138 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

Микрооперация двоичного декодирования — состоит в преобразовании п-разряд-ного двоичного позиционного кода А в 2"-разрядный унитарный код В. В унитарном коде только один разряд принимает единичное значение, а все остальные равны нулю. Номер разряда К, который принимает значение 1, определяется значением кодаЛ - <ν_1} Ящ-ъ...»Щ

Принято следующее условное обозначение: В := decod (А).

Комментарии к микрооперациям

Микрооперации могут снабжаться произвольными комментариями. Комментарии записываются справа от микрооперации и заключаются в угловые скобки. Например,

+1СК:« СК := СК +1 <Увеличениесодержиуюго СК на единицуХ

Совместимость микроопераций

Совместимостью называется свойство совокупности микроопераций, гарантирующее возможность их параллельного выполнения [21]. Различают функциональную и структурную совместимости. Пусть 5„ S₂, 5₃, 5₄ — подмножества слов из множества 5. Тогда микрооперации 5_t:= 9i(5₂) и S₃ := фг^) называются функционально совместимыми, если 5, п S₂ 411, то есть если микрооперации присваивают значения разным словам. В функциональных микропрограммах, описывающих алгоритмы выполнения операций без учета структуры вычислительной машины, одновременно могут выполняться только функционально совместимые микрооперации.

Структура ВМ может внести дополнительные ограничения, на возможность параллельного выполнения микроопераций. Микрооперации называются структурно несовместимыми, если из-за ограничений, обусловленных структурой ВМ, они не могут выполняться параллельно. Обычно структурная ■ несовместимость связана с использованием микрооперациями одного и того же оборудования.

Цикл команды

Программа в фон-неймановской ЭВМ реализуется центральным процессором (ЦП) посредством последовательного исполнения образующих эту программу команд. Действия, требуемые для выборки (извлечения из основной памяти) и выполнения команды, называют циклом команды. В общем случае цикл команды включает в себя несколько составляющих (этапов):

• выборку команды;

• формирование адреса следующей команды;

• декодирование команды;

• вычисление адресов операндов;

• выборку операндов;

Цикл команды 139

• исполнение операции;

• запись результата.

Перечисленные этапы выполнения команды в дальнейшем будем называть стандартным циклом команды. Отметим, что не все из этапов присутствуют при выполнении любой команды (зависит от типа команды), тем не менее этапы выборки, декодирования, формирования адреса следующей команды и исполнения имеют место всегда.

В определенных ситуациях возможны еще два этапа:

• косвенная адресация;

• реакция на прерывание.

Стандартный цикл команды

Кратко охарактеризуем каждый из вышеперечисленных этапов стандартного цикла команды. При изучении данного материала следует учитывать, Что приводимое описание имеет целью лишь дать представление о сущности каждого из этапов. В то же время распределение функций по разным этапам цикла команды и последовательность выполнения некоторых из них в реальных М могут отличаться от излагаемых.

Этап выборки команды

Цикл любой команды начинается с того, что центральный процессор извлекает команду из памяти, используя адрес, хранящийся в счетчике команд (СК). Двоичный код команды помещается в регистр команды (РК) и с этого момента становится «видимым» для процессора. Без учета промежуточных пересылок и сигналов управления это можно описать следующим образом: РК := ОЩ (СК)].

Приведенная запись охватывает весь этап выборки, еслидлина команды совпадает с разрядностью ячейки памяти. В то же время система команд многих ВМ предполагает несколько форматов команд, причем в разных форматах команда может занимать , 2 или более ячеек, а этап выборки команды можно считать завершенным лишь после того, как в РК будет помещен полный код команды. Информация о фактической длине команды содержится в полях кода операции и способа адресации. Обычно эти поля располагают в первом слове кода команды, и для выяснения необходимости продолжения процесса выборки необходимо предварительное декодирование их содержимого. Такое декодирование может быть произведено после того, как первое слово кода команды окажется в РК. В случае многословного формата команды процесс выборки продолжается вплоть до занесения в РК всех слов команды. Например, для 16-разрядной команды, занимающей две 8-разрядные ячейки памяти, выборку можно описать так: ■

ПСтРК:РК(15-8):=0П[(СК)];

+1СК:СК:=СК+1;

ПМлРК:РК(7-0):=ОП[(СК)].

Этап формирования адреса следующей команды

Для фон-неймановских машин характерно размещение соседних команд программы в смежных ячейках памяти. Если извлеченная команда не нарушает естествен-

140 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

ного порядка выполнения программы, для вычисления адреса следующей выполняемой команды достаточно увеличить содержимое счетчика команд на длину текущей команды, представленную количеством занимаемых кодом команды ячеек памяти. Для однословной команды это описывается микрооперацией: +1СК: СК := СК+.

Длина команды, а также то, способна ли она изменить естественный порядок выполнения команд программы, выясняются в ходе ранее упоминавшегося предварительного декодирования. Если извлеченная команда способна изменить последовательность выполнения программы (команда условного или безусловного перехода, вызова процедуры и т. п.), процесс формирования адреса следующей команды переносится на этап исполнения операции. В силу сказанного, в ряде ВМ рассматриваемый этап цикла команды следует не за выборкой команды, а находится в конце цикла.

Этап декодирования команды

После выборки команды она должна быть декодирована, для чего ЦП расшифровывает находящийся в РК код команды. В результате декодирования выясняются следующие моменты:

• находится ли в РК полный код команды или требуется дозагрузка остальных слов команды;

• какие последующие действия нужны для выполнения данной команды;

• если команда использует операнды, то откуда они должны быть взяты (номер регистра или адрес ячейки основной памяти); '

• если команда формирует результатдо куда этот результат должен быть направлен.

Ответы на два первых вопроса дает расшифровка кода операции, результатом которой может быть унитарный код, где каждый разряд соответствует одной из команд, что можно описать в виде УнитК:=аесоа(Коп). На практике вместо унитарного кода могут встретиться самые разнообразные формы представления результатов декодирования, например адрес ячейки специальной управляющей памяти, где хранится первая микрокоманда микропрограммы для реализации указанной в команде операции.

Полное выяснение всех аспектов команды, помимо расшифровки кода операции, требует также анализа адресной части команды, включая поле способа адресации.

По результатам декодирования производится подготовка электронных схем ВМ к выполнению предписанных командой действий.

Этап вычисления адресов операндов

Этап имеет место,если в процессе декодирования команды выясняется, что команда использует операнды. Если операнды размещаются в основной памяти, осуществляется, вычисление их исполнительных адресов, с учетом указанного в команде способа адресации. Так, в случае индексной адресации для получения исполнительного адреса производится суммирование содержимого адресной части команды и содержимого индексного регистра.

Цикл команды 141

Этап выборки операндов

Вычисленные на предыдущем этапе исполнительные адреса используются для считывания операндов из памяти и занесения в определенные регистры процессора. Например, в случае арифметической команды операнд после извлечения из памяти может быть загружен во входной регистр АЛУ. Однако чаще операнды предварительно заносятся в специальные вспомогательные регистры процессора, а их пересылка на вход АЛУ происходит на этапе исполнения операции.

Этап исполнения операции

На этом этапе реализуется указанная в команде операция. В силу различия сущности каждой из команд ВМ, содержание этого этапа также сугубо индивидуально. Этапы исполнения некоторых команд будут рассмотрены ниже на примере выполнения учебной программы для приведенной на рис. 3.1 гипотетической вычислительной машины. '

Этап записи результата

Этап записи результата присутствует в цикле тех команд, которые предполагают занесение результата в регистр или ячейку основной памяти. Фактически его можно считать частью этапа исполнения, особенно для тех команд, которые помещают результат сразу в несколько мест.

Описание стандартных циклов команды для гипотетической машины

Для анализа содержания стандартных циклов команды обратимся к гипотетической ВМ (см. рис. 3.1), для которой составим программу сложения двух чисел и вывода суммы на устройство вывода, если эта сумма не равна 0.

Список необходимых команд приведен в табл. 3.1, а сама программа — в табл. 3.2. Предполагается, что команды программы будут размещаться в основной памяти, начиная с адреса 100, а операнды — с адреса 200. Для вывода результата назначим порт с номером 5.

Таблица 3.1. Команды гипотетической вычислительной машины


КОп	АЧ	Описание
LDA	Adr	Загрузка в аккумулятор содержимого ячейки ОП с адресом Adr
ADD	Adr	Сложение содержимого аккумулятора с содержимым ячейки ОП, имеющей адрес Adr. Результат остается в аккумуляторе
BRZ	Adr	Переход к команде, хранящейся по адресу Adr, если результат' предыдущей арифметической операции равен 0, иначе естественный порядок вычислений не нарушается
OUT	PortN	Вывод содержимого аккумулятора на периферийное устройство, подключенное к порту с номером PortN '
HLT		Останов вычислений

142 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

Таблица 3.2. Программа крассматриваемому примеру


Адрес порта	Код операции	Адрес ячейки или номер
100	LDA	200
101	ADD	201
102	BRZ	104
103	OUT	5
104	HLT
200	Операнд 1
201	Операнд 2

Перед запуском программы необходимо занести в СК адрес ячейки основной памяти, содержащей первую выполняемую команду программы, то есть 100.

Поскольку выборка и декодирование, а также формирование адреса следующей команды для всех команд выполняются по идентичной схеме, опишем их однократно, детализируя в дальнейшем лишь остальные этапы основного цикла команды. Кроме того, напомним, что все сигналы управления и управляющие коды формируются микропрограммным автоматом, поэтому в дальнейшем ссылки на МПА будут опущены.

Выборка команды. Сначала остановимся на содержании этапа выборки, идентичного для всех команд программы. На этом этапе происходит извлечение двоичного кода команды из ячейки основной памяти и его занесение в регистр команды:

СКРАП: FW1 := СК, Ч1ЗУ: РД1 := ОП[(СК)];

РДПКОп, РДПЭД: РК :=РДП <РКОп := РДП(КОп), РА := РДП(АЧ)>.

В первом такте вырабатывается сигнал управления СКРАП, инициирующий пересылку содержимого счетчика команд в регистр адреса памяти. По сигналу ЧгЗУ содержимое ячейки, выбранной дешифратором адреса памяти (код команды), переписывается в регистр данных памяти. В следующем такте формируются сигналы РДПКСп и РД1РД по которым содержимое РДП передается в РК, при этом поле РКСп заполняется кодом операции, а поле РА — адресной частью команды.

Декодирование команды. Сразу же после размещения кода операции в РК производится его декодирование, что можно описать микрооператором УнигК := decod(Kon). Прежде всего выясняется, может ли данная команда изменить последовательность вычислений, что влияет на дальнейшее выполнение цикла команды. Для всех команд, кроме команд управления (в нашем случае это BRZ), начинается этап формирования адреса следующей команды.

Формирование адреса следующей команды. В фон-неймановских ВМ команды программы располагаются в естественном порядке следования, в соседних ячейках памяти, и выполняются в том же порядке. Для формирования адреса следующей команды достаточно увеличить содержимое СК на единицу: +1СК СК := СК + 1.

В рассматриваемой ВМ предусмотрена только прямая адресация, поэтому этап вычисления адресов операндов опускается.

Ц«л комаич>1 143

В анализируемой программе этап выборки операндов предполагается только в командах загрузки аккумулятора и сложения. Для простоты изложения будем расценивать выборку операндов как часть этапа исполнения соответствующих операций. В свою очередь, этапы исполнения специфичны для каждой команды и рассматриваются применительно к каждой команде нашей программы.

Исполнение операции загрузки аккумулятора. Команда LDA 200 обеспечивает занесение в аккумулятор содержимого ячейки ОП с адресом 200, то есть первого операнда, и реализуется следующим образом:

• МПА вырабатывает сигнал РАРАП, передающий содержимое РА (адресную часть команды) в РАП;

• по сигналу ЧгЗУ содержимое ячейки 200 заносится в РДП;

• по сигналу РДПАкк первый операнд из РДП помещается в аккумулятор.

На языке микроопераций это выглядит так:

РАРАП: РАП := РК(РА);ЧтЗУ: РДП :=0П[200]; РДПАкк: Акк := РДП.

Исполнение операции сложения. Команда ADD 201 обеспечивает суммирование текущего содержимого аккумулятора с содержимым ячейки 201 (вторым операндом). Результат сложения остается в аккумуляторе. Одновременно с этим в АЛУ формируются признаки результата:

• МПА вырабатывает сигнал РАРАП, и содержимое РА поступает в РАП;

• по сигналу ЧгЗУ содержимое ячейки 201 заносится в РДП;

• сигнал управления РДП РХ вызывает пересылку операнда 2 из РДП в регистр РХ

АЛУ одновременно с этим МПА вырабатывает сигнал AKKPY, ПО которому в PY переписывается содержимое аккумулятора, то есть хранящийся там первый операнд; операционный блок выполняет над данными, расположенными в РХ и PY, операцию, заданную в коде операции команды (в нашем случае — сложение);

• по сигналу ОПЕАкк информация с выхода ОПБ загружается в аккумулятор.

Сказанное может быть описано в виде: РАРАП: РАП := РК(РА), ЧЙУ: РД1 := 0П [201 ]; РДПРХ: РХ := РДП, AKKPY: ΡΥ:=Акк, ОПБ := РХ + Р/; 0ПБАкк1: Акк:-ОПБ.

Исполнение операции условного перехода. Для изменения порядка выполнения программы используются команды безусловного (БП) и условного (УП) переходов, в нашем случае — команда BRZ 104. Адрес перехода хранится в адресном поле команды. Команда анализирует хранящийся в РПрз признак (флаг) нулевого результата, выработанный в АЛУ на предыдущем этапе вычислений, и формирует адрес следующей команды в зависимости от состояния этого признака. При нулевом значении флага (условие перехода не выполнено) естественный порядок выполнения программы не нарушается, и адрес следующей команды формируется обычным образом, путем увеличения содержимого СК на единицу (+1GK СК := СК +1). При единичном значении флага (условие перехода выполнено) в СК зано-

144 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

сится содержимое РА. Напомним, что в РА находится адресная часть извлеченной из ОП команды перехода, то есть адрес точки перехода. Сказанное можно записать в виде БПУП СК=РК(РА). Поскольку для команд перехода формирование адреса следующей команды по сути является и исполнением их операций, описанные микрооперации для них обычно относят к этапу исполнения.

Исполнение операции вывода. Команда OUT 5 обеспечивает вывод содержимого аккумулятора на периферийное устройство (ПУ), подключенное к порту вывода с номером 5. М П А вырабатывает управляющий сигнал РАПВВ, по которому адресная часть команды — номер порта вывода — из РА поступает на вход дешифратора номера порта ввода/вывода. В следующем такте по сигналу Выв содержимое аккумулятора через выбранный дешифратором порт вывода передается на подключенное к этому порту ПУ:

РАДВВ ДВВ:=РК(РА); Вьв: Порт вьвода 5 := Акк.

Исполнение операции останова. Команда HLT приводит к завершению вычислений. При этом вырабатывается сигнал Ост, нужный для того, чтобы известить операционную систему о завершении текущей программы.

Машинный цикл с косвенной адресацией

Многие команды предполагают чтение операндов из памяти или запись в память. В простейшем случае в адресном поле таких команд явно указывается исполнительный адрес соответствующей ячейки ОП. Однако часто используется и другой способ указания адреса, когда адрес операнда хранится в какой-то ячейке памяти, а в команде указывается адрес,ячейки, содержащей адрес операнда. Как уже отмечалось ранее, подобный прием называется косвенной адресацией. Чтобы прочитать или записать операнд, сначала нужно извлечь из памяти его адрес и только после этого произвести нужное действие (чтение или запись операнда), иными словами, требуется выполнить два обращения к памяти. Это, естественно, отражается и на цикле команды, в котором появляется косвенная адресация. Этап косвенной адресации можно отнести к этапу вычисления адресов операндов, поскольку его сущность сводится к определению исполнительного адреса операнда.

Применительно к вычислительной машине, приведенной на рис. 3.1, при косвенной адресации имеют место следующие микрооперации:

РАРАП FW1 := РК(РА), 4ι3Υ: Щ1= ОП[(РА)]; РДПЙА: РК(РА):= РДП.

Иными словами, содержимое адресного поля команды в регистре команд используется для обращения к ячейке ОП, в которой хранится адрес операнда, после чего извлеченный из памяти исполнительный адрес операнда помещается в адресное поле регистра команды на место косвенного адреса. Дальнейшее выполнение команды протекает стандартным образом.

Машинный цикл с прерыванием

Практически во всех ВМ предусмотрены средства, благодаря которым модули ввода/вывода (и не только они) могут прервать выполнение текущей программы для

Цикл команды 145

внеочередного выполнения другой программы, с последующим возвратом к прерванной.

Первоначально прерывания были введены для повышения эффективности вычислений при работе с медленными ПУ. Положим, что процессор пересылает данные на принтер, используя стандартный цикл команды. После каждой операции записи ЦП будет вынужден сделать паузу, в ожидании подтверждения от принтера об обработке символа. Длительность этой паузы может составлять сотни й тысячи циклов команды. Ясно, что такое использование ЦП очень неэффективно. В случае прерываний, пока протекает операция ввода/вывода, ЦП способен выполнять другие команды.

В упрощенном виде процедуру прерывания можно описать следующим образом. Объект, требующий внеочередного обслуживания, выставляет на соответствующем входе ЦП сигнал запроса прерывания. Перед переходом к очередному циклу . команды процессор проверяет этот вход на наличие запроса. Обнаружив запрос, ЦП запоминает информацию, необходимую для продолжения нормальной работы после возврата из прерывания, и переходит к выполнению программы обработки прерывания (обработчика прерывания). По завершении обработки прерывания ЦП восстанавливает состояние прерванного процесса, используя запомненную информацию, и продолжает вычисления. Описанный процесс иллюстрирует рис. 3.5.

В терминах цикла команды сказанное выглядит так. Для учета прерываний к циклу команды добавляется этап прерывания, в ходе которого процессор проверяет, не поступил ли запрос прерывания. Если запроса нет, ЦП переходит к этапу выборки следующей команды программы. Цри наличии'запроса процессор:

1. Приостанавливает выполнение текущей программы и запоминает содержимое всех регистров, которые будут использоваться программой обработки прерывания. Это называется сохранением контекста программы. В первую очередь

; необходимо сохранить содержимое счетчика команд, аккумулятора и регистра признаков. КонтеКст· программы обычно сохраняется .в стеке.

2. Заносит в счетчик команд начальный адрес программы обработки прерывания.

Программа Обработчик

пользователя прерывания

Место возникновения ___-—►' прерывания (+1

Рис. 3.5. Передача управления при прерываниях

146 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

На языке микроопераций это можно записать следующим образом:

СКРДП: РДП := СК; -1УС: УС := УС -1 Оапись в стек содержимого СК>;

УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, СКРДП: ОП[(УС)] := РДП :=СК;

АккРДП: РДП := Акк; -1УС: УС := УС -1 <3агись в стек содержимого Акк>;

УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, АккРДП: ОП[(УС)] := РДП := Акк;

РПрзРДП: РДП := РПрз; -1УС: УС := УС -1 <3агись в стек содержимого РПрз>;

УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, РПрзРДП: ОП[(УС)] := РДП := РПрз;

СК:= Аобр <3анесение в СК начагьного адреса обработано прерьвашям

Теперь процессор продолжает с этапа выборки первой команды обработчика прерывания. Обработчик (обычно он входит в состав операционной системы) определяет природу прерывания и выполняет необходимые действия. Когда программа обработки прерывания завершается, процессор может возобновить выполнение программы пользователя с точки, где она была прервана. Для этого он восстанавливает контекст программы (содержимое СК и других регистров) и начинает с цикла выборки очередной команды прерванной программы. Соответствующая микропрограмма представлена ниже (с целью упрощения схемы некоторые тракты и сигналы управления не показаны, и соответствующие микрооперации отображают лишь логику выхода из прерывания).

УСРАП: РАП :=УС, ЧгЗУ: РДП:=ОП[(УС)] <Восстановление содержимого РПрз>;

+1УС: УС:- УС +1; РДПРПрз: РПрз := РДП;

УСРАП: РАП :=УС, ЧгЗУ: РДП:=ОП[(УС)] восстановление содержимого Акк>;

+1УС: УС:= УС + 1; РДПАкк: Акк:= РДП;

УСРАП: РАП := УС, ЧтЗУ: РДП:=ОП[(УС)] <Восстановление содержимого СК>;

+1УС: УС :=УС+ 1; РДПСК: СК:=РДП.

Диаграмма состояний цикла команды

Вышеизложенное можно подытожить в виде рис. 3.6, где показаны потоки информации в ходе этапов выборки команды, косвенной адресации и прерывания [36]:

а б ·

Рис. 3.6. Потоки информации при реализации цикла команды: а — этап выборки; б —этап косвенной адресации; в — этап прерывания .

В работе [36] использован также иной подход к описанию содержания цикла команды — с помощью диаграммы состояний (рис. 3.7).

На такой диаграмме цикл команды представляется в виде последовательности состояний. Для каждой конкретной команды некоторые состояния могут быть

Цикл команды 147

Косвенный «ДОС

Рис. 3.7. Диаграмма состояний цикла команды

нулевыми, а некоторые другие могут неоднократно повторяться. Полный цикл команды может включать в себя следующие состояния:

• Вычисление адреса команды. Определение исполнительного адреса команды, которая должна выполняться следующей.

• Выборка команды. Чтение команды из ячейки памяти и занесение ее в РК.

• Декодирование команды. Анализ команды с целью выяснения типа подлежащей выполнению операции и операндов.

• Вычисление адреса операнда. Определение исполнительного адреса операнда, если операция предполагает обращение к операнду, хранящемуся в памяти или же доступному посредством ввода.

• Выборка операнда. Выборка операнда из памяти или его ввод с устройства ввода.

• Операция с данными. Выполнение операции, указанной в команде.

• Запись операнда. Запись результата в память или вывод на устройство вывода. ■ .. ; ■ . . . .

,"■■■'. . .. г., ■

Состояния в верхней части диаграммы описывают обмен.между ЦП и памятью либо между ЦП и модулем ввода/вывода. Состояния в нижней части обозначают только внутренние операции ЦП. Вычисление адреса операнда встречается дважды, поскольку команда может включать в себя чтение, запись или и то и другое, однако действия, выполняемые в этом состоянии, в обоих случаях одни и те же, поэтому используется один и тот же идентификатор состояния..

Следует отметить, что диаграмма допускает множественные операнды и результаты, как того требуют некоторые команды. Кроме того, в ряде ВМ единственная команда может определять операцию над вектором (одномерным массивом чисел)

148 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

или строкой (одномерным массивом символов), что требует повторяющихся операций выборки и/или записи. Диаграмма отражает также возможность этапов прерывания и косвенной адресации.

Основные показатели вычислительных машин

Использование конкретной вычислительной машины имеет смысл, если ее показатели соответствуют показателям, определяемым требованиями к реализации заданных алгоритмов. В качестве основных показателей ВМ обычно рассматривают: емкость памяти, быстродействие и производительность, стоимость и надежность [25]. В данном учебнике остановимся только на показателях быстродействия и производительности, обычно представляющих основной интерес для пользователей.

Быстродействие

Целесообразно рассматривать два вида быстродействия: номинальное и среднее. Номинальное быстродействие характеризует возможности ВМ при выполнении стандартной операции. В качестве стандартной обычно выбирают короткую операцию сложения. Если обозначить через т_сл время сложения, то номинальное быстродействие определится из выражения

Среднее быстродействие характеризует скорость вычислений при выполнении эталонного алгоритма или некоторого класса алгоритмов. Величина среднего быстродействия зависит как от параметров ВМ, так и от параметров алгоритма и определяется соотношением

где Т_э — время выполнения эталонного алгоритма; Ν— количество операций, содержащихся в эталонном алгоритме.

Обозначим через щ число операций i-ro типа;/ — количество типов операций в алгоритме (г = 1, 2,...,/);t_f — время выполнения операции i-ro типа.

Время выполнения эталонного алгоритма рассчитывается по формуле:

(3.1)

Подставив (3.1) в выражение для У_ср, получим



	Цикл команды 139

	• исполнение операции; • запись результата. Перечисленные этапы выполнения команды в дальнейшем будем называть стандартным циклом команды. Отметим, что не все из этапов присутствуют при выполнении любой команды (зависит от типа команды), тем не менее этапы выборки, декодирования, формирования адреса следующей команды и исполнения имеют место всегда. В определенных ситуациях возможны еще два этапа: • косвенная адресация; • реакция на прерывание. Стандартный цикл команды Кратко охарактеризуем каждый из вышеперечисленных этапов стандартного цикла команды. При изучении данного материала следует учитывать, Что приводимое описание имеет целью лишь дать представление о сущности каждого из этапов. В то же время распределение функций по разным этапам цикла команды и последовательность выполнения некоторых из них в реальных М могут отличаться от излагаемых. Этап выборки команды Цикл любой команды начинается с того, что центральный процессор извлекает команду из памяти, используя адрес, хранящийся в счетчике команд (СК). Двоичный код команды помещается в регистр команды (РК) и с этого момента становится «видимым» для процессора. Без учета промежуточных пересылок и сигналов управления это можно описать следующим образом: РК := ОЩ (СК)]. Приведенная запись охватывает весь этап выборки, еслидлина команды совпадает с разрядностью ячейки памяти. В то же время система команд многих ВМ предполагает несколько форматов команд, причем в разных форматах команда может занимать , 2 или более ячеек, а этап выборки команды можно считать завершенным лишь после того, как в РК будет помещен полный код команды. Информация о фактической длине команды содержится в полях кода операции и способа адресации. Обычно эти поля располагают в первом слове кода команды, и для выяснения необходимости продолжения процесса выборки необходимо предварительное декодирование их содержимого. Такое декодирование может быть произведено после того, как первое слово кода команды окажется в РК. В случае многословного формата команды процесс выборки продолжается вплоть до занесения в РК всех слов команды. Например, для 16-разрядной команды, занимающей две 8-разрядные ячейки памяти, выборку можно описать так: ■ ПСтРК:РК(15-8):=0П[(СК)]; +1СК:СК:=СК+1; ПМлРК:РК(7-0):=ОП[(СК)]. Этап формирования адреса следующей команды Для фон-неймановских машин характерно размещение соседних команд программы в смежных ячейках памяти. Если извлеченная команда не нарушает естествен-



	Ц«л комаич>1 143 В анализируемой программе этап выборки операндов предполагается только в командах загрузки аккумулятора и сложения. Для простоты изложения будем расценивать выборку операндов как часть этапа исполнения соответствующих операций. В свою очередь, этапы исполнения специфичны для каждой команды и рассматриваются применительно к каждой команде нашей программы. Исполнение операции загрузки аккумулятора. Команда LDA 200 обеспечивает занесение в аккумулятор содержимого ячейки ОП с адресом 200, то есть первого операнда, и реализуется следующим образом: • МПА вырабатывает сигнал РАРАП, передающий содержимое РА (адресную часть команды) в РАП; • по сигналу ЧгЗУ содержимое ячейки 200 заносится в РДП; • по сигналу РДПАкк первый операнд из РДП помещается в аккумулятор. На языке микроопераций это выглядит так: РАРАП: РАП := РК(РА);ЧтЗУ: РДП :=0П[200]; РДПАкк: Акк := РДП. Исполнение операции сложения. Команда ADD 201 обеспечивает суммирование текущего содержимого аккумулятора с содержимым ячейки 201 (вторым операндом). Результат сложения остается в аккумуляторе. Одновременно с этим в АЛУ формируются признаки результата: • МПА вырабатывает сигнал РАРАП, и содержимое РА поступает в РАП; • по сигналу ЧгЗУ содержимое ячейки 201 заносится в РДП; • сигнал управления РДП РХ вызывает пересылку операнда 2 из РДП в регистр РХ АЛУ одновременно с этим МПА вырабатывает сигнал AKKPY, ПО которому в PY переписывается содержимое аккумулятора, то есть хранящийся там первый операнд; операционный блок выполняет над данными, расположенными в РХ и PY, операцию, заданную в коде операции команды (в нашем случае — сложение); • по сигналу ОПЕАкк информация с выхода ОПБ загружается в аккумулятор. Сказанное может быть описано в виде: РАРАП: РАП := РК(РА), ЧЙУ: РД1 := 0П [201 ]; РДПРХ: РХ := РДП, AKKPY: ΡΥ:=Акк, ОПБ := РХ + Р/; 0ПБАкк1: Акк:-ОПБ. Исполнение операции условного перехода. Для изменения порядка выполнения программы используются команды безусловного (БП) и условного (УП) переходов, в нашем случае — команда BRZ 104. Адрес перехода хранится в адресном поле команды. Команда анализирует хранящийся в РПрз признак (флаг) нулевого результата, выработанный в АЛУ на предыдущем этапе вычислений, и формирует адрес следующей команды в зависимости от состояния этого признака. При нулевом значении флага (условие перехода не выполнено) естественный порядок выполнения программы не нарушается, и адрес следующей команды формируется обычным образом, путем увеличения содержимого СК на единицу (+1GK СК := СК +1). При единичном значении флага (условие перехода выполнено) в СК зано-



	146 Глава 3. Функциональная организация фон-неймановской ВМ

	На языке микроопераций это можно записать следующим образом: СКРДП: РДП := СК; -1УС: УС := УС -1 Оапись в стек содержимого СК>; УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, СКРДП: ОП[(УС)] := РДП :=СК; АккРДП: РДП := Акк; -1УС: УС := УС -1 <3агись в стек содержимого Акк>; УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, АккРДП: ОП[(УС)] := РДП := Акк; РПрзРДП: РДП := РПрз; -1УС: УС := УС -1 <3агись в стек содержимого РПрз>; УСРАП: РАП := УС; ЗпЗУ, РПрзРДП: ОП[(УС)] := РДП := РПрз; СК:= Аобр <3анесение в СК начагьного адреса обработано прерьвашям Теперь процессор продолжает с этапа выборки первой команды обработчика прерывания. Обработчик (обычно он входит в состав операционной системы) определяет природу прерывания и выполняет необходимые действия. Когда программа обработки прерывания завершается, процессор может возобновить выполнение программы пользователя с точки, где она была прервана. Для этого он восстанавливает контекст программы (содержимое СК и других регистров) и начинает с цикла выборки очередной команды прерванной программы. Соответствующая микропрограмма представлена ниже (с целью упрощения схемы некоторые тракты и сигналы управления не показаны, и соответствующие микрооперации отображают лишь логику выхода из прерывания). УСРАП: РАП :=УС, ЧгЗУ: РДП:=ОП[(УС)] <Восстановление содержимого РПрз>; +1УС: УС:- УС +1; РДПРПрз: РПрз := РДП; УСРАП: РАП :=УС, ЧгЗУ: РДП:=ОП[(УС)] восстановление содержимого Акк>; +1УС: УС:= УС + 1; РДПАкк: Акк:= РДП; УСРАП: РАП := УС, ЧтЗУ: РДП:=ОП[(УС)] <Восстановление содержимого СК>; +1УС: УС :=УС+ 1; РДПСК: СК:=РДП. Диаграмма состояний цикла команды Вышеизложенное можно подытожить в виде рис. 3.6, где показаны потоки информации в ходе этапов выборки команды, косвенной адресации и прерывания [36]:



	а б · Рис. 3.6. Потоки информации при реализации цикла команды: а — этап выборки; б —этап косвенной адресации; в — этап прерывания . В работе [36] использован также иной подход к описанию содержания цикла команды — с помощью диаграммы состояний (рис. 3.7). На такой диаграмме цикл команды представляется в виде последовательности состояний. Для каждой конкретной команды некоторые состояния могут быть