero indeksem L, wartości określające poziom logiczny jeden indeksem 1 L

Na wejściu układu napięcia muszą spełniać warunki: « Un. ćmom >~ 2,0 V

(dla stanu 0), (dla stanu 1).

Na wyjściu układu gwarantowane są wartości: Uoi < 0,4 V (dla stanu 0), Uo» > 2,4 V (dla stanu 1).

Różnica wartości napięć dla wejścia i wyjścia zapewnia tak zwany margines bezpieczeństwa, zwiększający pewność działania. Układ poprawnie zrozumie 0 na wejściu aż do napięcia 0,8 V, ałe dla pewności współpracujący z nim układ musi zapewnić na wyjściu poziom tylko 0,4 V. W przedziale napięć od 0,8 V od 2,0V działanie układu może być nieokreślone, choć z praktyki wiadomo, że przełączenie bramki następuje ok. 1,4 V. Podane poziomy napięć nie określają jeszcze w pełni warunków pracy uk!aTTL. dów jest związane z przepływem prądu pomiędzy wyjściem układu wytwarzającego sygnał a wejściem układu odbierającego. Choć nie jest to oczywiste, pewier,. prąd płynie również (tym razem z wyjścia do wejścia) w stanie logicznym 1. Typowy TTL układ a) wejście układu In

IIH b) wyjście układu

Io~ lo~

W przeciwieństwie do definicji poziomów napięciowych, które muszą być bezwzględnie przestrzegane dla prawidłowej współpracy układów, podane wartości prądów mają jedynie charakter umowny. Różnica jest mniej więcej taka sama jak różnica między przepisami gry w brydża, a umowną konwencją licytacyjną. Sytuacja jest jednak korzystniejsza niż w brydżu, gdyż jak dotąd wszyscy producenci podanej konwencji przestrzegają. Konsekwencje tej konwencji mają duże znaczenie praktyczne: typowe wyjście TTL jest w stanie sterować 10 typowymi wejściami. Inaczej mówiąc, maksymalne obciążenie bramki TTL nie może być większe niż 10 innych bramek. Oczywiście mamy tu na myśli bramki typowe, gdyż istnieją również nietypowe: — tzw. bramki mocy (np. NAND dwuwejściowy UCY7437 lub NAND czterowejściowy UCY7440) o obciążalności równej 30 typowym wejściom TTL, tzn. Ioi — niektóre bramki z otwartym kolektorem (por. podrozdz. 4.6) o dopuszczalnym prądzie wyjściowym Ior. — niektóre wejścia stanowiące obciążenie równoważne kilku standardowym wejściom TTL, np.: wejście S przerzutnika UCY7474 stanowi obciążenie równoważne 2 typowym bramkom, a wejście R aż trzem (tzn. I>i, Jak stąd wynika, stosując po raz pierwszy nieznany element TTL trzeba sprawdzić w katalogu, jakie obciążenie wnoszą jego wejścia i jaka jest dopuszczalna obciążalność jego wyjść. Parametry te mogą być podane na dwa sposoby:

— albo przez porównanie ze standardowymi wejściami i wyjściami TTL, np dla układu UCY7475:

— obciążalność wyjść = 10, — współczynnik obciążenia = 2 dla wejść D

— albo przez podanie prądów wejściowych i wyjściowych. Prądy wejściowe są podawane na ogół wprost, np. dla układu UCY7400: In. I~

Prądy wyjściowe natomiast są podawane na ogół przy okazji definiowania poziomów napięciowych, na przykład dla układu UCY 7400: Uor. < 0,4 V przy Ioi. UoH > 2,4 V przy Ioii Trzecią grupą parametrów (po napięciowych i prądowych) charakteryzujących układy TTL są parametry czasowe, określające szybkość działania układu. Parametry te są podawane indywidualnie dla poszczególnych typów układów. Ogólnie warto pamiętać, że czas przełączania (tzn. czas zadziałania) typowej bramki wynosi ok. 10 ns. Inne parametry czasowe należy każdorazowo sprawdzać w katalogu. Dla przykładu podamy typowe wartości charakteryzujące przerzutnik UCY7474 typu D (rys. 4.13): — t, = czas wyprzedzenia informacji —=czas przetrzymania informacji t~ 64

— czasy propagacji od wejścia C tpLH = 14 ns, tpHL =

— czasy propagacji od wejść R, S tpLH < 25 ns, tpHL < 40 ns,

— czas narastania zbocza na wejściu C t.LH < 150 ns,

— maksymalna częstotliwość przełączania f, = 25 MHz.

Rys. 4.13. przerzutnika D:UCY7474

pLH

pHL

Na zakończenie kilka słów o układach wykonanych w technologii MOS, które różnią się pod względem elektrycznym od układów TTL.

l. Układy MOS są na ogół wykonywane jako zgodne (kompatybilne) dami TTL, co oznacza, że spełniają one wymagania nałożone na poziomy napięć określających stany logiczne 0 i l.

2. Prąd wejściowy układu MOS jest rzędu -+10 pA, tak że praktycznie obciąża on wyjścia. Gorzej, że trudno przewidzieć, czy prąd musi wpływa wypływać z wejścia w każdym ze stanów logicznych i w konsekwencji ni wiadomo, w jakim stanie (0 czy 1) znajdzie się nigdzie nie dołączone wejści

Stanowi to istotną różnicę w porównaniu z układami TTL, dla których nie pod łączone wejście jest zawsze w stanie l.

3. Obciążalność wyjść jest dla różnych układów różna, prawie zawsze je jest mniejsza niż w układach TTL. Krytyczne znaczenie ma zwłaszcza parame IoL, wyjście może wysterować tylko jedno wejście TTL).

4.4

Magistrala

W poprzednich podrozdziałach kilkakrotnie rozważaliśmy problem łączenia modułów wchodzących w skład większego systemu (np. mikrokomputera) ogra-

niczając się jednak do przypadku, gdy wejścia jednego modułu były połączone wyjściami innego (tylko jednego modułu). Ten sposób prowadzenia połącze zdaje egzaminu w systemach, w których niektóre moduły wymieniają dane z wieloma innymi modułami. Koszt prowadzenia indywidualnych połączeń międzymodułowych i związanych z tymi połączeniami multiplekserów byłby ogromny.

Znacznie elastyczniejszym rozwiązaniem problemu łączenia modułów jest

magistrala tzw. 3 — Mikrokomputery

65

Rys. 4.14.

Rys. 4.15.

Rozważmy pracę dwóch układów z otwartym kolektorem, których wyjścia zostały połączone (rys. 4..15). Od razu widać, że w żadnym wypadku nie nastąpi uszkodzenie żadnego z układów: prąd płynący przez ich obwody wyjściowe jest ograniczony przez rezystor 8 i w najgorszym razie osiągnie wartość U,/R

(np. 5V/łż = 5 mA). Nietrudno zauważyć, że wartość łącznego sygnału c jest biloczynem logicznym sygnałów a i zależnie (gdyby nie było tego drugiego). Nas jednak nie interesuje uzyskanie tego tak zwanego iloczynu montażowego. Logika połączenia magistralowego jest taka, że w każdej chwili nadajnikiem informacji może być tylko jeden moduł. Pozostałe moduły mogą tylko odbierać nadawany sygnał. Nieprzyjęcie tej kon-

wencji praktycznie uniemożliwia wymianę informacji pomiędzy modułami. Z

układowego punktu widzenia tranzystory wyjściowe wszystkich nieczynnych nadajników znajdują się w stanie nieprzewodzenia (stanowią rozwarcie, tak jakby ich w ogóle nie było). 0 stanie linii decyduje wówczas stan jednego, czynnego nadajnika. Jeżeli jego wyjście jest w stanie 1, sumaryczny stan linii jest także równy 1. Jeżeli jego wyjście jest w stanie 0, stan linii jest równy 0. W praktycznych rozwiązaniach układów z otwartym kolektorem nie stosuje się do realizacji wymaganych funkcji logicznych wewnątrz modułu. Układy te stosowane są niemal wyłącznie jako nadajniki magistral — bramki, dołączające logiczne wyjścia modułu do magistrali (rys. 4.16). W serii układów TTL są dostępne m.in. następujące elementy z otwartym kolektorem: negacja (UCY7405, UCY7406), powtarzacz sygnału ( UCY7407), NAND dwuwejściowy ( UCY7401, UCY7403).

Układy z otwartym kolektorem tylko w ograniczonym zakresie nadają się do

wykorzystania jako nadajniki magistrali. Jak zauważyliśmy już w podrozdz. układy te odznaczają się długim czasem narastania zboczy, co widoczne jest zwłaszcza przy obciążeniach pojemnościowych. Niestety, długie przewody poł czeniowe oraz duża liczba dołączonych do nich wejść stanowią, z elektrycznego

punktu widzenia, dużą pojemność pasożytniczą. Czas narastania zbocza sta niedopuszczalnie długi. Magistrata

Rys. 4.16. z otwartym kolektorem)

Rozwiązanie układy trójstanowe. problemu przynoszą tzw. wy bramek trójstanowych jest zbudowany prawie tak samo jak obwód wyjści w standardowych bramkach TTL (rys. 4.4). Istotna różnica występuje natomiast w sposobie sterowania tranzystorów wyjściowych. Oprócz stanu 0 (Ts przew T4

T4 którym zarówno Ts jak (nazywany wysokiej impedancji) też stanem jest on równoważny elektrycznemu odłączeniu nieczynnego nadajnika od m strali. Dzięki symetrycznemu ukształtowaniu obwodu wyjściowego ładowani pasożytniczej pojemności obciążającej wyjście jest dokonywane aktywnie, przewodzący duży prąd tranzystor T4. zbliżony do czasu opadania. Najprostszym przykładem bramki trójstanowej je b układ UCY74125 zawierający 4 bramki pokazarie na rys. 4.17. Wejście łuje przejście bramki w stan wysokiej impedancji. czas

Wy

Adres

Rys. 4.17.

ka trój stanowa UCY74125: jeżeb= li

b = 0, jeżeli wy = nic (stan

Dane DANE

Rys. 4.18.

trzeci)

Ostatnią sprawą wymagającą komentarza jest sposób wyboru modu jącego w danej chwili informację na magistralę. Dla uniknięcia konf

modułami, które w tej samej chwili mogłyby rozpocząć wysyłanie danyc

konieczne jest istnienie specjalnego układu arbitrażowego, rozstrzygającego konflikty i przyznającego prawo nadawania. Systemy mikrokomputerowe są z natury rzeczy systemami scentralizowanymi, naturalnym więc wydaje się rozwiązanie, w którym element centralny — mikroprocesor — organizuje pracę magistrali, wybierając moduł, który w danej chwili wysyła lub odbiera dane z magistrali (por. rys. 1.8). Przesłanie danych odbywa się zawsze pomiędzy mikroprocesorem a wybranym modułem. Konieczność wyboru modułu nadającego (lub odbierającego) dane istotnie komplikuje budowę magistrali. Oprócz linii służących do przekazywania informacji (tzw. magistrali danych), konieczne są linie do przekazywania numeru magistrala adresowa); współpracującego modułu (tzw. modułu nazywamy jego adresem. Cykl przesłania informacji na magistrali mikrokomputera obejmuje więc dwie czynności: — wysyłanie adresu modułu (zawsze przez mikroprocesor), — wysyłanie danych (przez mikroprocesor albo przez wybrany moduł). Typowy wykres czasowy cyklu przesłania danych na magistrali jest przedstawiony na rys. 4.18. Rysunek nie jest kompletny. Oprócz wybrania modułu współpracującego (adres) mikroprocesor musi jeszcze określić, czy moduł ma nadawać, czy odbierać informację z magistrali. Konieczne są więc dalsze linie, tzw. linie sterujące.

omówiona w rozdz. 6.

Magistrala omawiana dotychczas była magistralą dwukierunkową (z punktu widzenia elementu centralnego, czyli mikroprocesora). To znaczy, zarówno dane wysyłane przez mikroprocesor do współpracujących modułów, jak i dane odbierane przez mikroprocesor od modułów, przepływały po tych samych przewodach. Niekiedy wygodniejsze w użyciu mogą być magistrale jednokierunkowe (rys. 4.19). W rozwiązaniu tym oprócz linii adresowych i linii sterujących w

skład magistrali wchodzą dwa zespoły linii danych, nazywane magistralą wyjściową (z mikroprocesora) i magistralą wejściową (do mikroprocesora). Magistrale jednokierunkowe są stosowane powszechnie w przypadku używania nadajników z otwartym kolektorem. W przypadku używania elementów trójstanowych (o lepszych parametrach elektrycznych) preferowana jest oszczędniejsza magistrala dwukierunkowa. Nie jest to jednak regułą i jak zobaczymy w podrozdz. 4.6, są produkowane specjalne bramki trójstanowe, pozwalające na łatwe przejście z magistrali dwukierunkowej na jednokierunkową i odwrotnie. Linie sterujgce Magistralo adresowa

Magistrala wyjściowa Magistrala wejściowa

Rys. 4.19.

4.5

Elementy pomocnicze

Bramki, przerzutniki i bloki funkcjonalne są podstawowymi elementami realizującymi wymagane funkcje logiczne. Oprócz nich konieczne są do budowy układu dodatkowe elementy realizujące pewne funkcje pomocnicze, związane przede

wszystkim ze wzmacnianiem sygnału (w sensie elektrycznym) i z odmierzaniem czasu. Zarówno elektryczne, jak i czasowe zależności występujące w działaniu

układu są trudne do ujęcia przy opisywaniu układu za pomocą funkcji logicznych.

24v

Rys.

podstawowymi elementami wzmacniającymi, dostępnymi w serii układów

TTL, dem wyjściowym, w którym maksymalna wartość prądu w stanie 0 wynosi 40 mA, a maksymalna wartość napięcia 30V. To znaczy, bramka jest zasilana standardowym napięciem +SV, lecz rezystor obciążenia może być dołączony do napięcia +30V (rys. 4.20). Do najpopularniejszych elementów wzmacniających należą: bramka negująca UCY7406 i wzmacniacz UCY7407 nie wnoszący negacji sygnału (tzn. wartość we = 0 na rys. 4.20 włącza przekaźnik; przy okazji: dioda jest potrzebna dla wytłumienia przepięć na indukcyjności uzwojenia przekaźnika).

Układy związane z odmierzaniem czasu możemy podzielić na dwie podgrupy: monowibratory i generatory przebiegów prostokątnych. a)

At Az 8

At Az B

Rys. a) UCY74121; b) UCY74123

Przęcńuże-

Ic

nie

r=0,7RC

r=0,3RC

Monowibrator pojedynczy impuls o zadanym czasie trwania. Wyzwolenie monowibratora zadziałanie) następuje na zboczu sygnału wejściowego (rys. 4.21). Słowo „impuls" należy tu rozumieć jako „krótkotrwały sygnał logiczny". Na wyj

rakem pojawi się więc na określony czas wartość 1, na wyjściu g wartość 0. Czas trwania impulsu określają zewnętrznie dołączone elementy: rezystor i kondensator. Przybliżone wzory określające czas trwania impulsu podane są na rys. 4.21. Generatory uzyskać zamykając w pętlę dwa monowibratory (rys. 4.22). Koniec impulsu

0

ą0

,o c ~a a w

E

o >,a c N ą)

N ~~ ę oa Z N Vl

Rys. 4.22.

nowibratorów

jednego z nich wyzwala drugi i tak dalej. Najważniejszymi parametrami generatora, a właściwie generowanego przebiegu prostokątnego, są: okres i wypełnienie (zdefiniowane na rys. 2.21)/ .Odwrotność okresu nazywamy częstotliwością. Przedstawiony układ jest wygodny i pewny w działaniu, lecz nie zapewnia zbyt wysokiej stałości parametrów. W związku z tym, w układach wymagających wysokiej stabilności parametrów czasowych są stosowane generatory kwarcowe, w których stałość częstotliwości jest gwarantowana przez odpowiedni element

piezoelektryczny (rezonator kwarcowy). Przykładowy układ jest pokazany na rys. 4.23. Elementy R, C mają znaczenie pomocnicze i nie decydują o częstotliwości przebiegu. W odróżnieniu od poprzedniego schematu, wypełnienie generowanego przebiegu jest zawsze równe 1/2. W praktyce, generatory są używane

głównie jako źródła sygnałów zegarowych taktujących działanie automatów

synchronicznych. W szczególności mikroprocesor jest elementem wymagającym

na ogół przebiegu zegarowego o określonym wypełnieniu i częstotliwości. Z reguły przebieg ten musi być stabilizowany kwarcowo. Kwarc

Rys. 4.23. cowy

A jak wytworzyć przebieg o częstotliwości np. 2 MHz i wypełnieniu 1/3, dysponując kwarcem 18 MHz? To proste. Trzeba zbudować generator o czę tliwości 18 MHz, podzielić ten przebieg przez trzy (por. podrozdz. 2.6) otrzy

Dzielenie przez 3

Generator 18 MHz

Dzielenie przez 3

Rys. 4.24.

jąc przebieg 6 MHz, a następnie ukształtować wypełnienie w układzie dzielącym jeszcze raz przez trzy. Schemat układu jest przedstawiony na rys. 4.24. Analizę układu polecamy jako samodzielne ćwiczenie. 4.6

Ul Seria układów TTL została opracowana i wprowadzona na rynek przed pojawieniem się układów mikroprocesorowych i nie jest dobrze przystosowana do bezpośredniej współpracy z tymi układami. Problem wynika z dużej wartości prądu wejściowego bramki TTL, wynoszącego 1,6 mA (por. podrozdz. 4.3). Wartość ta nie stwarza na ogół kłopotów przy współpracy układów TTL, gdyż obciążalność wyjściowa bramki wynosi standardowo 16 mA, jest natomiast bardzo niewygodna przy współpracy z układami MOS wielkiego stopnia scalenia, gdzie typowa obciążalność wynosi tylko 2 mA. Oznacza to możliwość wysterowania zaledwie jednego wejścia TTL, co jest liczbą stanowczo za małą. W praktyce sygnały wyjściowe takich układów muszą być wstępnie wzmacniane na przykład przez dołączenie bramek negacji i wykorzystywanie dalej wyłącznie sygnałów wyjściowych tych bramek. Drugą wadą standardowych układów TTL jest stosunkowo duży pobór prądu zasilania, który sprawia, że duże systemy wymagają potężnych i niestety drogich zasilaczy.

intensywne badania w dziedzinie fizyki i technologii ciała stałego (to jest ta gałąź nauki i techniki, która zajmuje się m.in. wytwarzaniem układów scalonych) doprowadziły do opracowania serii układów znanych jako układy TTL LS. Seria ta zawiera dokładne odpowiedniki wszystkich układów TTL ze zmie-

nionymi parametrami elektrycznymi. Dokładna odpowiedniość oznacza tu identyczność funkcji logicznych i czasów propagacji, a także identyczność obudów i wyprowadzeń sygnałów na nóżki obudowy. Zmienione parametry elektryczne to:

1) prąd wejściowy bramki standardowej In.= Iot.= 2) obciążalność wyjściowa 3) pobór prądu zasilania ok. 10 razy mniejszy niż dla układów TTL.

W porównaniu z układami TTL, układy TTL LS mają same zalety: — typowe wyjście układu MOS wielkiego stopnia scalenia można obciążyć 5 wejściami TTL LS, co niemal zawsze jest liczbą wystarczającą; — typowe wyjście TTL LS można obciążyć 20 wejściami TTL LS, co jest liczbą bardzo dużą, lub 5 wejściami TTL, co umożliwia współpracę z już istniejącymi układami starszej generacji;

— mały pobór prądu zasilania redukuje wymiary i koszt zasilacza, znacznie obniżając cenę całego układu.

Nic więc dziwnego, że na rynkach krajów wysoko uprzemysłowionych układy TTL LS wypierają, a właściwie już wyparły, swoich starszych (i już zgrzybiałych) braci. W Polsce układy TTL LS są jeszcze mało dostępne, choć pojawiają się już oznaki zmian.

Z naszego punktu widzenia układy TTL LS są interesujące przede wszystkim dlatego, że w tej technologii jest produkowana większość bramek trójstanowych. Na ogół jeden układ scalony zawiera zespół 4 lub 8 ogniw (bramek) ze wspólnymi sygnałami sterującymi. Taki zespół jest często nazywany buforem. elektryczne buforów są jeszcze lepsze niż parametry układów logicznych serii TTL LS. Typowe wartości: a) wejścia układu: In.=0,2 mA, Irtt =

b) wyjścia układu (obciążalność): lot. = 24 mA, lo~= 3

Najpopularniejsze przykłady buforów przedstawimy w kolejnych podrozdziałach.

Oprócz buforów wspomnimy układ bardzo popularnego dekodera, produkowa również w kraju.

1. Dekoder UCY74S405 (rys. 4.25).

Rys. 4.25.

i = 0,...,7;

Sposób działania układu nie wymaga chyba komentarza. Sygnał G, będący iloczynem trzech sygnałów wejściowych (w tym dwóch negowanych) pełni ro strobu. Wyjścia układu nie mają charakteru trójstanowego, ich obciążalność Iot.= wynosi

2. Bufory UCY74S416/UCY74S426 (rys. 4.26). Układ UCY74S416 został zaprojektowany jako układ pośredniczący między

magistralą jedno- i dwukierunkową. Wewnątrz układu znajdują się 4 ogniwa p 2 bramki trójstanowe w każdym. Z jednej strony (od strony DB) bramek są połączone. Z tej strony układ może być dołączony do magistrali dwukierunkowej (rys. 4.26c). Z drugiej strony wejścia DI ków magistrali, wyjścia DO magistrali dwukierunkowej. Obciążalność wyjść po stronie DB (po stronie DO a)

b) c) Dwukierunkowa magistralo danych

Rys. 4.26. a) układ UCY74S416; b) układ

UCY74S426; c) dołączenie do magistrali modułu

3. Jednokierunkowy bufor trójstanowy LS244 (rys. 4.27).

Układ scalony LS244 zawiera 8 bramek trójstanowych połączonych w dwa

zespoły po 4 bramki. Każdy zespół bramek ma własny sygnał włączają wyłączający wszystkie bramki (tzn. wyprowadzający lub wprowadzaj w stan wysokiej impedancji).

4. Dwukierunkowy bufor trójstanowy LS245 (rys. 4.28).

Układ scalony LS245 zawiera 8 par bramek trójstanowych umożliwiający dwukierunkowe przesyłanie danych. Wszystkie pary są sterowane wspólnym

sygnałami wyboru kierunku transmisji (T) i włączenia bramek przeka wybranym kierunku (CE).

5. Rejestr buforowy UCY74S482/UCY74S483 (rys. 4.29). Układ scalony UCY74S482 zawiera 8-bitowy rejestr zatrzaskowy (por.

podrozdz. 4.2 i rys. 4.9b) i trójstanowy bufor dołączony do wyjść rejestru.

Alp

AOp

AIs

AOs

Blp

BOp

Bls

BOs

AE BE

Rys. 4.27.

LS244

Rys. 4.28. kowy LS245

wanie informacji do przerzutników rejestru następuje przy podaniu na wejście STB OE cie

informacja wejściowa będzie natychmiast kopiowana do przerzutników i układ

realizuje funkcję jednokierunkowego bufora trójstanowego. Taki sposób użycia układu może wydać się marnotrawstwem, ale jeżeli akurat zabrakło w sklepie innych bramek trójstanowych, a my mamy w szufladzie niepotrzebną osiemdziesiątkę dwójkę? Poza tym zwróćmy uwagę, że układ ten stanowi połączenie rejestru wyjściowego z jednokierunkowym buforem trójstanowym, co stanowi typowy układ wyjściowy modułu przekazującego dane na magistralę (por. rys. 4.16).32 lot,= Obciążalność wyjściowa układu wynosi a}

Rys. 4.29.

b)

Schemat funkcjonalny systemu mikroprocesorowego — mikrokomputera jest przedstawiony na rys. 5.1. Wyróżnimy w nim następujące bloki: — mikroprocesor,

— pamięć, — układy wejścia-wyjścia.

Mikroprocesor jest układem organizującym pracę całego systemu — stan on centralny zespół mikrokomputera. W skład mikroprocesora wchodzą zesp funkcjonalne:

— układ sterowania —

kich pozostałych bloków mikroprocesora i mikrokomputera; pobiera on z pa-

mięci kolejne kody rozkazów i powoduje wykonanie operacji odpowiad

Rys.

tym rozkazom (np. działania arytmetyczne, logiczne czy przesyłanie danych argumenty tych operacji mogą pochodzić z rejestrów mikroprocesora, pamięc lub wejścia mikrokomputera; wyniki są wpisywane do rejestrów mikropro pamięci lub są przesyłane na wyjście; kierunki przepływu informacji są zazn

czone strzałkami na rys. 5.1;

— jednostka arytmetyczno-logiczna —

arytmetycznych i logicznych wskazanych przez układ sterowania;

— zespół rejestrów mikroprocesora — akumulaniające różne funkcje — omówimy je później; teraz wyróżnimy tylko tor —

operacji arytmetycznej i logicznej (drugi argument jest pobierany z innego rej stru lub z pamięci) i do którego jest wpisywany wynik tej operacji. Mikroproce

sor ma (w zależności od typu) jeden lub kilka akumulatorów. Pamięć

Adres 0 2

3

Progra m

4

5

a) 50 51 52

Dane

b)

Rys.

Rys.

Pamięć jest zbiorem rejestrów nazywanych komórkami, w których jest zapisany ciąg rozkazów tworzący program oraz dane do tego programu (rys. 5.2). Komórki pamięci są numerowane począwszy od zera. Numer komórki pamięci nazywa się jej adresem.

mórkach kodów rozkazów. pamięci w postaci słów dwójkowych —

może zajmować jedną lub kilka kolejnych komórek pamięci. Typowy rozkaz mi-

kroprocesora składa sią z dwóch części (rys. 5.3a) — kodu operacji — zajmują pierwsze słowo — i adresu komórki pamięci, w której znajduje się argument op racji — zajmującego zwykle jedno lub dwa następne słowa. Rozkazy, których

argumenty są umieszczone w rejestrach mikroprocesora, nie mają oczywiście części adresowej (rys. 5.3b.). Przykładami typowych rozkazów mikroprocesora

mogą być:

DODAJ a — dodaj do akumulatora zawartość komórki pamięci o adresie a, POBIERZ a — wpisz do akumulatora zawartość komórki pamięci o adresie a, PAMIFTAJ a — wpisz zawartość akumulatora do komórki pamięci o adresie a,

ŻERUJ — wpisz zero do akumulatora (zeruj akumulator), PRZESUŃ

W LEWO — przesuń zawartość akumulatora w lewo.

Rys. procesora

Pierwsze trzy z tych rozkazów zawierają kod operacji oraz adres argum kolejne tylko kod operacji. Na rysunku 5.4 przedstawiono przykład rozkazów wymienionych wyżej. Kody zapisane są w postaci liczb dw (tak, jak są one umieszczone w pamięci) oraz w postaci liczb szesna

wygodniejszych w użyciu przez człowieka. Człowiekowi najłatw wać się symbolicznymi nazwami rozkazów. Takie symboliczne na których przykłady są podane na rys. 5.4, nazywa się skrótami mnemonicznymi

(mnemonikami). Mnemonik powstaje zwykle jako skrót angielskiej n racji (angielski jest w dziedzinie mikroprocesorów w zasadzie języ narodowym). Np. :

LD — ang. load (ładuj), ST — ang. store ADD — ang. add (dodawaj).

Postawmy teraz mikroprocesorowi wykonującemu wymienione wy zy ambitny problem pomnożenia przez 6 liczby umieszczonej w ko mięci o adresie 50. Wynik powinien być zapisany do komórki pam 51. Wykorzystamy przy tym zależność: 6x=2x+4x

Program zapisany przy użyciu mnemoników ma postać LD 50 SL

ST 51 SL

ADD 51 ST 51

Jego obraz w pamięci przedstawia rys. 5.5. Analizę tego program Tobie Czytelniku ufając, że pamiętasz zasady mnożenia przez 2 l wej. Zwróćmy tylko uwagę na fakt, że po wykonaniu rozkazu PA 77

(ST 51) zawartość akumulatora nie ulega zmianie. Odczyt (czy przesłan nych z rejestru (czy komórki pamięci) nie niszczy jego zawartości. Jedy sobem zmiany zawartości rejestru jest wpisanie do niego nowych danych. a)

b)

Adres

pamieć

Adres Pamieć 0

50

50

51

51

Rys.

programu mnożenia przez 6: a) symbolicz-

ne; b) dwójkowe

Układy wejścia-wyjścia są to rejestry, za pomocą których są przesyła macje między mikroprocesorem a urządzeniami zewnętrznymi. Mikro traktuje układy wejścia-wyjścia podobnie jak komórki pamięci z dany z nich odczytać lub do nich wpisać informację.

Przyjrzyjmy się teraz dokładniej, jak pracuje mikroprocesor. Jedynym w za

jego zajęciem jest wykonywanie rozkazów. Wykonuje je w sposób cią kończeniu wykonywania jednego rozkazu bezzwłocznie rozpoczyna nast

Adres komórki pamięci, gdzie umieszczony jest kod rozkazu (czyli po pros adres rozkazu), który ima być aktualnie wykonany, jest zapisany w specja

rejestrze rozkazów liczniku mikroprocesora — —

ga następująco:

— pobranie kodu operacji z komórki pamięci o adresie zapisanyin w li

rozkazów,

— zwiększenie (LR LR+ zawartości licznika rozkazów o 1

— zdekodowanie rozkazu,

— wykonanie operacji; jeśli rozkaz zawiera adres argumentu, to nast

datkowo zwiększenie zawartości licznika rozkazów o 1.

Powyższe cykl rozkazowy czynności tworzą

dwie fazy:

— faza pobrania — obejmująca trzy pierwsze czynności — która przebiega identycznie dla wszystkich rozkazów,

— faza wykonania — wykonanie operacji określonej rozkazem — która przebiega zależnie od treści wykonywanego rozkazu oraz miejsca umieszczenia argumentów operacji.

Rys.

Przebiegiem cyklu rozkazowego kieruje układ sterowania, który jest synchronizowany sygnałem zegarowym. Jeden cykl rozkazowy trwa zwykle kilka do kil kunastu taktów zegarowych. Długość cyklu rozkazowego — czyli czas wykonania rozkazu — zależy przede wszystkim od tego, ile razy (w fazie wykonania) mikroprocesor musi odczytać z pamięci (lub zapisać do pamięci) argumenty operac Rozkazy, których argumenty znajdują się w rejestrze mikroprocesora — czy w fazie wykonania dostępu do pamięcinie —wymagają (2 i więcej razy) szybciej niż rozkazy operujące na argumentach umieszczony w pamięci.

Zwróćmy jeszcze uwagę, że kody rozkazów i liczby (argumenty), umieszczone w pamięci jako ciągi zero-jedynkowe, są nierozróżnialne dla mikroprocesora. 0 tym, czy dany ciąg bitów zostanie potraktowany jako kod operacji, czy

jako liczba, decyduje faza, w której jest on pobrany przez mikroprocesor. Je odczytanie nastąpi w fazie pobrania, to ciąg bitów zostanie potraktowany jako kod rozkazu, jeżeli zaś odczytanie nastąpi w fazie wykonania, to będzie on zinterpretowany jako liczba. Wynika stąd, że pewne błędy w programie mogą

doprowadzić do zupełnie przypadkowego działania mikroprocesora (czyli mó wiąc żargonem „pójdzie on w krzaki"), gdy na skutek tych błędów będzie o wykonywał rozkazy pobierane z komórek pamięci, które przeznaczyliśmy na dćlne.

5.3

Struktura mikrokomputera

Na rysunku 5.7 jest przedstawiony schemat blokowy podstawowego zestawu mi-

krokomputera. Funkcje bloków wchodzących w skład systemu mikroproceso omówiliśmy w podrozdz. 5.1, a dokładniej zajmiemy się nimi w następnych ro działach. Teraz przyjrzyjmy się sposobowi połączenia tych bloków — chara stycznemu dla wszystkich mikrokomputerów.

Magistrala adresowa

Magistrala danych

Sygnały sterujące

Do urządzen zewnętrznych

Rys.

Wszystkie elementy składowe systemu mikroprocesorowego połączone s

pomocą:

— magistrali adresowej, — magistrali danych,

— sygnałów sterujących

Na magistralę adresową mikroprocesor wysyła adres komórki pamięci lu układu wejścia-wyjścia, z którym chce się skomunikować, czyli odczytać lub pisać informację. Jedynym nadajnikiem jest w zasadzie mikroprocesor, poz

elementy są odbiornikami. W bardziej rozbudowanych mikrokomputera

wystąpić inne bloki, które mogą wysyłać adres na magistralę (tzw. układy bezpośredniego dostępu do pamięci — DMA), ale nie będziemy się nimi tu zajmować. Po magistrali danych są przesyłane informacje (kody rozkazów, liczby) między mikroprocesorem a komórką pamięci lub układem wejścia-wyjścia, których adres jest podany na magistrali adresowej. Na magistralę danych mogą nadawać informacje wszystkie bloki mikrokomputera — oczywiście nie jednocześnie — w

danej chwili tylko jeden z nich, wyznaczony przez mikroprocesor (za pomocą sygnałów sterujących).

Za pomocą sygnałów sterujących mikroprocesor (a w zasadzie jego układ sterowania) kieruje pracą pozostałych bloków mikrokomputera oraz określa, jaką czynność ma wykonać dany układ. Na przykład: zapis informacji z magistrali danych do komórki pamięci o adresie podanym na magistralę adresową, wysłanie informacji na magistralę danych przez układ wejścia-wyjścia o numerze podanym na magistrali adresowej. Poza tym w tej grupie są jeszcze sygnały, za których pomocą pamięć i układy wejścia-wyjścia informują mikroprocesor o swoim stanie (np. niegotowość do wykonania nakazanej przez mikroprocesor czynności). Dokładniej zajmiemy się tym w rozdziale 7. 5.4

Przegląd mikroprocesorów

Obecnie produkuje się na świecie kilkadziesiąt różnych typów mikroprocesorów, więcej lub mniej do siebie podobnych. Można je rozmaicie klasyfikować, jedn podstawową cechą, według której klasyfikuje się mikroprocesory, jest długość słowa,

— 8-bitowe, — 16-bitowe, — 32-bitowe.

Najprostsze, najtańsze (cena około 5 dolarów) i najbardziej rozpowszechnio ne są mikroprocesory 8-bitowe. Są one szeroko stosowane zarówno w komputerach osobistych, jak i w sprzęcie powszechnego użytku, w automatyce ltd. Najpopularniejszym typem w tej grupie jest mikroprocesor Z80 firmy Zilog. Jest on stosowany w większości produkowanych w Europie tańszych komputerów osobistych (również w popularnych w Polsce komputerach Sinclair ZX81 i SPECTRUM). Należy tu wymienić również mikroprocesory 8080 i 8085 firmy Intel, których rozwinięciem jest Z80. Jedynym mikroprocesorem produkowanym w Polsce jest właśnie 8080 (polska nazwa MCY 7880 — cena det. 2650 zł). Progra-

my wykonywane przez 8080 mogą bez żadnych zmian być wykonywane przez Z80. W dalszych rozdziałach będziemy zapoznawać się z działaniem i zasadami konstrukcji systemów mikroprocesorowych na przykładzie mikroprocesora Z80 (w Polsce dostępny na wolnym rynku, w cenie około 4000 zł, produkowany w NRD odpowiednik Z80 nosi symbol U880 D). Omawiając grupę mikroprocesorów 8-bitowych należy jeszcze wspomnieć o popularnych zwłaszcza w USA mikroprocesorach 6800 firmy Motorola oraz 6502 firmy MOS-Technology. Ten ostatni jest uważany przez wiele osób za najlepszy w grupie 8-bitowych (inni gło sują za Z80).

Mikroprocesory 16-bitowe są już bardziej złożone i droższe. Stosowane są w bardziej rozbudowanych komputerach osobistych, w dużych systemach sterowania ltd. Ich możliwości obliczeniowe są porównywalne z możliwościami dużych

komputerów z poprzednich lat (np. rodzimej ODRY). Przedstawicielami tej gru81

py są przede wszystkim 8086 i 8088 firmy Intel, 68000 firmy Motorola oraz Z8000 firmy Zilog.

Nowością ostatnich lat są mikroprocesory 32-bitowe iAPX 432 firmy Intel oraz 68020 firmy Motorola. Stosując je można budować mikrokomputery (czy

słuszna jest tu taka nazwa?) o olbrzymich możliwościach obliczeniowych. Obok mikroprocesorów mikrokomputery jednoukładoprodukowane są tzw. we — wejścia-wyjścia — zdolne do pracy bez żadnych układów dodatkowych. mi przedstawicielami są tu 8-bitowe mikrokomputery 8048, 8035, 8051 i inne firmy Intel oraz Z8 firmy Zilog. W Polsce CEMI przygotowuje produkcję komputerów jednoukładowych MCY 7848 i MCY 7835 (odpowiedniki 8048 i 8035).

Zbiór gtówny

Zbiór pomocniczy

07

Rejestry uniwersalne

15

67

Rejestry specjalne

15

Rys. 6.1. Rejestry mikroprocesora Z80

stry te BC, DE, mogą HL być również wykorzystywane parami wersalne 16-bitowe. Pary rejestrów mogą ponadto spełniać rolę tzw. wskaźników — danych. Zawartość ich jest wówczas interpretowana w której jest zapisany argument danej operacji. Z80 posiada jeden ośmiobitowy rejestr akumulatora — A. Jego funkcje już znamy. Długość (liczba bitów) akumulatora i rejestrów uniwersalnych wyznaczają podstawowy parametr mikroprocesora — długość słowa. 76543210

Rys. 6.2. Rejestr znaczników

Rejestr F — znaczników — (rys. 6.2), do których jest wpisywana informacja o przebiegu i wyniku operacji arytmetycznych i logicznych wykonywanych przez jednostkę arytmetycznologiczną. Są to: — CY — znacznik przeniesienia, informujący o przekroczeniu zakresu liczb

całkowitych bez znaku w zapisie NB. Jest on ustawiany (CY = 1), jeżeli w wyc. ostatnio wykonywanego dodawania wystąpiło przeniesienie — niku życzka przy odejmowaniu) z najstarszego bitu. Czyli

[cn —

(c. — — Z — znacznik zera — jest ustawiany (Z = 1), jeżeli wynik wykonanej operacji arytmetycznej lub logicznej jest równy zeru.

— S — znacznik znaku — wskazuje na znak liczby (w zapisie w akumulatorze. S= 1 wskazuje, że jest to liczba ujemna. — P/V-

operacja (PiV = logiczna, to ustawienie znacznika jedynek w wyniku. Jeżeli natomiast ostatnio była wykonywana operacja arytmetyczna, (PiV = to znacznik jest ustawiony liczb w zapisie U2.

Powyższe znaczniki służą do łatwego programowego sprawdzenia pewnych cech wyniku operacji. Następne dwa są wykorzystywane przez mikroprocesor podczas wykonywania korekcji dziesiętnej przy działaniach na liczbach w zapisie dwójkowo-dziesiętnym (BCD). (z czwartego bitu) — H W Z80 istnieją dwa zbiory rejestrów, z których każdy zawiera akumulator, rejestr znaczników i sześć rejestrów uniwersalnych — zbiór główny i pomocniczy (rys. 6.1). Zawartość wszystkich rejestrów zbioru głównego i pomocniczego może być wymieniana między sobą, przy czym bezpośredni programowy dostęp jest możliwy tylko do rejestrów zbioru głównego. W grupie rejestrów specjalnych każdy spełnia swoją ściŚle określoną funkcję i nie może być wykorzystywany do innych celów. Licznik rozkazów — pobrany kod rozkazu do wykonania. Po każdym pobraniu kodu rozkazu zawartość licznika rozkazów jest zwiększana o 1. Długość (liczba bitów) licznika rozkazów wyznacza maksymalną pojemność pamięci, jaką można bezpośrednio podłączyć do przestrzeń adresową mikroprocesora — czyli określa ra. Przy lz~ = długości licznika rozkazów pamięci wyniesie 2'~~ = 2'" = 65536 słów.

Nie jest możliwe omówienie w tym miejscu funkcji pozostałych rejestrów specjalnych. Wyjaśnimy to przy okazji omawiania odpowiednich rozkazów. Rozkazy wykonywane przez mikroprocesor można podzielić na cztery grupy: — rozkazy przesłań, — rozkazy arytmetyczne i logiczne, — rozkazy sterujące wykonywaniem programu, — rozkazy wejścia-wyjścia.

W dalszym ciągu omówimy poszczególne grupy rozkazów i pokażemy kilka przykładów programów. 6.2

Rozkazy przesłań. Tryby adresowania W czasie wykonywania programu istnieje zwykle konieczność wpisania do odpowiednich rejestrów danych do prowadzonych obliczeń, zapamiętania wyników częściowych rozkazy przesłań. itp. Do tego celu służą nie dwóch rodzajów operacji przesłania informacji w mikrokomputerze: — przesłanie między rejestrami mikroprocesora, — przesłanie między rejestrami mikroprocesora a pamięcią. 85

Rozkazy przesłania między rejestrami mikroprocesora wykonują operację s~r,

co zapiszemy w postaci skrótu mnemonicznego LD s,r

r gdzie zamiast s i Rozkaz taki zajmuje jedno słowo w pamięci. Jego format, pamięci, jest pokazany na rys. 6.3. Pamieć

76543210 LD r,s — 8

sss = rrr, 001

— C

010

— 0

011 100 101

— L

110

— (H@l

111

— A

Rys. 6.3.

Rys. 6.4. danych

Rozkazy przesłań między rejestrami mikroprocesora a pamięcią wykonują operację s~(x) lub (x) ~s gdzte: s — jak poprzednio oznacza jeden z rejestrów, (x) — zawartość komórki pamięci o adresie x. Przy okazji umówmy się, że zawartość komórki pamięci będziemy zapisywać przez podanie jej adresu — liczbowego lub symbolicznego — ujętego w nawias. Na przykład: (25) — zawartość 25 komórki pamięci, (HL) — HL. strów pisach: — dziesiętnym — piszemy liczbę bez żadnego dodatkowego oznaczenia, — dwójkowym — za liczbą piszemy literę B, — szesnastkowym — za liczbą piszemy literę H. Na przykład: 25 = 19H = 11001B

Zajmijmy trybami adresosię teraz sposobami zadawania adresu x, czyli tzw. wania Podstawowym trybem adresowania argumentów umieszczonych w pamięci, stosowanym w mikroprocesorach, jest adresowanie zawartością jednego z reje-

strów mikroprocesora. Adres argumentu jest umieszczony w rejestrze mikroprocesora (rys. 6.4) wskaźnikiem danych zwanym my, że w podobny sposób jest adresowana pamięć w czasie pobierania kodu rozkazu — adres jest umieszczony w liczniku rozkazów. W mikroprocesorze Z80 jako wskaźnik danych może być użyta para rejestrów uniwersalnych HL, przesyłaniu danych między pamięcią a akumulatorem również pary BC Rozkazy te zapiszemy: r,(HL) LD

— wpisanie do rejestru procesora; 0

(HL),r LD (

— wpisanie do komórki pamięci; I

r możemy gdzie zamiast (HL), natomiast zapisanych HL, BC, DE. w rejestrach odpowiednio Kod rozkazu przesłania z adresowaniem przy użyciu wskaźnika danych zajmuje jedno słowo pamięci (rys. 6.3). Na zawartości rejestru wskaźników można wykonywać operacje arytmetyczne (np. dodawanie jedności) czyli modyfikować adres. Możliwość modyfikacji adresu jest ważną cechą trybu adresowania, ułatwia bowiem operowanie na złożonych strukturach danych, np. przeglądanie tablic.

Kod rozkazu

Rys. 6.5.

Drugim sposobem adresowanie natychmiastowe adresowania pamięci jest przedstawione na rys. 6.S. W tym przypadku argument jest umieszczony w pamięci bezpośrednio za kodem operacji, czyli po pobraniu kodu adres argumentu jest zawarty w liczniku rozkazów. Rozkazy takie nazywa się rozkazami z argumentem bezpośrednim. go zawartość licznika rozkazów jest zwiększana o 1, analogicznie jak po pobraniu kodu operacji. Jako argumenty bezpośrednie umieszcza się w pamięci przede wszystkim dane stałe. Rozkazy takie będziemy zapisywać następująco: n LDr,

r — n —

Rozkazy takie zajmują dwa słowa pamięci (rys. 6.6). 76543210 LD rn

Rys. 6.6.

pośrednim

Kolejnym trybem adresowanie bezpośrednie adresowania jest tym przypadku adres argumentu jest umieszczony w pamięci, bezpośrednio za kodem operacji, jako część kodu rozkazu (analogicznie jak argument bezpośred-

ni). Szesnastobitowy adres zajmuje oczywiście dwa kolejne słowa pamięci (więc Pamieć

Kod rozkazu

Rys. 6.7.

cały rozkaz — trzy słowa). W pierwszym jest umieszczona mniej znacząca część adresu (bity 0-7), w drugim bardziej znacząca (bity 8-15). Rozkazy o adresowaniu bezpośrednim pozwalają przesyłać dane między pamięcią a akumulatorem: LD LD gdzte: nn —

Kod rozkazu

u) Rys.

Ostatnim trybem adresowania, jakim się tu zajmiemy, jest adresowanie indeksowe„przedstawione na rys. 6.8. Adres argumentu jest tu sumą dwóch składników: zawartości specjalnego rejestru indeksowego oraz adresu bezpośredniego (zwanego przesunięciem) — umieszczonego w pamięci za kodem operacji. Teraz już wierny, jaka jest funkcja dwóch 16-bitowych rejestrów indeksowych IX iIY. znaczącą część adresu (bity 0-7). Adresowanie indeksowe jest więc połączeniem adresowania bezpośredniego i adresowania za pomocą wskaźników. Istnieje tu możliwość łatwej modyfikacji adresu. Adresowanie indeksowe jest wygodne przede wszystkim do przeglądania tablic. Wtedy adres początku tablicy jest umieszczany w rejestrze indeksowym, a w kodzie rozkazu umieszcza się numer pozycji w tablicy (rys. 6.9). Rozkazy o adresowaniu indeksowym będziemy zapisywać następująco: r, (IX+ LD r LD(IX+d), gdz>e:

r — d — przesunięcie adresu — liczba ośmiobitowa ze znakiem w kodzie U2.

Rozkaz

)

o adresowania

indeksowym

0 1

2 Tablica 3 4

Rys. 6.9.

w pamięci

Wszystkie dotychczas wymienione rozkazy wykonują operację przesłania jednego słowa — liczby ośmiobitowej. Obok nich istnieją rozkazy przesłań liczb 16-bitowych. Są to: — rozkazy z argumentem bezpośrednim LD pp, nn

gdzte: BC,— pp DE, jeden HL, zSP, rejestrów IX, I Y,16-bitowych

nn — rys. 6.10);

Rys. ó.10. argumentem bezpośrednim

— rozkazy o adresowaniu bezpośrednim LD pIt, (nn) — wpis do rejestru 16-bitowego,

(nn+(nn), pp — wpis do dwóch kolejnych komórek pamięci o adresach (nn), LD Sposób umieszczenia liczby 16-bitowej w pamięci jest pokazany na rys. 6.11. Pamieć

mniej znaczacy

bajt

bardziej znaczący bajt

Rys. 6.11.

Przypuśćmy, że w programie konieczne jest przesłanie zawartości komórki pamięci o adresie 100 do komórki pamięci o adresie 150, a następnie v;pisanie pod adres 100 liczby 25. Trzy z wielu możliwych sekwencji rozkazów są następujące: a) (DE), LD (HL), LD LD A, (HL) (DE), LD B,25 LD (HL), B LD

b)

LD A, (100) LD (150), A LD A,25 LD (100), A

c) IX, LD

(IX+0) LD A, (IX+ LD LD A,25 (IX+0), A LD

We fragmencie (a) wykorzystaliśmy adresowanie przy użyciu wskaźników danych, DE, HL.po uprzednim wpisaniu adresów do tych wskaźników — fragmencie (b) wykorzystane są rozkazy z adresowaniem bezpośrednim, a v, (c)— z adresowaniem indeksowym. Który z nich jest lepszy, trudno jednoznacznie ocenić — zależy to od całości programu, którego częścią są prezentowane fragmenty. Pozorna jest bowiem krótkość programu (b) — mimo mniejszej liczby rozkazów zajmie ona w pamięci dokładnie tyle samo słów, co fragment (a). (Niedowiarki niech sprawdzą). Zwróćmy jeszcze uwagę na fakt, że niezależnie od użytego trybu adresowania przesłanie zawartości jednej komórki pamięci do innej odbywa się za pośrednictwem rejestru mikroprocesora (tu akumulatora). 90

Rozkazy arytmetyczno-logiczne pozwalają na wykonanie elementarnych działań arytmetycznych (dodawanie i odejmowanie) i logicznych (suma, iloczyn, suma mod 2). Jednym z argumentów działania jest zawsze zawartość akumulatora, drugi może być umieszczony w rejestrze uniwersalnym lub w pamięci. Wynik jest umieszczany w akumulatorze. Rozkazy te powodują więc wykonanie operacji A ~ Aops gdzie : A — rejestr akumulatora,

op —, +, — symbol operacji:

s — B, C, Jeden D, E, H, z rejestrów L A,

mórka pamięci adresowana przez wskaźnik HL, adresowana w trybie indeksowym. Tablica 6.1. Zestawienie rozkazów arytmetycznych i logicznych

Zestawienie rozkazów arytmetyczno-logicznych przedstawione jest w tablicy 6.1. Przykładowo rozkazy dodawania i sumy logicznei w różnych trybach adresowania będą zapisywane jako — bezadresowe:

ADD A,B OR A,B — adresowane za pomocą wskaźnika danych HL:

ADD A, (HL) — z argumentem bezpośrednim:

ADD A,35 OR A,3BH — adresowane indeksowo:

ADD A, (IX+

Formaty tych rozkazów są podobne jak formaty rozkazów przesłań o odpowiednim trybie adresowanin Dwa ostatnie rozkazy z tablicy 6.1 różnią się nieco od

pozostałych. Są to rozkazy jednoargumentowe — wykonują operację na zawartośB)jednego z rejestrów uniwersalnych (na przykład INC ci zaadresowanej zawartością rejestru HL nywanie operacji arytmetycznych z tablicy 6.1. nie wymaga tu chyba komentarza (mniej uważnych Czytelników odsyłamy do rozdz. 3), może z wyjątkiem operacji porównania. Rozkaz CP A,s wykonuje operację odjęcia s od akumulatora, z tym że wynik odejmowania nie jest nigdzie wpisywany, a tylko zostają ustawione znaczniki zgodnie z tym wynikiem. I tak będzie: — Z = — CF= 1, gdy A < s — traktowane jako liczby dodatnie.

Zajmijmy się teraz operacjami logicznymi. Operacje logiczne na słowie binarnym są wykonywane na każdym bicie osobno. Na przykład, jeżeli zawatość rejestrów mikroprocesora jest następująca: A = 10011101B, B=

to w wyniku wykonania rozkazów A,B OR AND A,B XOR

Przy użyciu operacji logicznych można dokonywać operacji na pojedynczych bitach rejestrów (lub pamięci). Na przykład: — ustawienie w stan 1 bitu b

OR A,00000100B — zerowanie bitu bz

AND A,11111011B — negowanie bitu b~ XOR A,00000100B

Argument maski — bezpośredni użyty w tych rozkazach nosi nazwę (zostawia bez zmian) wszystkie bity słowa z wyjątkiem wybranego. Z80 ma również specjalne rozkazy do ustawiania, zerowania i testowania bitów słowa, ale nie będziemy się tu nimi zajmować. Rozkazy arytmetyczne wymienione w tablicy 6.1 należy uzupełnić o rozkazy przesunięć, pozwalające na przesunięcie o jeden bit w prawo lub w lewo zawartości dowolnego rejestru lub komórki pamięci. Zestawienie rozkazów przesunięć jest podane w tablicy 6.2. Rozkaz SLA A

realizuje mnożenie przez 2 liczby umieszczonej w akumulatorze. Dotyczy to zarówno liczby bez znaku (w zapisie NB) oraz liczby ze znakiem (w zapisie U2)— pod warunkiem nieprzekroczenia zakresu (prosimy sprawdzić zaglądając do podrozdz. 3.4). Dla dzielenia liczb potrzebne są już dwa różne rozkazy: 92

Tablica 6.2.

SRA A — realizuje dzielenie przez 2 liczby ze znakiem w zapisie U2, SRL A — realizuje dzielenie przez 2 liczby dodatniej.

Wykonanie każdego z wymienionych rozkazów arytmetycznych i logicznych spowoduje ustawienie znaczników w rejestrze F zgodnie z wynikiem operacji. Mając do dyspozycji wymienione wyżej rozkazy, możemy napisać program realizujący dowolne obliczenie matematyczne. Na przykład program realizujący mnożenie przez 6 liczby umieszczonej w rejestrze B ma postać (porównaj z programem z podrozdz. 5.1, poniżej średnik oddziela komentarz) :

A,B LD SLA ~ 2B A

B,A ;B 2B LD SLA ~ 4B A

A,B ; ADD B,A ;B~6B LD

Powyższy program będzie działał poprawnie tylko wtedy, gdy początkowa B zawartość rejestru mniejszy od 256 — czyli nie przekracza zakresu ośmiobitowej liczby binarnej. Przekroczenie zakresu będzie sygnalizowane ustawieniem znacznika CY. Jeżeli

zależy nam na większym zakresie liczb, musimy działać na liczbach 16-bitowych umieszczonych liczbach podwójnej w parach precyzji. rejestrów — tzw. mnożenia przez 2 liczby 16-bitowej, umieszczonej w parze rejestrów BC, realizuje sekwencja rozkazów: SLA C B RL

Natomiast BC, DE dodanie dwóch liczb z par rejestrów realizuje program: 93

A,E LD ADD A,ć"

; dodanie mniej znaczących bajtów

EA LD

A,D LD A,B ADC D,A LD

; dodanie bardziej znaczących bajtów i znacznika C." Y

Teraz Czytelniku spróbuj napisać program mnożenia przez 6 liczby z rejestru 8, umieszczający wynik w parze rejestrów BC.

A my przedstawimy jeszcze program obliczający wartość wyrażenia w = 3a — 2b+

b, cwartości liczb a, dla mięci w komórkach 100, 101, 102; wynik będzie umieszczony w komórce 103. Założymy, b, c że wartości liczb a, nadmiar. Oto program: IX,100 LD A,(IX+0) LD

; A~a

A SLA

A,(IX+ ADD B,(IX+ LD 8 SLA

2a

;A

;8b ;8 2b 3a-2b

A,B SUB

B,(IX+ LD SRA 8

A,B ADD

(IX+ 3),A LD

;B~c ; B~c!2 3a — 2b +

; (103) w

Często w programach wygodnie jest używać zapisu liczb BCD. Wykonywanie działań na tych liczbach umożliwia rozkaz korekcji dziesiętnej DAA

Rozkazu tego należy używać bezpośrednio po rozkazie dodawania lub odejmowania. Wykonuje on wtedy korekcję dziesiętną zawartości akumulatora — czyli wyniku operacji wykonanej przez poprzedzający rozkaz (kto nie pamięta na czym to polega, niech zajrzy do rozdz. 3). Tak więc na przykład dodanie dwóch liczb w kodzie BCD, umieszczonych w rejestrach A i 8, wymaga wykonania sekwencji rozkazów: A,B ADD DAA

Wszystkie z dotychczas omówionych rozkazów operują na liczbach 8-bitowych. Istnieją również rozkazy operujące na liczbach 16-bitowych umieszczonych w rejestrach procesora. Wymienimy tu dwa z nich:

inkrement (dodanie 1) INC ss

(ss ~ ss+1),

dekrement (odjęcie 1) DEC ss (ss ss — 1),

gdzieDE, BC, zamiast HL, ss można wstawić dowolny z rejestrów 16-bitowych IX, IY. WS, 6,4

Skoki

Rozkazy poznane dotychczas umożliwiają napisanie programu, który będzie realizował się tak, że po wykonaniu jednego rozkazu będzie wykonywany następny, umieszczony w pamięci bezpośrednio po nim. Czasem chcielibyśmy zmienić tę naturalną kolejność wykonywania rozkazów, chociażby w celu powtórzenia programu od początku po jego zakończeniu. Umożliwiają to rozkazy Rozkaz skoku skoku. nn JP

Jego wykonanie polega na wpisaniu liczby nn LR~nn,

nn czyli rys. 6.12. Adres skoku nn argument bezpośredni (rys. 6.13). Pamięć

Kod rozkazu skoku

Rys. 6.12.

Rozkaz JP nn skoku bezwarunkowego. sterowania mikroprocesora — jest to rozkaz często chcielibyśmy, aby wykonanie pewnego fragmentu programu było uzależnione od wyniku poprzednio wykonywanej operacji arytmetycznej czy logicznej.

mniej znaczący bajt

Rys. 6.13.

bardziej znaczący bajt

95

skoków Do tego warunkowych. celu służą rozkazy wego jest uzależnione od spełnienia warunku podanego w rozkazie. Na przykład operację wykonywaną przez rozkaz „skocz gdy zero": Z,nn JP

można zapisać w postaci warunku:

LR nn;Z = 1 to jeżeli Czyli skok jest wykonywany (skok jest efektywny), jeżeli znacznik Z został ustawiony w stan 1 w wyniku wcześniej wykonywanych rozkazów, jeżeli zaś Z = 0, to jako kolejny wykonywany jest rozkaz umieszczony w pamięci za rozkazem skoku. Jako warunek może być użyty stan jednego ze znaczników Z, CY, S, PlV

'z rejestru F. Tablica 6.3.

Rozkazy skoków, a skoków warunkowych w szczególności, pozwalają na pętli — w programie tzw. tworzenie ne wielokrotnie, określoną liczbę razy lub do spełnienia pewnego warunku, oraz pozwalają na uzależnienie wykonania lub opuszczenia fragmentu programu w zależności od wyniku poprzednio wykonywanej operacji. Rozważmy teraz przykładowy program realizujący mnożenie dwóch liczb dodatnich różnych od zera, umieszczonych w rejestrach C i D,

D wyniku mnożenia zostanie przekroczony zakres, to zawartość rejestrów C i w nie będzie zmie siana. Mnożenie wykonamy najprostszą metodą — wielokrotnego dodawania. Załóżmy, że program umieścimy w pamięci od adresu 100. Komentarz

100 101

Program LD A,O

102

B,D LD

; ustawteme aczmka pęta

ADD A,C JP C,112

; A ~A+C

Adresy

103 104 105

106

B DEC

107 108 109 111

112

110

JP NZ,103 LD C,A

;A0

wyjście jeżeli CY= 1 ; zmniejszenie licznika pętli ; skok do początku pętli ; jeżeli B g0 ; wpisanie wyniku do C ; dalszy ciąg programu

Rozkazy w komórkach 103 do 110 tworzą pętlę programową dodawania. Na początku rejestr akumulatora jest zerowany, a do rejestru B mnożnik (z rejestru D). mnożna (z rejestru C) oraz odejmowana jedynka od mnożnika (rejestr B). skoku JP NZ,103 będzie efektywny (skok się wykona) tak długo, aż przy kolejnym odjęciu 1 (rozkaz DEC B) Z= więc B —tyle razy, ile wynosi wartość mnożnej wpisanej do rejestru

rolę licznika pętli. Tyle też razy nastąpi dodanie do siebie mnożnej. Rozkaz dodawania (ADD) powoduje ustawienie znaczników. Jeżeli w wyniku kolejnego dodawania pojawi się przeniesienie (będzie przekroczony zakres), to stanie się CY = 1 i skok JP C,112 zostanie wykonany. Nastąpi więc wyjście z pętli dodawania i zakończenie programu mnożenia bez zmiany rejestru C — zgodnie z wy-

maganiami. W powyższym programie adresy skoków są podane w postaci liczb. Wygodnie jest przy pisaniu programów adresy skoków podawać symbolicznie. Na przykład zamiast pisać JP NZ,103

napiszemy

JP NZ,DODAJ

DODAJ będzie symbolicznym adresem rozkazu, który ma być wykonany jako następny po wykonaniu rozkazu skoku. Dla zaznaczenia w programie, do którego rozkazu' odnosi się ten symbol, wpiszemy symbol jako etykietę W naszym przykładzie wyglądałoby to następująco: DODAJ: ADD A,C

Taka umowa umożliwi nam uniknięcia kłopotliwej czynności obliczania adresu

skoku — przynajmniej w fazie programowania. Obliczenie adresów jest oczywiście konieczne przed wpisaniem programu do pamięci, ale tym zajmiemy.się później.

Załóżmy teraz, że w pamięci, w kolejnych komórkach począwszy od adresu OCOOH, umieszczonych jest 256 liczb dodatnich. Naszym zadaniem jest napisanie programu, który wyszuka w tej tablicy liczbę największą i umieści jej adres w parze rejestrów DE. LD HL,OCOOH LD B,256 LD A,O DALEJ: CP A,(HL) JP NC,NIE A,(HL) LD DH LD

; początek tablicy ; licznik pętli ; zerowanie A ; porównanie ; skok jeżeli A>(HL) ; do A większa wartość ; do DE

EL LD NIE

HL INC B DEC

4 — Mikrokomputery

; zwiększenie adresu ; zmniejszenie licznika 97

JP NZ,DALEJ

; skokgdyB g 0 ; dalszy ciąg programu

Mamy nadzieję, że analiza programu nie sprawi Czytelnikowi większego kłopotu.

Obok rozpatrywanych dotąd rozkazów skoków, w których adres jest argumentem bezpośrednim — podawanym przez programistę, istnieją rozkazy skoku bezwarunkowego„w których adres jest umieszczony w rejestrze mikroproFlL ; LR~HL, JP IA ; I.R IX, JP IY ; LR~IY. JP

Rozkazów takich używa się w tych przypadkach, gdy adres programu, który chcemy wykonać, zależy od wyników obliczeń prowadzonych w programie. 6.5

Podprogramy. Stos

Przypuśćrny, że mamy napisać program obliczający wartość wyrażenia w= a-'+ b>

b — założymy, że liczba a jest umieszczona w rejestrze C, a liczba Jeżeli możemy napisać następujący program (dła uproszczenia założymy jeszcze, że nie zostanie przekroczony zakres liczb ośmiobitowych):

DODA:

B,C LD E,C LD LD 3,0 A,B ADD

; B~a ; E~a

; obliczenie a> przez wielokrotne dodawanie

E DEC

JP NZ,DODA LD C,A B,D LD

DODB:

;C a> ;bB

E,D LD LD 3,0

; E~b

A,B ADD

; obliczenie b>

E DEC

JP NZ,DODB

ADD A,C

; A ~ a>+b>

Uważny Czytelnik widzi, że w powyższym programie znajdują się identyczne

sekwencje rozkazów, które wykonują operację podniesienia do kwadratu. Dla

podoszczędności miejsca w pamięci można taki fragment zapisać osobno jako program — może być wykonywana programu głównego. wielokrotnie w różnych miejscach 98

Wykonuje się to przez umieszczenie w programie głównym specjalnego rozkazu skoku do podprogramu nn CALL

Rozkaz ten różni się od zwykłego rozkazu skoku tym, że przed wpisaniem adresu nn poprzednia wartość LR. licznika LR — rozkazów będzie zwiększana, więc ten zapamiętany stan

— wskazuje adres następnego rozkazu za rozkazem CALL. Umożliwia to powrót do wykonywania programu głównego po wykonaniu podprogramu (rys. 6.14). W tym celu podprogram należy zakończyć rozkazem RET

którego wykonanie powoduje wpisanie do licznika rozkazów zapamiętanego śladu. Program główny

Podprogram

Rys. 6.14.

Wróćmy do naszego przykładu. Możemy napisać podprogram obliczający kwadrat liczby umieszczonej w rejestrze B: KWAD: LD E,B

LD A,O DODAJ: ADD A,B E DEC

JP NZ,DODAJ. RET

I program obliczający a>+ b>: LD B,C CALL KWAD LD CA

B,D LD CALL KWAD

ADD A,C 99

Format rozkazu CALL RET jest natomiast rozkazem jednobajtowym — zawiera tylko kod operacji. Do zapamiętywania adresu powrotu z podprogramu (śladu) służy zwykle wydzielony fragment pamięci zorganizowanej w formie stosu. Stos stronnym dostępem. Nazwa nie jest przypadkowa — pamięć tak zorganizowaną można przyrównać np. do stosu książek ułożonych jedna na drugiej. Zapis informacji na stos odpowiada położeniu książki na wierzch, odczyt (zdjęcie) informacji ze stosu — zabraniu jednej książki (rys. 6.15). Dostępna jest tylko informacja umieszczona na samym wierzchołku stosu (ostatnio zapisana). Dopiero jej odczytanie (zdjęcie ze stosu) odsłoni kolejną, zapisaną na pozycji niższej. Tak więc informacje mogą być odczytywane ze stosu w kolejności odwrotnej niż były na stos zapisane — jako pierwsza będzie odczytana informacja zapisana ostatnio.

a)

dczyt

Stos

Odczyt: WS- WS+1

Rys. b) odczyt

Rys. 6.16.

Organizację stosu w mikroprocesorze pokazuje rys. 6.16. Adres wierzchołka wskaźniku stosu jest umieszczony stosu w specjalnym rejestrze mikroprocesora —

— WS. Zadaniem programisty jest taki podział pamięci, aby stos nie pokrywał się z częściami pamięci przeznaczonymi na program i dane, oraz umieszczenie na początku programu rozkazu (np. LD WS,nn) adres dna stosu.

Wykonanie rozkazu skoku do podprogramu nn CALL

powoduje więc wykonanie czynności LR — 1) ~ (WS (WSo-z LR — 2) ~ WS ~ WS — 2 LR ~nn

Natomiast rozkaz powrotu z podprogramu RET

100

LR zapis

Podpr og ra m III

Rys. 6.17.

powoduje wykonanie czynności odwrotnych: LRo-~ ~ LRs-is ~ WS ~ WS+2

Po co to wszystko? Otóż przechowywanie śladów na stosie umożliwia tzw. zagnieżdżenie podprogramów, czyli skok do podprogramu wewnątrz innego podprogramu, tak jak pokazano to na rys. 6.17. Często może się zdarzyć, że chcemy, aby podprogram nie zmieniał stanu pewnych rejestrów z programu głównego, a wygodnie byłoby użyć tych rejestrów również w podprogramie. W takim przypadku można na początku podprogramu zapisać stan tych rejestrów na stos i na końcu odtworzyć ich wartość (zdjąć ze stosu). Do tych celów służą rozkazy: — zapisu na stos PUSH pp

— zdjęcia ze stosu POP pp

gdzie IX IY zamiast pp możemy zapisać dowolny z rejestrów DF., HL.

Należy pamiętać, żeby zdejmować ze stosu zawartość rejestrów w przeciwnej kolejności niż były zapisywane. Na przykład: AF PUSH BC PUSH HL PUSH

treść podprogramu HL POP

BC POP AF POP RET

6.6

Rozkazy wejścia-wyjście Rozkazy wejścia-wyjścia służą do komunikac więc urządzeniami zewnętrznymi i za ich po ich pomocą możliwe jest przesłanie danych mikroprocesorem.

Podstawowymi rozkazami czytania w mik A,(n) IN

powodujący wczytanie danych z wejścia o ad r,(C) IN

powodujący wczytanie danych z wejścia o a

dowolnego z rejestrów uniwersalnych mikroprocesora. Adres weąscia ąest osm>o hitowy. %' wyniku wykonania tego drugiego rozkazu są ustawiane znaczniki w F rejestrze Rozkazy wyjścia wykonują operację odwrotną: (n),A OUT

nprzesyła na wyjście o numerze (C),r OUT

przesyła na wyjście o numerze zapisanym w C uniwersalnych mikroprocesora.

Przykłady wykorzystania rozkazów wejścia-wyjścia zostaną podane w następnym rozdziale.

7.1

KorAUAlkBc)B AllkI'oPI'ocBsof'B I Ukł'BCIBAlI Potraktujemy teraz mikroprocesor jako „czarną skrzynkę" — układ scalony, który coś tam w środku robi (co, to już wierny z poprzednich rozdziałów) — i zajmiemy się sposobem, w jaki współpracuje on (czyli wymienia informację) z pozostałymi blokami mikrokomputera — pamięcią i układami wejścia-wyjścia (patrz rys. 5.7). Sygnały zewnętrzne mikroprocesora Z80, wraz z numerami wyprowadzeń, są przedstawione na rys. 7.1. Wyróżnić można następujące grupy sygnałów (magistrale): — magistralę adresową, — magistralę danych,

— sygnały sterujące, a wśród nich: — systemową magistralę sterującą, — sygnały sterujące mikroprocesora, — sygnały sterujące magistral. Funkcje magistral adresowej i danych już znamy (kto nie pamięta, niech zajrzy do rozdz. 5). Zajmijmy się teraz sygnałymi sterującymi. Za pomocą sygnałów wchodzących w skład systemowej magistrali sterującej mikroprocesor steruje bezpośrednio pracą pamięci i układów wejścia-wyjścia, określając chwilę i rodzaj operacji (zapis, odczyt), jaką mają one wykonać. Są to sygnały:

— MREg — zapisać) informację do lub z komórki pamięci, której adres jest podany na magistrali adresowej;

— IORg — pisać) informację do lub z układu wejścia-wyjścia, którego adres wysłał wcześniej na magistralę adresową; .

— RD — brania) informacji z pamięci lub układu wejścia-wyjścia; jednoczesne pojawienie się sygnałów MREg 103

I3) A)t

A lp

A tz

Ag

A ts

A t)

A tA

A7

A ts

As

ifi

AS

DA

AA

Ds

A3

DS

Az

Ds

Al

ł+SV) UCC Dz

Systemowa mag istra la sterujaca

Magistrala adi'esowa

Sygnały sterujące procesor

Ap MASA (PV) Dwuk i e runk o w a RFŚH

Dp

Mt

0

REŚET

INT

BUŚRQ

Nh/I

AIT

HAL T

UŚAK

magistrala

Sygnały sterujące

danych

magistrale

MREg

IORP

Rys.

odczyt pamięci, natomiast jednoczesne pojawienie się sygnałów 1ORO wskazuje na odczyt z wejścia;

— WR — wskazuje, że na miagistralę danych wysłana jest informacja do zapisu MREg, w pamięci — o ile sygnał WR występuje jednocześnie z na wyjście — jeżeli mikroprocesor wysyła sygnał WR jednocześnie z lORg; — Ml — wskazuje, że mikroprocesor pobiera z pamięci kod rozkazu (faza pobrania cyklu rozkazowego).

Oznaczenia powyższych sygnałów (a także następnych) są skrótami angielskich nazw operacji MREg — — np. RD — ci, przyzwyczaić Czytelnika do powszechnie stosowanych, również w literaturze polskiej, oznaczeń angielskich.

Sygnały sterujące mikroprocesora służą do przekazywania informacji o stanach specjalnych w systemie mikroprocesorowym. I tak: — HALT — STOP — nie wykonuje wtedy rozkazów; 10

— RESET —

RESET początkowy; pojawienie się sygnału wanie licznika rozkazów (stan pozostałych rejestrów mikroprocesora pozostaje bez zmian) — a więc mikroprocesor rozpoczyna wykonywanie programu umieszczonego w pamięci od adresu 0; sygnał RESET krokomputera, np. ze specjalnego przycisku — przez użytkownika lub z zasilacza — automatycznie po włączeniu zasilania; — INT, NMI — poźniej;

— WĄI T —

mują mikroprocesor, że nie są jeszcze gotowe do przyjęcia lub wysłania informacji — czyli wykonania operacji określonej przez sygnały systemowej magistrali sterującej.

Sygnały sterujące magistral służą pewnym urządzeniom zewnętrznym do tzw. bezpośredniego dostępu do pamięci. W urządzenia takie (są to najczęściej tzw. pamięci zewnętrzne na dyskach elastycznych) są wyposażone tylko bardziej rozbudowane systemy, a z całą pewnością nie mikrokomputery budowane amator-

sko. Urządzenia te są bowiem znacznie droższe od całej reszty mikrokomputera, a w Polsce praktycznie niedostępne dla osób prywatnych. Dlatego nie będziemy się nimi tu zajmowali. Wszystkie sygnały sterujące są podane w postaci zanegowanej. Oznacza to, że poziomem aktywnym — nakazującym wykonanie danej operacji, czy też informującym o określonym stanie — jest poziom niski — zero logiczne (napięcie 0 do 0,8 V).

Jak pamiętamy z rozdziału 5, podstawową czynnością mikroprocesora jest wykonywanie rozkazów. W każdym cyklu rozkazowym mikroprocesor pobiera z pamięci kod rozkazu i wykonuje ten rozkaz. W czasie wykonania rozkazu, w zależności od jego treści, mikroprocesor może również odczytywać lub zapisywać dane do pamięci (lub układów wejścia-wyjścia). Każdorazowy zapis lub odczyt pamięci wymaga dostępu do pamięci, czyli wykonania następujących czynności:

— wysłania adresu na magistralę adresową,

— wysłania odpowiednich sygnałów na magistralę sterującą, — wysłania informacji na magistralę danych (zapis) lub — odczytania informacji z magistrali danych (odczyt).

cyklu maszynowym. Każdy dostęp do pamięci jest realizowany w jednym rozkazowy jest więc wykonywany w ciągu jednego lub kilku cykli maszynowych — tylu, ile dostępów do pamięci jest koniecznych dla wykonania rozkazu. Praca mikroprocesora jest synchronizowana sygnałem zegarowym. Rys. 7.2 pokazuje podział taktów zegara podstawowego cyklu rozkazowego mikroprocesora. Cykl rozkazowy składa się z trzech cykli maszynowych: I— —7 — MR — odczyt pamięci trwający 3 takty zegara, — 7 H' —

To, jakie cykle maszynowe wchodzą w skład cyklu rozkazowego, zależy oczywiś105

Rys.

cie od treści wykonywanego rozkazu i trybu adresowania argumentów umieszczonych w pamięci. Zawsze jednak pierwszym cyklem maszynowym w cyklu rozkazowym jest cykl pobrania kodu operacji. Po nim mogą być wykonywane cykle zapisu lub odczytu pamięci oraz odczytu lub zapisu wejścia-wyjścia. W rozkazach nie wymagających w fazie wykonania dostępu do pamięci — cykl

jest jednocześnie całym cyklem rozkazowym.

Prześłedźmy teraz przebiegi czasowe sygnałów na magistralach przy wykon

waniu n. (HL), przykładowego rozkazu LD

trzebne trzy dostępy do pamięci w celu: — pobrania kodu operacji, — pobrania argumentu bezpośredniego, — zapisu pobranego argumentu pod adres (HL).

Ap A ts hf REr7

R0

WR

0p —.' 07 Dane

z pamięci

rzeci Dane Dane z mikro—

stan z pamięci procesora

Rys.

Odpowiednie przebiegi czasowe są pokazane na rys. 7.3. W czasie pierwszego cyTb maszynowego mikroprocesor pobiera kod operacji. W tym celu, w takcie klu wysyła on na magistralę adresową zawartość licznika rozkazów oraz podaje stan niski (zero) na linie MREg

mięci. Ponadto zero jest podane na linię Ml, co informuje, że jest to cykl pobrania kodu rozkazu. W odpowiedzi na te sygnały pamięć musi wysłać na magistralę danych zawartość komórki o podanym adresie — musi to zrobić w czasie trwania taktu T~. strali danych (i traktuje ją jako kod rozkazu). W czasie taktów T. zdekodowanie i — o ile to możliwe (gdy nie jest konieczny dalszy dostęp do pamięci) — wykonanie rozkazu. Czas ten mikroprocesor wykorzystuje ponadto na tzw. odświeżanie pamięci dynamicznej, ale tym na razie nie będziemy się zajmowali. W naszym przypadku konieczne jest, w fazie wykonania, pobranie argumentu bezpośredniego. Mikroprocesor wykonuje więc cykl odczytu pamięci MR. Cykl ten przebiega podobnie jak Ml, z tą zasadniczą różnicą, że nie jest teraz wysyłane zero na linię Ml. Cykl kończy się wczytaniem informacji z magistrali danych w takcie T~. mięci MW. Wysyła on — na magistralę adresową — adres komórki pamięci, do której chce wpisać dane (w naszym przykładzie adres ten to zawartość pary rejeRL); strów ski na linie MREg sać dane z magistrali danych do zaadresowanej komórki. W podobny sposób jak cykle MR i M8' przebiegają cykle zapisu i odczytu układów wejścia-wyjścia, z tym, że wtedy zero jest podawane na linię lORg zamiast na MRFg.

Z powyższego wynika, że dla zapewnienia poprawnej pracy mikrokomputera konieczne jest takie dołączenie pamięci i układów wejścia-wyjścia do magistral, aby:

— wykonywały się operacje nakazane sygnałami sterującymi, — każda komórka pamięci i każdy układ wejścia-wyjścia miały różne adresy. Jak to zrobić — czyli jak zbudować mikrokomputer — postaramy się wyjaśnić w dalszym ciągu tego rozdziału. 7.2

Pamięć Małe v,ymiary, niska cena oraz mały pobór mocy — oto wymagania, które, co chyba oczywiste, postawimy układom pamięci, które zastosujemy v mikrokomputerze. Wymagania te spełniają tylko pamięci półprzewodnikowe, produkowane jako układy scalone LSI, i w zasadzie tylko one są stosowane do budowy mikrokomputerów. Wykorzystuje się dwa typy pamięci: — pamięć pamięć typuzapisywalną RAM, — — pamięć typu ROM. stałą — pamięć Do półprzewodnikowej pamięci zapisywalnej RAM nazwa pochodzi od ang. random pie) mikroprocesor może zapisywać informację oraz ją odczytywać. Niestety, paRAM mięci napięcie zasilania, a po jego wyłączeniu tracą zapisaną w nich informację. Wy107

Magistrala adresowa

Magistrala danych Magistrala

sterująca

Do urządzeń zewnętrznych

Rys. 7.4. Schemat blokowy mikrokomputera

klucza to budowę pamięci mikrokomputera tylko z takich elementów, po każdy zanik napięcia zasilania powodowałby wymazanie programu i koniec ność wprowadzania go za pomocą jakiegoś dodatkowego urządzenia. Dla w systemach mikroprocesorowych zawsze obok pamięci typu RAM stosu pamięć read only stałą memory — ROM — (od ang. czytać). Z pamięci ROM mikroprocesor może tylko czytać informację, nie m do niej nic wpisać — zapis informacji wymaga tu specjalnych warunkó możliwy w czasie normalnej pracy mikrokomputera, ale za to pamięć RO mięta również przy braku zasilania. Schemat blokowy mikrokomputera więc narysować tak jak na rys. 7.4. Podział przestrzeni adresowej na częśc znaczone na pamięci typu ROM i RAM zależy oczywiście od konstruktora. W

pamięci ROM są zapisane: stały program oraz dane nie zmieniające się w c pracy. Przykładowo, w komputerze osobistym, może to być program gry tel zyjnej, czy też program komunikacji z użytkownikiem — umożliwiający w dzenie do mikrokomputera programu użytkownika (np. z klawiatury czy z a)

b) jście /Wyjscie Adres

Adr

ne

Rys. 7.5. Schemat funkcjonalny typowego modułu pamięci: a) ROM; b) RAM 108

netofonu). Program użytkownika wpisany zostanie oczywiście do pamięci RAM. W pamięci RAM cze, z których korzystają programy np. do zapamiętywania wyników częściowych obliczeń itp.

Na rys. 7.5 są pokazane schematy funkcjonalne typowych modułów pamięci ROM i RAM. półprzewodnikowej typu adresowych AD, poprzez które jest podawany adres komórki pamięci, oraz pewną liczbę wyjść danych D, ci o adresie podanym na AD. bezpośrednie ich

duł ma dodatkowe wejście wybierające (jedno lub więcej) — CS. Gdy CS= 1, wyjD ście dane z pamięci. Pamięci typu RAM R/H', przy czym zwykle — Riłł'= 1 — określa operację odczytu z pamięci, — R;N = 0 — określa operację zapisu do pamięci.

Operacja zapisu lub odczytu jest wykonywana tylko wtedy, gdy jest CS = 0. W ście danych clo pamięci RAM wiednie

wejście — gdy R/łł'= 0 i CS= 0, lub są w trzecim stanie — gdy CS= 1. Moduł pamięci charakteryzuje się, podając jego pojemność, organizację i czas dostępu.

Pojemność jest to liczba bitów informacji, jaką można zapisać do modułu pa

mięci — podawana w bitach lub kilobitach (K bitach), albo w słowach lub wach (K słowach), przy czym: 1K = 2i< = 1024

Organizacja wskazuje na sposób rozmieszczenia bitów w słowa. Na przykł moduł pamięci o pojemności 4K bitów może być zorganizowany między inn jako:

512 x 8, co oznacza 512 słów ośmiobitowych, 1K x 4, co oznacza 1024 słowa czterobitowe, 4K x 1, co oznacza 4096 pojedyncze bity.

Można budować bloki pamięci o dowolnej długości słowa przez równoległe łączenie modułów, tak jak pokazano przykładowr na rys. 7.6.

Czas t, —dostępu —

ĄD wejściu sie — przy C;S = 0 (rys. 7.7a). Jest to podstawowy parametr określający sz łania paniięci — zawsze podawany przez producenta. Każdy z modułów p użyty do budowy mikrokomputera musi mieć czas dostępu mniejszy niż wymagany przez uźyty mikroprocesor. Czas dostępu wymagany przez mikrop sor można określić, analizując np. jego cykl M1, tak jak pokazano to na rys. 7.7b

mikroprocesora Z80. Adres jest wysłany na magistralę adresową w takcie 'li z opóźnieniem v stosunku do przedniego zbocza zegara tę~.

109

D7

Ds D r

Dr, xx

xx I

+

0

0E

20 0 01

Ag "'At Ap

Rys.

CS

pamięci

2 magistrali adresowej

odczytywane podczas przedniego zbocza zegara w takcie Ts,

z wyprzedzeniem to<.

2łamax lp lgAmnx =

Dla częstotliwości zegara 4MHz można przyjąć (z katalogu):

tę lęAmax = ŹDjtlmin = 50 ns. Czyli t.m~ — — 340 ns.

Co jednak zrobić, gdy nie dysponujemy modułami pamięci o wymagany czasie dostępu? W każdym razie nie załamujmy się. Wymagany czas dostę można w zasadzie dowolnie wydłużyć, wykorzystując odpowiednio jeden z b) a)

Adres

Ap A 1

Wyjście RD

0p-01

Rys.mikroprocesor czasu dostępu przez 110

WAI T.sterujących mikroprocesora — nałów cić do przebiegów czasowych sygnałów w czasie wykonywania cykli maszynowych (rys. 7.3). Otóż, nym zTjest WAI r~ł łi> mikroprocesor stwierdzi, że na linii

Ap-Ał WAIT

MREP

RD

Rys.

Dp-D7

łł'3 IT

w stan oczekiwania WAI'T — na gotowość pamięci —

T» takty oczekiwania wy wane w takcie Tł dza, czywna linii WĄIT kroprocesor stwierdzi, że jest WAIT= takcie kontynuuje przerwany cykl maszynowy (np, v czytanie danych z magistra-

li danych). Tak więc, generując odpowiednio sygnał WAIT, możemy dowolnie wydłużyć wymagany przez mikroprocesor czas dostępu. Na rys. 7.9a jest przedstawiony przykład układu, który wymusza wstawienie 2 maszynowy, w którym mikroprocesor Z80 sięga do pamięci (rys. 7.9b). Likład ten powoduje tam' o2 więc zwiększenie czasu wimy Czytelnikowi.

Obecnie produkowane pamięci stałe można podzielić na trzy grupy: ROM —

procesu produkcyjnego; w pamięci takiej niemożliwa jest żadna zmiana raz wpibl

Ert

Rys. b) przebiegi czasowe

sanej zawartości; jeżeli są tam błędy — pamięć można tylko wyrzucić i

ducentowi wpisanie poprawionej zawartości do nowej pamięci; — PROM — pamięci stałe programowalne — zapis zawartości odby

użytkownika za pomocą specjalnego programatora; również w tym typie

— jak w ROM — nie jest możliwa zmiana raz wpisanego programu; — EPROM — pamięci stałe reprogramowalne — programowania pam nuje użytkownik za pomocą specjalnego programatora, jednak w tym typie

mięci możliwa jest zmiana wpisanego programu. Zawartość pamięci mo mazać przez naświetlenie promieniami ultrafioletowymi, po czym możliwe

jej ponowne zaprogramowanie.

Jest oczywiste, że dla konstruktorów — amatorów jedynym interesującym pamięci stałych są pamięci typu EPROM. Zbudowanie prostego programatora nie przekracza z pewnością możliwości elektronika — hobbysty, natomiast d skasowania zawartości pamięci EPROM można użyć (po niewielkich przer

kach) dowolnej lampy kwarcowej.

A7

CO (+5V) As

A5

Ag

Vpp (+5V,+25V) Ag A2

OE

A(p OE

A

07

00

05

0)

05

D2

DA

(OV) MASA

Ds

Rys.

Popularnym typem pamięci EPROM jest układ 2716 — produkowany pr wiele firm światowych — produkcja jego odpowiednika MCY 7716 jest rów

przygotowywana przez CEMI. Obecnie dostępny jest u nas na wolnym rynku w

cenie ok. 3000 zł. Jest to pamięć o pojemności 16384 (16K) bitów ułożonyc 2048 słowa ośmiobitowe (2K x 8). Wyprowadzenia modułu są pokazane n 7.10. Jedenaście wejść adresowych Ao,...,ślm pozwala na zaadresowanie jed

2048 komórek pamięci, której zawartość jest wysyłana na wyprowadzenia Do,...,D~. CE waniu.

określają rodzaj pracy pamięci zgodnie z tabelką z rys. 7.11.

W czasie programowania pamięci należy ustalić Vpp = 25V. Wtedy, gdy jes OE CE = 0,

Rys.

adresie podanym na Ao,...,Aio. Przebieg czasowy sygnałów w czasie programowania jest pokazany na rys. 7.12. Ważne jest, aby w czasie programowania zachować czasy podane na rys. 7.12. W przeciwnym razie pamięć może zostać zaprogramowana z błędami, a przekroczenie maksymalnej wartości czasu trwania staCE= 0 nu Vpp = 25V

Rys.

mowania układu 27 1 6

45 — : 55 ms

W czasie normalnej pracy jako pamięć mikrokomputera należy podać V,p —— OE = Vcc = 0= 5V. Wtedy, gdy jest wartości komórki o adresie podanym na Ao,...,Aio (przebieg czasowy na rys. 7.13a). Gdy jedno z wejść wybierających jest w stanie wysokim, wyprowaDo,...,Di dzenia (jak i inne układy pamięci) w różnych wersjach o różnym czasie dostępu. Przykładowo firma japońska Mitsubishi produkuje układy 2716K i 2716K-65 o czasach dostępu podanych w tabelce na rys. 7.13b. Gdy CE = 1, układ jest w stanie obniżonego poboru mocy. Prąd pobierany z zasilania wynosi wtedy średnio 10mA, CE = 0 podczas gdy przy Kasowanie zawartości pamięci następuje po naświetleniu jej promieniami ultrafioletowymi o długości fali 253,7 nm i intensywności ok. 15 Ws/cm' (dane z katalogu). Operacja kasowania powoduje wpisanie jedynki do wszystkich bitów pamięci. Przed każdym programowaniem należy sprawdzić, czy pamięć jest „czysta", tzn. czy zawiera same jedynki.

Podział ten wynika z technologii układów scalonych, wpływającej jednak w sposób istotny na sposób wykorzystania pamięci. Pamięć statyczna jest zbudowana z zespołu przerzutników, których czas pamiętania jest nieograniczony (oczywiście, jeżeli jest napięcie zasilania). Natomiast elementem pamiętającym w pamięci dynamicznej jest kondensator sterowany tranzystorem MOS. Kondensator naładowany do pewnego napięcia — wcześniej czy później rozładuje się. Dlatego też,

aby pamięć dynamiczna nie straciła swojej zawartości, należy zapewnić tzw. odświeżanie — polegające na podawaniu odpowiednich impulsów (które powodują odczytanie i ponowne zapamiętanie zawartości, niewidoczne dla użytkownika) na specjalne wejście. Wymaga to (dla większości mikroprocesorów) budowania specjalnego układu generującego impulsy odświeżające. Nie ma tego problemu przy stosowaniu mikroprocesora Z80, który sam wytwarza impulsy odświeżające. Pamięci dynamiczne mają zwykle większą pojemność jednego układu scalonego niż pamięci statyczne i mają niższą cenę (w przeliczeniu na 1 bit), ale stosowanie ich jest na pewno bardziej kłopotliwe. b) As

ucc ('sv)

As

47

Aą

As

As

Ag

I/O ) A)

I/O,

Az

I/O s I/O r,

cs

(OV) IńASA

Rys. lis

R/W

255

a)

AD~As Ap As

cs

max 85 ns

R/W

I /0 ) I/O

I/01 I/O Dane z pamieci

{ wyjście)

Dane do zapisu

{ wejściej

Rys.

Jedną z bardziej popularnych statycznych pamięci RAM jest układ 2114 o pojemności 4K bitów (I K x 4), produkowany również przez CFMI pod nazv2ą MCY 7114. W chv ili obecnej jest on jednak clostępny tylko na wolnym rynku w cenie ok. 1500 zł za układ. Wyprov,adzenia układu są pokazane na rys. 7.14. Dziesięć wejść adresov ych ;Io,...„źe pozwala na zaadresowanie 1024 czterobitowych słów. 1/Oi,...,I. O~ R. 8' wejść: przebiegi czasowe z rys. 7.15. Wartości liczbowe najistotniejszych czasów charakteryzujących działanie pamięci, podane na tym rysunku, dotyczą układu 2114A-S I« — —ltrmy Intel, o czasie dostępu i wiele innych) produkuje układy pamięci 2114 (lub odpowiedniki) o innych czasach dostępu (od 100 ocl 450 ns). 7.3

Budowa pamięci mikrokomputera Wierny już, że pamięć naszego mikrokomputera będziemy składać z modułów

ROM pamięci przy tym spełnić pewne wymagania:

— słowo pamięci musi mieć tyle bitów, ile ma magistrala danych, co możemy osiągnąć przez ewentualne równoległe łączenie modułów pamięci, znane już z podrozdz. 7.2 (rys. 7.6); — każda komórka pamięci musi mieć inny adres — czyli adresowanie komórek pamięci musi być jednoznaczne.

Jednoznaczność adresowania pamięci uzyskuje się dzieląc magistralę adresową mikrokomputera: młodsze bity magistrali wybierają komórkę pamięci wewnątrz modułu i są dołączone do wejść Ąi? modułów pamięci; starsze bity adresu wybierają moduł — dekoderami adresów poprzez —specjalne układy zwane ściami wybierającymi C5 modułów. Wygodnym układem scalonym przeznaczonym do dekodowania adresów, a produkowanym w Polsce, jest układ UCY Intel łł205) omówiony na końcu rozdz. 4, pokazany na rys.7.16. 115

a)

b)

c)

{+5 V)

Ap A)

Op

AZ

0)

E)

02

E2

Oa

E5 02

05

{PV)MASA

Rys.

prawdy

Adres

{hexl Pcmięć 0000

2000

A0

4000

A)z— 4)S A)4

8000

A 000

C 000

F F F F'

Rys.

Na rysunku 7.17a jest pokazany przykładowy sposób budowy pamięci mikro-

komputera złożonej z ośmiu modułów po 8K słów każdy. Bity AO,...,A)2 magistrali adresowej są dołączone do wejść adresowych każdego z modułów — wybierają więc komórkę pamięci wewnątrz modułu. Bardziej znaczące bity magistrali adresowej A)5, A)A, A)5 są podane na dekoder 74S405, którego wyjścia są połącz ne z wejściami CS modułów. Ponieważ w jednej chwili tylko na jednym z wyjść dekodera jest zero, więc tylko jeden z modułów pamięci będzie w tej chwili pracował — ten, którego numer jest podany na bitach A)~, A)4, A)5. Rysunek 7.17b mapę pamięci pokazuje tzw. adresów w przestrzeni adresowej mikrokomputera. Na rysunku 7.18 są przedstawione dwa sposoby połączenia układów 74S405, umożliwiające dekodowanie

ń p) < lźź o

p4 p) c)

V> En V) ćr> V) V)

oo cn

źź) źź) źź) źź) źź) źź) źźź źź)

V V u 4> 4> Ł>

at

74 CI5

N O

ćtź'

0 0

S4 V3

117

adresów większej liczby modułów o mniejszej pojemności, zajmujących całą przestrzeń adresową mikroprocesora — 16 modułów po 4K słów — rys. 7.18a i 64 moduły po 1K słów — rys. 7.18b.

Przykłady pełne dekodowanie powyższe pokazują gdy jest wykorzystana cała przestrzeń adresowa mikroprocesora. Często — głównie ze względów finansowych — rezygnujemy z pełnego wykorzystania przestrzeni adresowej mikroprocesora. Wtedy — dla uproszczenia dekodera — możemy zaczęściowe dekodowanie stosować jednoznaczność adresowania tylko w wykorzystanej części przestrzeni adresowej. Adresy Pamięć (hex)

0000

A0 OFFF 0

1000

A11

17FF

A1z F800

A13 FFFF

Rys. mapa pamięci

Prześledźmy to na przykładzie. Mamy zbudować pamięć mikrokomputera z ROM, modułów: trzech M2, M3 — Ml — 4K słów pamięci RAM. Chcemy, aby moduł Ml miał adresy 0 — :OFFFH (pierwsze 4K przestrzeni adresowej), moduł M2 — 1000H — : 17FFH, a moduł M3 — F400H — : FFFFH

(rys. 7.19). Wartości bitów A i 1,...,A1s adresów, które mają wybierać poszczególne moduły, są następujące: A 1 s A 14 A13 A12 A 11

0 0 0 0 x — M I (x — wartość dowolna) 0 0 0 1 0 — M2 1 1 1 1 1 — M3

Jak z tego widać, do określenia numeru modułu wystarczy wybrać dwa bity, np. A12 7.20. Układ dekodera adresów można również zbudować z elementów małego stopniai NAND. AND scalenia — np. bramek my zauważyć, że: — moduł M 1 może być wybrany zawsze, gdy A12 = 0, — moduł M3 — — moduł M2 — gdy Ais = 0 i A12 = l.

Teraz można łatwo narysować schemat pokazany na rys. 7.21. Czytelnik bez trudu sprawdzi, że oba układy realizuią wymaganą mapę pamięci. Skrupulatny Czytelnik zauważył z pewnością, że na skutek niepełnego dekodov,ania każdy z modułów w naszym przykładzie ma jeszcze inne adresy — a w przypadku dekode-

ra z bramek są one częściowo wspólne. Nie przeszkadza to jednak w niczym, ponieważ są to adresy spoza zakresu wykorzystywanego i nigdy nie powinny pojawić się na magistrali adresowej.

Ap A(t

AtZ

Rys.

wany z bramek

Dla poprawnej współpracy pamięci z mikroprocesorem konieczne jest jeszcze odpowiednie podłączenie sygnałów sterujących mikroprocesora, wyzna-

MREp, RD, czających rodzaj WR.i chwilę operacji — dla Z80 są to MRFg moduł pamięci powinien pracować (odpowiednie CS = 0) tylko wtedy, gdy .11R~g = 0. Należy ku użycia dekodera sygnał MRFQ innym przypadku sygnały doprowadzone do wejścia CS powinny być bramkowane sygnałem MRFg. bezpieczone przed omyłkową próbą zapisu (ROM zinterpretuje to jako odczyt i nastąpi zderzenie danych na magistrali). Można to zrobić przez dodatkowe bramkowanie RD — sygnału CS sygnałem nał WR, wyznaczający chwilę zapisu do pamięci, należy dołączyć do wejść R/W modułów RAM. Schematy odpowiednich układów dekoderów do naszego przykładu są pokazane na rys. 7.22. RD 0)

~) RD M'I

CSM1 A

CSMZ MZ

CSM3 CSM3 Rys. a) z rys. 7.20; b) z rys. 7.2 ł 119

a) Dp 1

2 3 4

5 6

D7 WR RD

Ap 1

2 3 4

5 6 7 8 9

1P 11

A12

Rys.

Na koniec przyjrzyjmy się schematowi praktycznego układu pamięci mikrokomputera, przedstawionemu na rys. 7.23a. Pamięć jest zbudowana ze znanych nam układów: 2 szt. (4K słów) EPROM 2716 oraz 4 szt. (2K słów) RAM 2114 (M('Y 7114). Mapa pamięci jest pokazana na rys. 7.23b. Dekoder jest zbudowany na układzie 74S405. Mamy nadzieję, że analiza schematu nie sprawi Czytelnikowi najmniejszego kłopotu.

7.4

Układy wejścia-wyjścia Komunikacja mikroprocesora z układami wejścia-wyjścia odbywa się w sposób podobny jak z pamięcią. Również zasady dołączenia układów wejścia-wyjścia do mikrokomputera są bardzo podobne — trzeba zbudować dekoder adresów oraz podłączyć odpowiednie sygnały sterujące. Najprostszym układem wejścia mikrokomputera jest zespół bramek trójsta-

nowych dołączonych do magistrali danych (rys. 7.24). Do wejść bramek mogą być dołączone np. sygnały z zestyków klawiatur, czujników o wyjściach dwu12

stanowych itp. Na wejście sterujące bramek musi być podany sygnał powodujący ich otwarcie (dołączenie do magistrali) w chwili, gdy mikroprocesor chce odczytać stanRD IORg, wejścia. Sygnałem tym może być np. iloczyn sygnałów i sygnału z dekodera adresów.

10

Zd

adresdw

Rys. go wejścia

Rys. wyjścia

Najprostszym układem wyjścia mikrokomputera jest dowolny rejestr (np. zbudowany z układów 7475 czy z układów 74175), którego wejścia są dołączone do magistrali danych (rys. 7.25). Do rejestru mikroprocesor może wpisać dane przeznaczone dla urządzenia zewnętrznego dołączonego do wyjść rejestru — np. zespołu diod świecących, jak pokazano na rys. 7.25. Sygnał podany na wejście zegarowe rejestru musi zapewnić wpisanie do niego danych w chwili żądanej przez mikroprocesor. Może to być więc np. iloczyn sygnałów IORg, nału z dekodera adresów. Opisane wyżej układy noszą nazwę bezpośrednich wejść-wyjść.

Zajmijmy się teraz zasadami dołączania i adresowania układów wejścia-wyjścia. Są dwa zasadnicze sposoby adresowania: — jednolite — rozdziełne W pierwszym przypadku „oszukujemy" mikroprocesor i podłączamy układy wejścia-wyjścia identycznie jak pamięć. Nasze „oszustwo" polega na tym, że mikroprocesor będzie traktował układy wejścia-wyjścia identycznie jak komórki pamięci. Musimy przy tym przestrzegać następujących zasad: — adresy układów wejścia-wyjścia muszą być inne niż adresy dołączonych komórek pamięci, ponieważ wchodzą w skład jednej przestrzeni adresowej; — do sterowania układów wejścia-wyjścia musimy użyć sygnałów sterujących pamięci — a więc dla Z80 MRE(7 — w programach do odczytu czy zapisu danych do układów wejścia-wyjścia trzeba używać rozkazów przesłań między pamięcią a rejestrami mikroprocesora (np. LD).

Dla przykładu dołączmy do systemu mikroprocesorowego z poprzedniego podrozdziału (rys. 7.23) dwa wejścia i dwa wyjścia bezpośrednie, traktowane jako pamięć. Najprostszy sposób jest pokazany na rys. 7.26a. Został tu wykorzystany 121

(Ó

XX N m LA

gl Adres Pamięć i we-wy ł)

Rys.

ten sam dekoder, który służy do dekodowania adresów pamięci. Sygnały z wyjść 6 i 7 dekodera, bramkowane sygnałami RD ce, odpowiednio bramek trójstanowych wejść i rejestrów wyjściowych. Układy będą zaadresowane, gdy na magistrali adresowej, pojawią się adresy: A — xxx110xxxxxxxxxx,

8 — xxxlllxxxxxxxxxx,

gdzie x — 0 lub 1, co wynika z niepełnego dekodowania.

Przyjmując za x zero, możemy używać adresów: 1800H — dla układów A i 1COOH dla układów 8. wyjścia mogą mieć ten sam adres. Mapę pamięci dla tego przykładu przedstawia rys. 7.26b. W przykładowym programie, wysyłającym na wyjście 8 iloczyn logiczny, a na wyjście A sumę logiczną wejść A i 8, użyjemy oczywiście rozkazów dotyczących pamięci np: HL, LD DF, LD LD A, (DE)

AND A, (HL) (DE), A LD (DE)A, LD OR A, (HL) (HL), A LD

; odczyt wejścia A ; odczyt wejścia 8 ; wysłanie na wyjście 8 ; odczyt wejścia 8 ; odczyt wejścia A ; wysłanie na wyjście A

a) 0

A1p

A11 A12 MREg

A15 5V

'0

A10 A11 A12

'0

O

EÓ 0ż

— E

0

EÓ p'

MREQ

C

00 Ol

Zl

-E

A15

00

5V

Zl

0

Gl

>O Ó

Ap A1 ~A

0S

0

XW A1

00 E— Ó

Az MREg

MREQ

A15

O

Ap Vl Gl ' — (U

Cą

RD >0

L.

Gl

t)-ul A 15

Zl

RD WR

c)

A

Ap

B

0

A1

Adresy Pamięć (hex)

MREg

0000

WR

Of

A15

E

EO Ó

Az

lll t/l

Z >, OŚ I-

CV

Zl

O

a

7FFF 8000 O

8001

I O Ó lll lll

FFFF

Rys. 7.27. Przykłady łącznego dekodowania adresów: a), b) układy; c) mapa pamięci

Na rysunku 7.27 są pokazane dwa inne rozwiązania dekoderów pamięci i wejścia-wyjścia dla naszego przykładu. Są to rozwiązania bardziej uniwersalne. Zastosowano oddzielne dekodery do adresowania pamięci i układów wejścia-wyjścia. Dekoder pamięci pracuje przy Ais = 0, dekodery wejścia-wyjścia przy Ais = l. Rozdzieliliśmy więc przestrzeń adresową na dwie części (rys. 7.27c): adresy, w których Als = 0, dotyczą pamięci, natomiast adresy, w których Ałs = 1, dotyczą wejścia-wyjścia. W rozwiązaniu z rys. 7.27b są zastosowane oddzielne dekodery dla wejść (strobowany sygnałem RD) temu wyjścia dekodera mogą być bezpośrednio podane na wejścia wybierające układów wejść i wyjść — bez potrzeby bramkowania ich sygnałami sterującymi RD i 123

A A

A MRE

b)

0

'U O.—

Adresy

E<

Pamięć Vktady we-wy Adresy

jhexi

(hex) 00 0

eE ca

01

g CL I-

0800

Ol

Z)

1000

F

XO

A

~~4 1 400

A

xj

A

IOR O 0

a-e O>

XW

RD

FFFF

W

Rys. 7.28. Rozdzielne adresowanie pamięci i wejścia-wyjścia: a) układ dekodera; b) mapy adresów

We nr0 Wy nr0

Rys. 7.29. Schemat ideowy mikrokomputera

124

We nr1

Wy nr1

wanego systemu — czyli od tego, ile i jakie moduły pamięci oraz wejścia-wyjścia chcemy dołączyć do naszego mikrokomputera. Przy adresowaniu rozdzielnym pamięć i układy wejścia-wyjścia mają osobne przestrzenie adresowe. Wtedy: — adresy układów wejścia-wyjścia i pamięci mogą być takie same, — do sterowania układów wejścia-wyjścia cych do tego przeznaczonych, a więc IORg — do komunikacji programowej używać będziemy teraz rozkazów wejścia-wyjścia (IN, OUT). Układy wejścia-wyjścia mają ośmiobitowy adres — podany na bitach Ao,,A~ magistrali adresowej — daje to 25ó różnych adresów. Zasady budowy dekodera adresów są takie sam jak omówione wsześniej. Wróćmy do rys. 7.27a. Jeżeli na E~ wejście Ais, na wejście Fi

dowania przy adresowaniu rozdzielnym (rys. 7.28 a). Mapy adresów dla tego przypadku przedstawia rys. 7.28b. Identycznie można postąpić oczywiście w przypadku układu z rys. 7.27b. W prostych układach dekodery scalone można zastąpić układami zbudowanymi z bramek. Na rysunku 7.29 jest przedstawiony schemat mikrokomputera z pamięcią jak na rys. 7.23 oraz z dwoma wejściami o adresach 0 i I i dwoma wyjściami również o adresach 0 i 1. Ponieważ adresy różnią się tylko na najmniej znaczącym bicie — Ao — więc wystarczy użyć tylko tego bitu do zdekodowania adresów wejść i wyjść. Program wysyłający na jedno z wyjść iloczyn logiczny, a na drugie sumę logiczną wejść będzie miał teraz postać: IN A, (0) BA LD

IN A, (1) A,B AND OUT (0), A IN A, (1) A,B OR OUT (I), A

; wczytanie wejścia nr 0 ; pamiętanie w B ; wczytanie wejścia nr 1 ; iloczyn logiczny ; wysłanie na wyjście nr 0 ; wczytanie wejścia nr I ; suma logiczna ; wysłanie na wyjście nr 1

W systemie mikroprocesorowym można oczywiście zastosować jednocześnie obydwa sposoby adresowania układów wejścia-wyjścia. 7,5

Sysi em przervvań rnikroprooesora Często w praktycznych zastosowaniach wymaga się, aby mikrokomputer wykonał pewien program natychmiast po pojawieniu się jakiegoś sygnału wejściowego. Można to zrealizować podając ten sygnał na np. najmniej znaczący bit wejścia nr 0 i programowo sprawdzając, czy pojawiła się na nim jedynkan np.: CZYT: IN A, (0) AND A,01 H

JP NZ, JEDEN JP CZYT

gdzie JEDEN jest etykietą programu, który ma być wykonany po pojawieniu się sygnału. Rozwiązanie takie jest bardzo niekorzystne, przede wszystkim dlatego, że przez większą część czasu mikroprocesor będzie zajęty bezproduktywnym sprawdzaniem wejście prze- stanu wejścia. Aby tego uniknąć, trzeba wykorzystać rywające miastową reakcję na przypadkowe zdarzenia zewnętrzne. Pojawienie się syg-

nału na wejściu przerywającym powoduje wstrzymanie wykonywania bieżącego programu i skok do wykonywania specjalnego podprogramu zwanego programem obsługi przerwania Program Program

gćówny

obsćugi przerwania

Przerwani

C

D0

-iri ~

41

Cl N

Rys. cesora

Mikroprocesor Z80 ma dwa wejścia przerywające: — IN T — procesora jest włączony; — NMI — walne.

System przerwań mikroprocesora można włączać i wyłączać, programowo przy użyciu rozkazów: EI — włącz przerwania, DI —

Przy rozpoczęciu pracy przez mikroprocesor (po wyzerowaniu) system przerwań jest wyłączony.

Przed rozpoczęciem każdego cyklu rozkazowego mikroprocesor sprawdza stan wejść przerywających (rys. 7.32). Jeżeli stwierdzi on, że na którymś z nich pojawił się przerwania, zgłoszenia sygnał stem przerwań jest włączony, zamiast pobrania kodu następnego rozkazu wykonuje następujące czynności: — wyłączenie systemu przerwań, l26

— wpisanie na stos aktualnej zawartości licznika rozkazów,

— wpisanie do licznika rozkazów adresu, zależnego od tego, które z wejść zgłasza przerwanie.

Rys.

Następnie mikroprocesor rozpoczyna normalny cykl rozkazowy. Przyjęcie przerwania przez mikroprocesor jest więc równoważne wykonaniu przez niego sel.wencji rozkazów: DI

CALL

nn gdzie wewnątrz mikroprocesora lub dostarczany z zewnątrz przez urządzenie zgłaszające przerwanie. W mikroprocesorze Z80 dla przerwania NMI nn = mu obsługi zależy od ustawionego programowo trybu pracy systemu przerwań. Mogą być trzy tryby, ustawiane za pomocą rozkazów:

127

IM 0 IM I IM 2

— ustaw tryb 0, — ustaw tryb I, — ustaw tryb 2.

nn trybie W = 1 adres zostałych jest dostarczany z zewnątrz, ale nie będziemy się tu tym zajmować. Program obsługi przerwania jest w zasadzie podprogramem, którego wykonanie jest spowodowane przyjęciem .przerwania. Należy więc w nim zapewnić: — powrót do programu głównego — po uprzednim włączeniu systemu przerwań, — zachowanie zawartości rejestrów używanych w programie głównym oraz w programie obsługi przerwania — pamiętajmy, że skok do programu obsługi nastąpi w przypadkowym miejscu programu głównego. Wobec tego program obsługi przerwania, przy założeniu, że są w nim używane A rejestry AF PUSH

; schowanie na stos zawartości rejestrów

BC PUSH

; właściwy program obsługi przerwania

BC POP

; odtworzenie zawartości rejestrów

AF POP

EI ; włączenie systemu przerwań RET ; powrót do programu głównego

Umieszczenie rozkazu EI bezpośrednio przed rozkazem powrotu RET powodunieprzerywalny. je, że program obsługi przerwania jest zgłoszone w czasie wykonywania programu obsługi, zostanie przyjęte dopiero po jego zakończeniu. Takie rozwiązanie jest najczęściej stosowane w niewielkich mikrokomputerach. W przypadku, gdy chcemy dopuścić możliwość przerywania programu obsługi przerwania, rozkaz EI musimy umieścić na jego początku. Należy pamiętać również, aby w programie głównym — inicjującym pracę systemu po zerowaniu — umieścić rozkazy: wpisujący adres dna stosu do rejestru WS (LD WS, nn) oraz włączający system przerawań (EI). Zajmijmy się teraz układami zgłaszającymi przerwanie. Sygnał przerywający na wejściu INT przerwania. Mikroprocesor, przyjmując przerwanie, generuje sygnał zewnętrzny potwierdzenia przyjęcia przerwania — w przypadku Z80 jest to jednoczesne pojawienie=się IORg 0. sygnałów Ml = 0 i więc w odpowiedzi na potwierdzenie jego przyjęcia zakończyć generowanie sygnału przerywającego. Przykład takiego układu jest pokazany na rys. 7.33. Jest to po prostu przerzutnik ustawiany przednim zboczem sygnału z urządzenia zgłaszającego przerwanie, a zerowany sygnałem potwierdzenia MIAIORg. ście g przerzutnika jest dołączone do wejścia INT robić, gdy chcemy, aby więcej niż jedno urządzenie mogło zgłaszać przerwanie? 128

Wtedy najczęściej stosuje się specjalne układy scalone obsługi wejść przerywających (rys. 7.34). Na wejścia tych układów są podane sygnały z urządzeń zgłaszających przerwanie. Gdy na którymś z wejść pojawi się sygnał przerywający,

Sygnały zgroszenia przerwania

Rys. dynczego przerwania

Rys.

łów przerywających

układ generuje przerwanie do mikroprocesora, a po odebraniu sygnału potwie dzenia przyjęcia przerwania wysyła do mikroprocesora adres programu obsług zależny od numeru wejścia zgłaszającego przerwanie. W przypadku, gdy jedno cześnie pojawi się kilka zgłoszeń przerwań, układ wybiera zgłoszenie o najwyższym priorytecie (np. o największym numerze). Układy takie są produkowane z przeznaczeniem do konkretnego mikroprocesora, zwykle wypełniają również rozmaite inne funkcje — nie będziemy tu ich omawiać.

Obecnie na świecie jest produkowanych bardzo wiele różnych układów scalonych z przeznaczeniem na układy wejścia-wyjścia systemów mikroprocesorowych. Są wśród nich układy bardzo proste, a również bardzo złożone, ich cena

często jest wyższa niż cena mikroprocesora. Tak jest na przykład z układami

Z80 PIO i Z80 SIO, przeznaczonymi do systemu opartego na mikroprocesorze Z80. Natomiast przykładem prostego układu scalonego, który może być wyko-

rzystany jako układ wejścia lub wyjścia w dowolnym systemie mikroprocesorowym jest produkowany w Polsce układ UCY 74S412 (odpowiednik Intel 8212). Na rysunku 7.35 jest przedstawiony rozkład wyprowadzeń i schemat logiczny układu 74S412. Układ ten zawiera 8-bitowy rejestr statyczny typu zatrzask,

8-bitowy bufor trójstanowy, tzw. przerzutnik stanu oraz prostą logikę sterującą. Układ można wykorzystać na wiele sposobów. W najprostszym przypadku może on spełniać rolę prostego (bezpośredniego) wejścia lub wyjścia. Czytelnik bez trudu=sprawdzi, MD 0 że jeżeli ustalimy 5 — Mikrokomputery

129

nik stanu, to schemat z rys. 7.35b można zredukować do postaci z rys. 7.36a— jest to bezpośrednie wejście (patrz podrozdz. 7.4). Tym z Czytelników, którzy nie wiedzą, co się stało z rejestrem, przypominamy, że jeżeli na wejście zegarowe rejestru statycznego podamy stałą jedynkę, to staje się on „przezroczysty" — czyli jakby= go nie było. Podobnie, jeżeli ustalimy MD rzutnik stanu, to otrzymamy schemat z rys. 7.36b — czyli bezpośrednie wyjście.

CS) MD

DI)

DO

DO( Dlz

DO2 D13

DO3 Dr

DO4 STB

Masa

(0 v)

Rys. 7.35. Moduł wejścia-wyjścia UCY74S412: a) rozkład wyprowadzeń b) schemat logiczny

Za pomocą bezpośrednich wejść i wyjść mogą być podłączane do mikrokom-

putera tylko takie urządzenia zewnętrzne, które zawsze są gotowe do przyjęcia czy wysłania informacji, jak np. diody sygnalizacyjne, wyświetlacze, przekaźniki, czujniki itp. Jeżeli chcemy dołączyć do mikrokomputera np. drukarkę, to przed wysłaniem do niej znaku do wydruku mikroprocesor musi wiedzieć, czy poprzednio wysłany znak został już wydrukowany — czyli czy drukarka jest gotowa 13

do przyjęcia znaku. Również drukarka musi wiedzieć, czy wpisany został do rejestru wyjściowego nowy znak do druku - aby nie drukować kilkakrotnie tego sa mego. Ogólnie mikroprocesor musi zawiadomić urządzenie zewnętrzne o wpis niu informacji do rejestru wyjściowego, a urządzenie zewnętrzne musi zawiadomić mikroprocesor, że informację tę odczytało. Podobnie, wejściowe urządzenie zewnętrzne musi zawiadomić mikroprocesor o gotowości danych do wczytania a mikroprocesor musi zawiadomić urządzenie zewnętrzne, że te dane przeczytał. Powyższa procedura przesyłania z potwierdzeniem nosi nazwę sto stosowana przy przesyłaniu informacji między mikrokomputerem a złożony-

mi urządzeniami zewnętrznymi. Jak widać, przy przesyłaniu z potwierdzeniem oprócz przesyłania informacji, mikroprocesor i urządzenia zewnętrzne muszą wymieniać między sobą dodatkowe sygnały sterujące.

Rys.

cujący jako bezpośrednie: a) wejście,

b) wyjście

DO

DI

b) Dl

STB

cs

DO

RE

Rys. biegi czasowe

Po tych dodatkowych wyjaśnieniach wróćmy do układu 74S412. Prze

STB i sygnały stanu łania z potwierdzeniem. Przyjrzyjmy się najpierw układowi pracującemu j

wejście. Na rysunku 7.37a jest łsrzedstawiony uproszczony schemat ukł

uwzględnieniem, MD = 0. że

wygląda następująco (rys. 7.37b): 13

— urządzenie zewnętrzne wpisuje informację do rejestru R sygnałem STB; STB) — wpisanie powoduje informacji (tylne zbocze sygnału przerzutnika RED = 0; stanu, czyli pojawienie się sygnału informować mikroprocesor o gotowości danych do odczytu oraz powinien niać urządzeniu zewnętrznemu wpisania do rejestru nowej informacji; — odczytanie informacji przez mikroprocesor, a więc pojawienie się

CS, powoduje wyzerowanie przerzutnika stanu czyli również pojawien

dynki na RED.

Są dwa sposoby poinformowania mikroprocesora o gotowości danych

odczytu:

— przez podanie sygnału RED sor jest informowany o wpisaniu danych przez przerwanie,

— przez podanie sygnału RED

— wtedy mikroprocesor musi sam sprawdzać — odczytując cyklicznie wejścia RED czyjest — =0. a)

Z dekoder adresów

0I

DO

sr8

Z urzgdze zewnętrznego

Rys. czasowe

Gdy na MD dukować do postaci z rys. 7.38a. Układ może wtedy pracować jako wyjście m krokomputera, a procedura komunikacji z urządzeniem wyjściowym będz stępująca (rys. 7.38b):

— mikroprocesor wpisuje dane do rejestru R, a więc pojawia się sygnał C RED =zeruje przerzutnik stanu i staje się który urządzenia zewnętrznego, że są gotowe dane do pobrania;

— urządzenie zewnętrzne pobiera dane informując o tym wysłaniem s

STB; co powinno być sygnałem dla mikroprocesora, że może on wpisać kolejn RED Sygnał

zewnętrzne może być podany, jak poprzednio, na wejście przerywające mikroprocesora lub inne wejście mikrokomputera.

Opisane przykłady nie obejmują wszystkich możliwości wykorzystania układu 74S412, pozostałe zostawimy dociekliwości Czytelników. Układ ten może pracować jako wejście lub wyjście mikrokomputera, zależnie od jego połączenia Produkowane są również układy, których sposób dołączenia do magistrali mikrokomputera jest ustalony, natomiast realizowana funkcja jest określana przez mikroprocesor, przez wpisanie kodu funkcji do specjalnego rejestru sterującego układu. Takie układy programowanymi układami są nazywane sprzęgającymi.

Przykładem programowanego układu sprzęgającego jest produkowany w Po

układ MCY 7855 (odpowiednik Intel 8255). Rozkład wyprowadzeń układu jest

pokazany na rys. 7.39a, a jego symbol logiczny i sposób dołączenia do magistral mikroprocesora — na rys. 7.39b. Układ zawiera trzy ośmiobitowe tzw. bramy zywane też często portami wejścia lub wyjścia, oraz rejestr sterujący RS, do którego mikroprocesor może b)

a) PA 3

Ać

PA z

45

PA 1

As 47

PA RD

WR

cs

RESET

Dp

(pv)MASA

A1

Dt

Ap

Dz

FC7

D3

PC 5

0ć,

pc 5

D5

PC ć,

D

PCp

07

PC1

UCC ł+5Vl

PC z

PB7

Pcs

PB5

PB

PBć,

PB 1

PB3

2ć linie wejścia — wyjścia

c) A1 Ap 00

01

10

PBz

Rys. 133

Rys.

wpisywać słowo sterujące określające sposób pracy bram. Układ zajmuje c komórki przestrzeni adresowej. Adresowanie bram i rejestru wewnątrz układu

dokonuje się przez wejścia adresowe Ao, Ai według rys. 7.39c. Na wejśc

te podaje się dwa najmniej znaczące bity magistrali adresowej. Do wejść RD

WR — określających kierunek transmisji między mikroprocesorem i układem—

należy WR. Na wejście wybierające CS powinien być podany z dekodera sygnał adresu

jący moduł (rys. 7.39b). Sygnał zerowania — RESET w stan początkowy.

Bramy w układzie dzielą się na dwie grupy. Do grupy 1 (rys. 7.40a) należ PA brama PB brama dokonuje się wpisując słowo sterujące do rejestru RS. Słowo sterujące określ czy poszczególne bramy mają pracować jako wejście, czy jako wyjście, oraz okre-

śla tryb pracy poszczególnych grup. Znaczenie bitów słowa sterującego pokaz jemy na wszystkie RESET rys. 7.40b. Po wyzerowaniu modułu sygnałem pracują jako wejścia. Przed rozpoczęciem przesyłania informacji mikroprocesor musi wysłać odpowiednie słowo sterujące pod adresem rejestru RS, aby ustawi pożądany tryb pracy: Najprostszym trybem pracy układu jest tryb 0. Bramy cujące w trybie 0 są wtedy bezpośrednimi wejściami lub wyjściami — w zależności od ustawionego kierunku transmisji. Łatwo sprawdzić, że jeżeli obie g 134

bram bedą pracować w trybie 0, to istnieje 16 różnych możliwości ustawienia kierunku PA, PB, PC~ transmisji dla bram cztery pierwsze komórki przestrzeni adresowej wejścia-wyjścia. Wtedy, przykładowo, wykonanie sekwencji rozkazów: LD A, 10001010B OUT (3), A

PA spowoduje, że bramy ły jako wejścia bezpośrednie (rys. 7.41). I tak wczytanie informacji z wejścia PA

możemy wykonać rozkazem IN A,(0), a wysłanie czterech mniej znaczących bitów— PCa akumulatora na czterobitowe wyjście

pozostałych PC — bitów A jest obojętny). Bity bramy

ustawiać i zerować indywidualnie za pomocą jednego rozkazu wyjścia. Dokonuje się tego, wysyłając specjalne słowo sterujące pod adresem rejestru RS (słowo to

nie jest wpisywane do rejestru RS). Format tego słowa jest pokazany na rys. 7 Na przykład wyzerowania bitu 1, a ustawienia bitu 3 bramy PC, nać programem:

A, LD

OUT (3), ;PCHA ~0A A, LD A OUT (3),

; PCs~l

Słowo steruj 10 0 01010

7 6 5 /+ 3 2 1 0

Rys.

Rys.

sterującym 10001010

W trybie 1 poszczególne grupy bram realizują jednokierunkowe przesyłanie z potwierdzeniem. W trybie tym bramy PA wyjściowymi — w zależności od ustawionego kierunku transmisji, natomiast poszczególne bity bramy PC łania z potwierdzeniem, tak jak pokazuje to rys. 7.43a — dla wejścia i rys. 7.43b dla wyjścia. Znaczenie sygnałów dla wejścia jest następujące: — STB — (PA

— IBF — 135

a)

b) Słowo sterujące:

Słowo sterujące

1011 > 11—

IBF A

OBF

STB INTR

ACKA

2 linie

2 linie

INTR

we-wy

we-wy

STB IBF

ACKŚ

INTR 9

INTR 9

OBF 8

Rys.

do rejestru dane nie zostały STB, ustawiane sygnałem niego rejestru przez mikroprocesor;

— IN TR — tania; sygnał ten jest ustawiony po wpisaniu danych do rejestru, a zerowany jak IBF; — bity 6 i 7 bramy C

PC~.zależnie od ustawionego kierunku dla bramy — W przypadku wyjścia znaczenie sygnałów jest następujące:

— OBF —

wpisał dane do rejestru wyjściowego (PA

— ACK — wejście, na które urządzenie zewnętrzne podaje sygnał potwierdzają(ACIC cy odczytanie = danych z rejestru; pojawienie się sygnału potwierdzenia powoduje automatycznie wyzerowanie OBF;

— INTR — INTRostatnio wysłane dane i można wysłać następne; sygnał brało ny, gdy mikroprocesor wpisuje dane do rejestru wyjściowego, ustawiany, gdy urządzenie zewnętrzne odczyta dane; INTR przerwania;

— bity 4 i 5 bramy PC wyjściowe — zależnie od ustalonego kierunku dla bramy PC~.

Jako przykład ilustrujący użycie procedury przesyłania z potwierdzeniem podamy teraz program czytania znaku z klawiatury i drukowania go na drukarce. Założymy, że klawiatura i drukarka są przystosowane do procedury przesyłania

z potwierdzeniem (wysyłają odpowiednie sygnały). Klawiatura podłączona jest PAbram do 136

sprawdzenie gotowości urządzenia zewnętrznego do przesyłania znaku pr wczytanie i testowanie odpowiednich bitów bramy PC.

nasz układ 7855 zajmuje cztery pierwsze miejsca w przestrzeni adresowej wej ścia-wyjścia

LD A, 10110100B ; ustawienie trybu 1 obu grup

;OUT PA (3), A GOTA: IN A, (2)

, A~PC

pętla oczekiwania na znak

AND A, 00001000B JP Z, GOTA

; INTR~=

IN A, (0)

; A PA — wczytanie znaku

z klawiatury

BA LD

GOTB: IN A, (2)

;A~PC

pętla oczekiwania na gotowość

AND A, 00000001B

drukarki

JP Z, GOTB ; INTRs= AB LD

OUT (1), A JP GOTA

; PB

W trybie 2 mogą pracować tylko bramy grupy 1 — PA wtedy dwukierunkowym buforem umożliwiającym np. dołączenie jej

strali danych innego systemu mikroprocesorowego. Trybu tego nie będzie omawiać. Słowo sterujace 1011-10—

8 bitów informacji Bity stopu

Bit startu

Rys. 7.44. Dołączenie klawiatury i drukarki z

Rys.

wykorzystaniem układu MCY 7855

Innym produkowanym w Polsce programowym układem sprzęgający

układ transmisji szeregowej MCY 7851 (odpowiednik Intel 8251). Układ te przetwarza 8-bitową informację równoległą z mikroprocesora na postać s wą, wymaganą przez niektóre urządzenia zewnętrzne i odwrotnie. Format p ci szeregowej słowa jest pokazany na rys. 7.45. Stanem nieaktywnym lin stan 1. Nadawanie 8-bitowego słowa informacji poprzedzone jest zawsze tzw. 137

tem startu o wartości 0, po którym są nadawane kolejne bity informacji. Nada-

wanie jednego słowa kończy się wysłaniem co najmniej dwóch tzw. bitów o wartości 1. Czas nadawania jednego bitu jest zależny od szybkości transm Przy szybkości 220 bodów (czyłi 220 bitów/s) czas ten wynosi 5 ms. Układ 7851

może pracować na zasadzie transmisji jednoczesnej, co oznacza, że jednocześn

może nadawać i odbierać informację szeregową.

7.7

Dołączanie urządzeń zewnętrznych do mikrokomputera

Będą tu nas interesowały przede wszystkirn te urządzenia zewnętrzne, które żą do porozumiewania się człowieka z mikrokomputerem. Podstawowym urządzeniem jest klawiatura, za której pomocą użytkownik może wprowadza programy, dane i polecenia do swojego mikrokomputera. W prostych systema laboratoryjnych czy doświadczalnych wystarczająca jest klawiatura podobn stosowanej w kalkulatorach, zawierająca 16 klawiszy odpowiadających cyf szesnastkowym oraz kilka klawiszy ftłnrkcyjnych, np. taka jak na rys. 7.46. W I

komputerach klawiatury ałfattumeryczne osobistych stosuje — się tżw.

jak w maszynach do pisania. wadzenia adresu

isanie danych pod zadany res

tart programu od zadanego dresu

Rys. torowego"

Klawiatury buduje się najczęściej z klawiszy zwiernych, połączonych w tryce. Sposób dołączenia takiej klawiatury do mikroprocesora pokazuje ry Dla mikroprocesora jest interesujące, czy i który klawisz jest w danej chw

przeszukac nięty. Aby to stwierdzić, musi on wiersze matrycy i badając za każdym razem, czy pojawiło się zero na kolumn. Pojawienie się zera na i-tej kolumnie po podaniu zera na j'-ty oznacza, że został przyciśnięty klawisz. leżący na skrzyżowaniu i-tej kol i j-tego wiersza czyli klawisz o numerze 8j+ E'. wierszy zero nie wystąpi — oznacza to oczywiście, że żaden z klaw

wciśnięty. 138

Rys. a)

b)

~

Rys. bieg czasowy

Przy naciskaniu klawisza występuje zjawisko zwane odbijaniem styk (rys. 7.48), które powoduje, że sygnał ustala się dopiero po około 0,1..

chwili przyciśnięcia. Musimy więc tak napisać program przeglądania klawi

aby był on niewrażliwy na zakłócenia wynikające z tego zjawiska. Zwy konanie programu wywołanego przez naciśnięcie klawisza trwa krócej niż

manie naciśniętego klawisza. Wobec tego program może rozpocząć powtórn

przeszukiwanie klawiatury dopiero po stwierdzeniu, że ostatnio przyci

wisz został zwolniony. Program obsługi klawiatury, spełniający postawione wa

runki, może wyglądać następująco (założyliśmy, że wejście i wyjście z rys. ma numer 0):

KLAW: LD B,O LD C, FEH LD D,4

; zerowanie licznika klawiszy ; C ~ 11111110 ; ustawienie licznika wierszy 139

ADDA,8 LD B,A DEC D

tka klawtszy

; zmniejszenie licznika wierszy do ; sprawdzania kolejnego wiersza

JP NZ, POWT JP KLAW

EO LD JEST: OP: DEC E

; koniec, skok do początku ; pętla opóźnienia dla zlikwidowania

JP NZ,OP

IN A, (0) CP A, FFH JP Z, NAST NRKOL: RR

JP NC, OBSŁ

; skutków odbijania zestyków ; ponowne wczytanie kolumn

; czy teraz w kolumnach same jedynki

; tak, poprzednio było zakłócenie ; klawisz wciśnięty ; wyznaczanie numeru wciśniętego ; klawisza

B INC

JP NRKOL OBSŁ:

; program obsługi wciśniętego klawisza, ;Bjego numer znajduje się w rejestrze

ZWOL: IN A,(0)

; po zakończeniu programu obsługi ; oczekiwanie na zwolnienie klawisza

CP A, FFH JP NZ, ZWOL JP KLAW

; klawisz zwolniony, skok do początku

Mamy nadzieję, że Czytelnik bez trudu przeanalizuje powyższy program. Zauważy wtedy, że milcząco założyliśmy, że tylko jeden z klawiszy może być wciśnięty w danej chwili. Jeżeli będą wciśnięte dwa (lub więcej), to program ten stwierdzi wciśnięcie tylko tego o najmniejszym numerze.

Wróćmy jeszcze do schematu z rys. 7.47. Możemy zauważyć, że jednoczesne wciśnięcie dwóch klawiszy z różnych wierszy spowodowałoby zwarcie wyjść r jestru sterującego. Dlatego, aby uniknąć spalenia jednego z wyjść, rejestr ten musi mieć wyjścia z otwartym kolektorem.

Adresy (hex )

Ay

FF81

F F82

A 14 FF84

FF 88

FF 8F

Rys.

Układ z rys. 7.47 można jeszcze uprościć. Do wybierania wierszy zamiast re-

jestru można użyć sygnałów bezpośrednio z magistrali adresowej, tak jak pok no to na rys. 7.49a. Układ 74S412 pełni tu rolę bufora trójstanowego, do któreg wejść są dołączone kolumny klawiatury. Mniej znaczące bity magistrali adre wej są dołączone — poprzez bramki z otwartym kolektorem 7401 — do wie klawiatury. Klawiatura zajmuje szesnaście komórek przestrzeni adresowej. Na

rys. 7.49a dołączono ją jako pamięć o adresach FF80H — FF8FH (jest to o

cie tylko przykład adresowania). Teraz przy wykonywaniu rozkazu odczytu teg wejścia, np. LD A, (FF81H), na bitach As,...,Ao magistrali adresowej pojawi

stan 0001, czyli zero będzie podane na wiersz 0 klawiatury. Jeżeli w tym wierszu jest wciśnięty jakiś klawisz, to w odczytanym słowie pojawi się zero na odpowiedniej pozycji. Odpowiednio rozkazem LD A, (FF82H) możemy odczytać sta wiersza 1 klawiatury ltd. (rys. 7.49b). Zauważmy jeszcze, że np. rozkazem LD A, (FF8FH) — w trakcie jego wykonywania będą podane zera na wszystkie wie klawiatury — możemy sprawdzić, czy w ogóle jakiś klawisz jest wciśnięty. N sanie programu obsługi klawiatury z rys. 7.49a, który to program będzie podo ny do poprzedniego, zostawiamy Czytelnikowi.

W obu zaprezentowanych sposobach dołączenia klawiatury dekodowanie n meru klawisza jest wykonywane przez mikroprocesor — programowo. Możn oczywiście zbudować układ dekodujący, który będzie podawał na wejście m procesora gotowy kod naciśniętego klawisza wraz z sygnałami sterującymi procedury przesyłania z potwierdzeniem (tak, jak na rys. 7.44). Układy takie 41

zwłaszcza dla klawiatur alfanumerycznyćh — są dosyć złożone i powo dowę sprzętową, a więc i zwiększenie kosztów budowy mikrokomputera Najprostszym urządzeniem wyjściowym służącym do komunikacji czło z mikrokomputerem jest zespół wyświetlaczy siedmiosegmentowych w małych systemach zwykle wraz z klawiaturą typu „kalkulatorowego częściej używa się sześciu wyświetlaczy — czterech przeznaczonych d nia adresu (jako liczby szesnastkowej) oraz dwóch do wyświetlania da

mat zastępczy wyświetlacza siedmiosegmentowego jest pokazany na rys. 7.5

Każdy segment jest po prostu diodą świecącą. Najprostszy układ dołącz wyświetlacza do mikrokomputera jest pokazany na rys. 7.51. Wyjścia re wyjściowego mikroprocesora sterują bezpośrednio segmentami wyświetla

Oporniki 2200 ustalają prąd płynący przez segment na ok. 12 mA â

cy do jasnego świecenia się wyświetlaczy. Prąd ten płynie również przez rejestru — stąd wniosek, że jako rejestr wyjściowy musi pracować układ rym taki prąd wyjściowy Ioi

(Iocmąx = Iorm~ — — zwykle

bardzo prosta. Mikroprocesor wpisuje po prostu kod znaku, jaki chce wyśw do rejestru — przy czym pamiętajmy, że zapali się ten segment, którego bit

jący ma wartość 0.

r

I I I

I f L

Rys.

Rys. do mikrokomputera

Przedstawiony wyżej sposób dołączenia wyświetlaczy wymaga zastosowania

jednego rejestru na jeden wyświetlacz — co przy większej liczbie wyświet może być zbyt drogie. W celu zmniejszenia kosztu układu sprzęgającego st się często tzw.mułtipłeksowane. wyświetlanie cy dla tego sposobu dołączenia sześciu wyświetlaczy pokazuje rys. 7.52. U itu dwa rejestry wyjściowe o numerach

14

Rys.

gle dołączonych wyświetlaczy (jak poprzednio), rejestr i natomiast steruje tranzy storami BC 313 — pełniącymi rolę przełączników dołączających napięcie zasilania do poszczególnych wyświetlaczy. Jeżeli w rejestrze i bit sterujący danym tranzystorem jest jedynką to tranzystor ten jest zatkany, czyli odpowiedni

wyświetlacz nie świeci, jeżeli bit jest zerem, to tranzystor nasyca się i odpow wyświetlacz wyświetla znak wpisany do rejestru j. Mikroprocesor może więcâ

i wpisując kod znaku do rejestru j i zero do odpowiedniego bitu rejestru zostałych bitow — jedynki) — spowodować wyświetlenie znaku na dowolny wyświetlaczu. Może w ten sposób zapalać kolejne wyświetlacze — wpisując każdym razem odpowiedni kod do rejestru i przesuwając cyklicznie zero w sło wie wpisywanym do rejestru i. kilka milisekund zmiana wyświetlacza), to człowiekowi będzie się wydawało, że wyświetlacze wszystkie tylko jeden. Na tym właśnie polega wyświetlanie multipleksowane. Aby śred jasność świecenia wyświetlaczy była wystarczająca, należy zwiększyć prąd płyn cy przez poszczególne segmenty. Dlatego w układzie z rys. 7.52 zastosowano mniejsze niż poprzednio wartości oporników — 68ś~ oraz dodatkowe bufory 7407.

Programowa obsługa wyświetlaczy jest w tym przypadku dużo bardziej skomplikowana niż poprzednio. Program musi zapewnić cykliczne podawanie odpo143

a) Sygnat luminancji 1 linia 2 linia

b)

W czasie

impulsu linii W czasie

impulsu ramki Jaskrawość świecenia wyznaczona przez

sygnat luminancji

Rys.

wiednich kodów znaków na kolejne wyświetlacze co kilka milisekund

że napisanie takiego programu będzie dobrym ćwiczeniem dla Czytelnika W mikrokomputerach wyposażonych w klawiaturę alfanumeryczną ur niem wyjściowym jest najczęściej monitor ekranowy, na którym mikro

może wypisać dowolny tekst. W domu, jako monitor ekranowy wykor przeważnie zwykły telewizor z odłączonym obwodem wejściowym wie stotliwości. Układ sprzęgający musi wytworzyć wtedy tzw. zespolony syg

zyjny (rys. 7.53a) dla telewizora. Sygnał ten jest złożony z tzw. impulsów r (synchronizacji pionowej) i impulsów linii (synchronizacji poziomej) ora łu luminancji. Sygnały synchronizacji sterują obwodami synchronizacji te

ra, a więc przebiegiem plamki świetlnej po kineskopie zgodnie z rys. 7. dzy impulsami lini jest podawany sygnał luminancji, wyznaczający jaskra

plamki w czasie wyświetlania linii obrazu. Do wyświetlenia tekstu w

są oczywiście dwa poziomy luminancji — świecenie (biel) oraz brak świecenia

(czerń).

W celu wyświetlania tekstów na ekranie cały obraz dzieli się na pola, np

linii (telewizyjnych) i 8 kolumn. W każdym takim polu może być wy

jeden znak w sposób przedstawiony przykładowo na rys. 7.54a. Rozmieszczenie

punktów świecących w polu dla wszystkich znaków jest pamiętane w pa ROM — stałej — jemności 512 słów są zapisane kształty 64 znaków (po 8 słów na znak). W tego 6 bardziej znaczących bitów adresu podawanego do generatora znaków

144

wyznacza znak (stanowi kod znaku), natomiast 3 mniej znaczące bity adresu wyznaczają numer linii danego znaku (rys. 7.54c). Zauważmy, że każdy znak zajmuje tylko część (5 x 7 punktów) pola. Dzięki temu uzyskuje się odstępy między literami i wierszami w wyświetlanym tekście.

b)

a)

pamięć ROM

c)

Pole

litery A Adres

znaku

Rys. zarysy znaków; b) zawartość pamięci ROM; c) adresowanie generatora

Numer

linii znaku

znaków

Przyjrzyjmy się teraz układowi sprzęgającemu, którego schemat blokowy je pokazany na rys. 7.55. Układ ten umożliwia wyświetlenie na ekranie monitor 32 wierszy tekstu po 32 znaki w wierszu. Tekst do wyświetlenia mikroprocesor wpisuje do pamięci RAM (zwanej często VIDEO RAM) o pojemności 1K sł W każdej komórce pamięci VIDEO jest umieszczony sześciobitowy kod znaku. Wyjście danych pamięci jest dołączone do magistrali danych mikrokomputera poprzez dwukierunkowy bufor trójstanowy, otwierany wtedy, gdy mikroproces chce odczytać lub wpisać znak do pamięci. Wtedy też — sygnałem z dekodera

adresów wybierającym VIDEO RAM — jest przełączany multiplekser w taki sp sób, że na wejścia adresowe pamięci są doprowadzone mniej znaczące bity z ma-

gistrali adresowej mikrokomputera. Tak więc dla mikroprocesora VIDEO RA jest częścią normalnej pamięci systemu. W czasie, gdy mikroprocesor nie ko nikuje się z pamięcią VIDEO, układ działa autonomicznie, niezależnie od mi kroprocesora. Pracą układu zarządza wtedy zespół połączonych kaskadowo lic ników:

LK — licznik kolumn znaku (mod 8),

LZ — licznik znaków w wierszu (mod 50), LL — licznik linii znaku (mod 8), LW — licznik wierszy tekstu (mod 40).

Liczniki LZ i LW określają współrzędne wyświetlanego aktualnie pola. Adre-

sują one pamięć VIDEO wybierając z niej kod (numer) znaku, który ma być

wyświetlony. Kod ten jest podany na bardziej znaczące wejścia adresowe genera tora znaków — wybiera więc kształt znaku. Numer linii znaku określa licznik LL, 145

wego

antenowego TV

Rys.

146

którego zawartość jest mniej znaczącą częścią adresu generatora znaku. Zaadresowane tak słowo z generatora znaków jest wpisywane do rejestru przesuwającego i przekształcane na postać szeregową — tworząc w ten sposób fragment sygnału luminancji linii odpowiadający wyświetlanemu znakowi. Przesuwanie jest taktowane sygnałem zegarowym o częstotliwości 6,4 MHz, który to sygnał taktuje również liczniki. Wpisywanie linii kolejnych znaków do rejestru przesuwającego=jest dokonywane sygnałem LK wpisie jest zwiększana zawartość licznika LZ. W ten sposób jest tworzony sygnał luminancji jednej linii. Licznik LZ liczy do 49 — jedna linia zawiera więc 50 pól znakowych, z których jest wykorzystanych tylko 32 — pozostałe są przeznaczone na margines LZ> 32 z lewej i prawej strony ekranu. Przy wartości stru RP jest zablokowane i sygnał luminancji jest stale równy 0 (poziom czerni). Impuls LZ = ramki jest generowany sygnałem zera rozpoczyna się wyświetlanie kolejnej hnii wiersza tekstu, przy zwiększonej zawartości licznika LL. Tworzenie sygnału linii ilustruje rys. 7.56. Po wyświetlełm puls linii

LZ=40 LZ=O LZ=1

Rys.

jednej linii w układzie z rys. 7.55

Margines Kolejne znaki tekstu nes

LZ=32 LZ= 40

Margi—

niu ośmiu linii tworzących jeden wiersz tekstu rozpoczyna się wyświetlanie kolejnego wiersza (po zwiększeniu zawartości licznika LW) ltd. Licznik LW liczy do 39, ale tylko 32 wiersze są wykorzystane do wyświetlania tekstu — pozostałe tworzą marginesy u góry i u dołu ekranu. Podobnie jak poprzednio, przy stanie LW>32 stanie LW = 36. Częstotliwość generatora jest tak dobrana, aby częstotliwość impulsów ramki wynosiła 50 Hz — zgodnie z wymaganiami na sygnał wizyjny (podobnie jak w telewizji). Wytworzony w ten sposób sygnał wizyjny może być już dołączony do wejścia monitorowego telewizora (o ile telewizor takie ma). Sygnał taki może być też podany na modulator wielkiej częstotliwości, jeśli przewiduje się korzystanie z wejścia antenowego telewizora. Na koniec kilka słów o magnetofonie. Taśma magnetofonowa jest bowiem najczęściej stosowanym — zwłaszcza w warunkach domowych — nośnikiem zewnętrznym służącym do przechowywania programów. Zwróćmy uwagę, że magnetofon jest przystosowany do zapisu i odczytu sygnałów akustycznych, a nie cyfrowych. Dlatego informacja przeznaczona do zapisu musi być podawana w postaci umożliwiającej bezbłędny jej zapis i odczyt — przy stosunkowo dużej nierównomierności przesuwu taśmy oraz wąskim pasmie przenoszonych częstotliwości popularnych magnetofonów kasetowych. Informację zapisuje się na taśmie 147

w postaci szeregowej — bit po bicie. Są używane różne sposoby zapisu jednego bitu. Jeden z nich — zapis impulsowy jest pokazany na rys. 7.57. Czas odpowiadający jednemu bitowi jest wyznaczany impulsami synchronizacji IS, wysyłanymi co 2 ms. Bit o wartości 1 jest zapisywany jako impuls wysłany 1 ms po impulsie synchronizacji, natomiast brak impulsu między kolejnymi impulsami synchronizacji oznacza bit o wartości 0.

tł1 sI

S — Impuls synchronizacji I —

Rys.

magnetofonową

Odpowiedni układ sprzęgający jest pokazany na rys. 7.58a. Kształtowanie sygnału zapisu jest wykonywane przez mikroprocesor. Wpisuje on odpowiednie wartości do dwubitowego rejestru wyjściowego, którego wyjścia są połączone w a)

c)

Rys. 14

sposób zapewniający odpowiednie poziomy sygnału MAG. W czasie odczytu z magnetofonu sygnał, którego idealny (bez zakłóceń) przebieg jest pokazany na rys. 7.58b, jest podawany poprzez filtr i wzmacniacz na układ kształtujący, na którego wyjściu jest otrzymywany sygnał prostokątny (rys. 7.58c). Sygnał ten jest

podany na wejście mikrokomputera. Dekodowaniem informacji zajmuje się mikroprocesor.

Jak z powyższego wynika, zarówno' kodowanie informacji przy zapisie, jak i dekodowanie przy odczycie — są wykonywane programowo, co powoduje, że program obsługi magnetofonu jest dość złożony. Umożliwia to jednak maksymalne uproszczenie układu sprzęgającego.

Dotychczas zajmowaliśmy się przede wszystkim zasadami składania mikrokomputera z elementów — a więc sprzętem. Tymczasem sam sprzęt nic nie zdziała, dopóki nie wpiszemy do pamięci mikrokomputera odpowiedniego programu. Oprogramowanie jest nieodłączną częścią każdego mikrokomputera, decydującą o jego wartości w stopniu nie mniejszym (a może nawet większym) niż sprzęt. Doskonale pamiętamy, że program, który wykonuje mikroprocesor, jest to ciąg rozkazów umieszczonych w pamięci w postaci słów zero-jedynkowych. Tylko takiwewjęzyk zapis programu jest zrozumiały dla mikroprocesora — jest to nętrzny lepsze dla człowieka. Dlatego do pisania programów człowiek używa wygodnych dla siebie symbolicznych języków gram jest zapisywany jako ciąg tzw. instrukcji. Najprostszym symbolicznym językiem programowania jest język asemblera, w którym jedna instrukcja odpowiada w zasadzie jednemu rozkazowi mikroprocesora. Właśnie języka asemblera używaliśmy dotychczas przy zapisie przykładowych programów. Instrukcja w języku asemblera składa się z czterech części: Etykieta Mnemonik Argumenty Komentarz GRA: IN 3, (51H) ; wczytanie z klawiatury

Etykieta jest symboliczną nazwą komórki pamięci, w której jest umieszczony rozkaz, stanowi symboliczny adres tej komórki. Etykieta nie musi być umieszczana w instrukcji.

Mnemonik jest symboliczną nazwą rozkazu. Jako argumenty mogą wystąpić symboliczne nazwy rejestrów, liczby, nazwy

będące symbolicznymi adresami. Nazwa, umieszczona jako argument w jakiejś instrukcji, musi wystąpić w danym programie również jako etykieta. Jako argument mogą być również użyte proste wyrażenia arytmetyczne. Komentarz jest dowolnym tekstem rozpoczynającym się od średnika. Jest to tekst, który programista umieszcza dla ułatwienia sobie i innym osobom wglądu 149

w treść programu. Umieszczanie komentarza jest oczywiście nieobowiązkowe, ale bardzo wskazane.

Język asemblera, obok instrukcji, zawiera również dyrektywy służące do rezerwacji miejsc w pamięci na dane, wstawiania stałych oraz określające adresy, pod którymi ma być umieszczony program. Dyrektywy zapisuje się analogicznie jak instrukcje — mają one tylko specjalne mnemoniki. Na przykład: TAB: DFB 25, 31, 15H

oznacza umieszczenie w kolejnych komórkach pamięci, począwszy od adresu symbolicznego TAB, liczb 25, 31, 21; ORG 1000H

oznacza, że występująca za tą dyrektywą instrukcja ma być umieszczona w komórce pamięci o adresie szesnastkowym 1000. Program napisany w asemblerze (podobnie jak w każdym innym języku sym-

bolicznym) przed umieszczeniem w pamięci musi być przetłumaczony na język wewnętrzny czyli na zera i jedynki (ewentualnie na liczby szesnastkowe). Można to zrobić samemu — nie jest to specjalnie trudne, tylko nieco pracochłonne — i jest to często jedyna możliwość dla posiadaczy mikrokomputerów, którzy chcą programować w asemblerze. Tłumaczenia można dokonać również za pomocą specjalnego programu tłumaczącego — programu asemblera. Programowanie w asemblerze umożliwia pisanie programów bardzo dobrych pod względem zajętości pamięci i czasu wykonania. Jest to jednak niewygodne i pracochłonne ze względu na to, że lista rozkazów mikroprocesora zawiera rozkazy umożliwiające wykonywanie tylko elementarnych operacji, wobec czego nawet stosunkowo proste programy zawierają wiele instrukcji. Dlatego też często do programowania mikrokomputerów stosuje się języki wyższego poziomu. Są to języki (w przeciwieństwie do asemblerów) nie związane z określonym typem mikroprocesora. Stosuje się w nich symbolikę zbliżoną do używanej w arytmetyce. Takim językami są na przykład FORTRAN i BASIC. Zwłaszcza ten drugi jest językiem powszechnie stosowanym do programowania komputerów osobistych. Szczegółowy jego opis wraz z licznymi przykładami programów znajdzie Czytelnik np. w książce,z naszej serii„,Mikrokomputer — programowanie w języku BASIC". Jednej instrukcji języka wyższego poziomu odpowiada zwykle ciąg rozkazów mikroprocesora. Tłumaczenie programu na język wewnętrzny jest dużo bardziej skomplikowane niż w przypadku asemblera. Tłumaczenie jest wykonywane przy użyciu programu translatora. Program taki jest zwykle zapisany w pamięci ROM komputerów osobistych.

Na koniec zaznaczmy, że praktycznie nie spotyka się programu (o pewnym stopniu złożoności), który by działał bezbłędnie za pierwszym razem. Najczęściej ma on błędy, które musimy znaleźć i usunąć — czyli uruchomić program. Jest to problem, którym nie będziemy się tu zajmować. Chcemy tylko zaznaczyć, że uruchamianie będzie łatwiejsze, jeżeli program będzie napisany porządnie, przejrzyście, z dużą liczbą komentarzy. 150

7.9

Komputer osobisty Komputery osobiste stały się przyczyną prawdziwej rewolucji komputerowej; której początki widać już również w Polsce. Komputery wyszły z ośrodków obliczeniowych i trafiły do mieszkań, gdzie służą szerokiemu gronu użytkowników, zarówno do rozrywki (w postaci gier telewizyjnych), jak i celów poważniejszych np. obliczeń naukowych i inżynierskich (również w zastępstwie kalkulatorów programowanych), prowadzeniu rachunków domowych itp. Stało się tak dlatego, że komputery osobiste są tanie (już od 70 dolarów), małe i proste w obsłudze oraz nie wymagają specjalnych urządzeń zewnętrznych. Schemat blokowy typowego układu komputera osobistego jest pokazany na rys. 7.59. Jak widać, jest to prosty system mikroprocesorowy, w którego skład, obok mikroprocesora, wchodzą: pamięć ROM, gające, pozwalające na dołączenie klawiatury alfanumerycznej, telewizora (jako monitora ekranowego) oraz magnetofonu kasetowego. W pamięci ROM o pojemności 8-12K słów) jest zapisany program komunikacji z użytkownikiem oraz tzw. interpreter (rodzaj translatora) języka BASIC. Programy te umożliwiają użytkownikowi wpisywanie do pamięci RAM słów) własnych programów w języku BASIC. prostszego układu komputera osobistego. Zwykle istnieje możliwość rozbudowy systemu przez dołączenie dodatkowych urządzeń zewnętrznych (np. drukarki czy dysków elastycznych) oraz dodatkowych bloków pamięci RAM. można również dokupić dodatkowe oprogramowanie — np. translatory innych języków (asembler lub języki wysokiego poziomu) czy gry telewizyjne. Programy

Rys. 151

takie kupuje się w postaci kaset z pamięcią ROM, w której jest zapisany program, wtykanych do specjalnego gniazda mikrokomputera, lub w postaci kaset magnetofonowych z nagranym programem, który można przegrać do pamięci RAM. Takie wyposażenie dodatkowe podnosi znacznie koszt komputera osobistego. nawet do kilku tysięcy dolarów. W odpowiedzi na olbrzymie zapotrzebowanie na komputery osobiste firmy amerykańskie, japońskie i europejskie produkują bardzo wiele różnych typów takich komputerów o bardzo zróżnicowanych możliwościach i cenach. Wśród tych najtańszych można wymienić przykładowo komputery: TRS-80, VIC-20, COMMODORE C64, SINCLAIR ZX81, SPECTRUM i wiele innych. W Polsce jedna z firm polonijnych składa i sprzedaje komputer SINCLAIR SPECTRUM, natomiast zakłady ELZAB podjęły produkcję krajowych komputerów osobistych MERITUM. Nieprędko jednak chyba doczekamy się, aby można było kupić komputer w sklepie. Zostaje nam wolny rynek — gdzie można kupić komputer za grubo ponad 100 tys. zł albo zbudowanie komputera samemu...

Na razie zachęcamy więc Czytelników, którzy nie zrazili się tą dość pesymistyczną uwagą, do lektury dalszych pozycji naszej serii, mających ukazać się niebawem.

Dodatek UCY7400p UCY7403(0/C) uc

UCY7401 to+) uC

14 13 12 11 10 9 8

14 13 12 11 10 9 8

23 1

23 1 OV

OV

UCY7404p UCY7405 )0/0) p UCY740BĘ/t)

UCY7402

uc

uc

14 13 12 11 10 9 8

1ć 13 12 11 10 9 8

12 3

1234567 OV

UCY7407{04)

OV

UCY7408

uc

uc

14 13 12 11 10 9 8

14 13 12 11 10 9 8

12 3

2 1

OV

OV

UCY7420~ UCY7440

UCY 7410

uc

UC

14 13 12 11 10 9 8

14 13 12 11 10 9 8

234567

2 1 OV

OV

UCY 7437

UCY 7430

Uc

Uc

14 13 12 11 10 9 8

14 13 12 11 10 9 8

234567

234567 OV

UCY7442

OV

UCY 7450 U

UcCAD B

2345678

1234567 OV

00 01 02 03 04 05 UCY7453

UCY 7472

Uc

Uc S c K1 K2 K3

14 13 12 11 10 9 8

14 13 12 11 10 9 8

234567

1234567 OV

UCY 7474

R J1 22 23 g OV UCY 7475

cUcS R 0

QO g1 g1 G1 OV g2 g2 g3

14 13 12 11 10 9 8

16 15 14 13 12 11 10 9

234567

Dc R

2345678

~0 0 1 2 C

UCY 74157

UCY74175

E Uę

C @3 3 3 2 2 '2

16 15 14 13 12 11 10 9

16 15 14 13 12 11 10 9

12345678

12345678

S Ap Bppp

R gpD1 Dp gpQ1 Q1

UCY 741 93

UCY 74125 R

16 15 14 13 12 11 10 9

2345678

UC 14 13 12 11 10 9 8

1234567 PV

01 U CY 74 S 40 5 C7654321 16 15 14 13 12 11 10 9

12345678

A B C G1 G2 G3 Op PV UCY74S482 iUCY74S483

UG Op 01 Oz 03 04 05 06 07 5TB 20 19 18 17 16 15 14 13 12 11

UCY74S~416 UCY74S26

DlENDO DB3 Dl D02 DB Dlz Ug 16 15 14 13 12 11 10 9

12345678

DBp D01 Dl) CS Dlp DB1 DOp

Krótki slowniczek terminów angielskich

A

clock — zegar

access — dostęp access time — czas dostępu

clock period — takt zegara

accumulator — akumulator

(bezpamięciowe) command — rozkaz, polecenie, komenda compare — porównaj complement — uzupełnienie

acknowledge — potwierdzenie address — adres

address bus — magistrala adresowa addressing mode — tryb adresowania algorithm — algorytm AND — argument — argument

arithmetic — arytmetyka arithmetic unit — jednostka arytmetyczna arithmetic-logic unit (ALU) — jednostka arytmetyczno-logiczna (arytmometr) arithmetic shift — przesunięcie arytmetyczne array — tablica liczb assembler — asembler, język asemblera auxiłiary carry — przeniesienie pomocnicze

combinational logic — układy kombinacyjne

condition — warunek

condition flags — znaczniki warunków conditional — warunkowy (rozkaz)

control circuit — układ sterujący control signal — sygnał sterujący counter — licznik

crash — totalna awaria systemu

CRT cycle — cykl D

data — dane

B

data bus — magistrala danych data pointer — wskaźnik danych

bi-directional — dwukierunkowy

decoder — dekoder

binary — dwójkowy, binarny binary coded (BCD) — decimal kodowany dwójkowo bipolar — bipolarny (tranzystor)

decrement — zmniejsz delay — opóźnienie digit — cyfra

bit-bit

board — płytka montażowa Boolean — boole'owski, logiczny borrow — pożyczka

branch — rozkaz skoku, rozgałęzienie break-down — załamanie, upadek (totalna awaria systemu) buer — bufor, rejestr buforowy, bufor bramek trójstanowych bus — magistrala byte — bajt C

cali — wywołanie (podprogramu) carry — przeniesienie cathodeCRT (CRT), ray tube tor ekranowy central — (CPU) processing unit character — znak

character generator — generator znaków chip — mikroukład (układ wykonany w monokrysztale krzemu) chip select input — wejście wybierające moduł clear — zerowanie

158

digital techniąue — technika cyfrowa direct addressing — adresowanie bezpośrednie direct ł)o — bezpośrednie wejście-wyjście direct memory (DMA) — access dostęp do pamięci (rodzaj transmisji wejścia-wyjścia) disable — zablokuj disk — dysk (pamięć dyskowa)

disk drive — przewijak pamięci dyskowej diskette — dyskietka display — wyświetlacz distributed system — system rozproszony double — podwójny driver — wzmacniacz, stopień sterujący lub dopasowujący sygnał RAM — dynamic E

enable — odblokuj, uaktywnij erasable programable read only memory (EPROM) — z możliwością kasowania zawartości error — błąd exclusive or — suma modulo dwa, różnica symetryczna.

F

K

file — zbiór danych

key — klucz, klawisz keyboard — klawiatura

file system — system zbiorów, program zarządzający zbiorami flag — znacznik

flag register — rejestr znaczników flip-flop — przerzutnik floppy disk — dysk elastyczny

L

large scale of integration (LSI) — wielki stopień scalenia

latch — rejestr zatrzaskowy

elastycznego flow — przepływ

load — ładować, obciążenie load module — moduł ładowalny (program gotów do załadowania) local area network (LAN) — lokalna sieć kom-

flow chart, flow diagram — sieć działań freąuency — częstotliwość

logic — logika, układ logiczny

floppy disk controller (FDC) — sterownik dysku

function — funkcja G

gate — bramka generator — generator

go — idź, skocz ground — masa (na ogół OV) H

handshaking — przesyłanie z potwierdzeniem hard disk — dysk twardy (sztywny) hardware — sprzęt (mikrokomputer jako urządzenie bez oprogramowania) hexadecimal (HEX) — szesnastkowy high (H) — wysoki

high impedance — wysoka impedancja (stan trzeci)

hold time — czas przetrzymania informacji na wejściu przerzutnika synchronicznego I

immediate addressing — adresowanie natychmiastowe

increment — zwiększ

index addressing — adresowanie indeksowe index register — rejestr indeksowy input — wejście

input-output device — urządzenie wejścia-wyjścia

puterowa

logic shift — przesunięcie logiczne logic sum — suma logiczna logical function — funkcja logiczna loop — pętla low (L) — niski M

machine cycle — cykl maszynowy main memory — pamięć główna, pamięć operacyjna matrix — macierz

memory — pamięć memory location — komórka pamięci

memory mapped i/o — jednolite adresowanie pamięci i układów wejścia-wyjścia microcomputer (pC) — mikrokomputer microprocessor (pP) — mikroprocesor middle scale of integration (MSI) — średni stopień scalenia mode — tryb monitor — monitor (prosty program zarządzający) monoflop — monowibrator move — prześlij mnemonic op-code — skrót mnemoniczny multiplexer — multiplekser N

instruction — instrukcja, rozkaz instruction cycle — cykl rozkazowy

NAND

instruction register — rejestr rozkazów

non-maskable (NMI) — interrupt

NAND bramka

instruction list — lista rozkazów

integrated circuit — układ scalony

niemaskowalne

NOR

interface — interfejs, całość układów sprzęgają-

NOR

cych,sprzęg interrupt — przerwanie

negative — ujemny

interrupt reąuest — zgłoszenie przerwania

object module — program wynikowy (po tran-

interrupt service routine — program obłsugi przerwania inverter — inwerter, negator J

jump — skok, rozkaz skoku

0

slacji)

oset — adres względny, liczony względem ustalonej bazy off (o-state) — wyłączony on (on-state) — włączony

159

one's complement — uzupełnienie do jedynki (negacja liczby) open collector — otwarty kolektor operand — argument operation — operacja operating system — system operacyjny OR — output — wyjście overflow — nadmiar, przepełnienie P

parallel — równoległy parameter — parametr

parity — parzystość period — okres peripheral — układ wejścia-wyjścia peripheral device — urządzenie wejścia-wyjścia (urządzenie peryferyjne) personal computer — komputer osobisty pin — końcówka (wyprowadzenie układu scalonego, piórko łączówki) pointer — wskaźnik pointer addressing — adresowanie zawartością wskaźnika danych port — brama (układu wejścia-wyjścia) printed— (PCB) circuit board na

select — wybierać sensor — czujnik

seńal — szeregowy service — obsługa (np. przerwania) set — ustawić, zapalić (przerzutnik) set-up time — czas wyprzedzania informacji na wejściu przerzutnika synchronicznego shift — przesunięcie shift left — przesunięcie w lewo shift right — przesunięcie w prawo shift register — rejestr przesuwający single chip microcomputer — mikrokomputer jednoukładowy slope — zbocze (sygnału) small scale of integration (SSI) — mały stopień scalenia

socket — gniazdo (do wetknięcia wtyku) software — oprogramowanie source program — program źródłowy (napisany przez programistę) stack — stos

stack pointer — wskaźnik stosu standard i/o — oddzielne adresowanie układów

wejścia-wyjścia state — stan

RAM — static

priority — priorytet

status — stan

processor — procesor

status register — rejestr stanu store — prześlij, zapamiętaj strobe — strob, impuls strobujący subroutine — podprogram subtract — odejmij

processor (PSW) —status word procesora

program — program

program counter (PC) — licznik rozkazów programable — programowalny programable (PROM) — read only memory

mięć stała, programowana (jednorazowo)

supply — zasilanie

synchronous — synchroniczny T

przez użytkownika 0 ąuad — poczwórny

tape recorder — magnetofon

R

transistor — tranzystor tri-state — trójstanowy

(RAM) — random access memory stępie przypadkowym (swobodnym) read — czytaj read only (ROM) — memory refresh — odświeżanie (pamięci dynamicznej RAM)

register file, register bank — zbiór rejestrów reset — zgasić (przerzutnik), zerowanie

tied to ground — zwarty do masy time — czas

totem pole — rodzaj obwodu elektryczn ego wyjściowego, taki jak w układach TTL two's complement — uzupełnienie do (kod U2) U

unit — jednostka

upper — górny, bardziej znaczący (bajt)

resistor — rezystor return — powrót (np. z podprogramu) rotate — przesunąć cyklicznie, obrócić

wait state — stan oczekiwania

routine — procedura, program

write — pisz

S

Z

saturation — nasycenie (np. tranzystora)

zero — zero

W

word — słowo

dwóch