CC BY
140Компоненты и технологии, № 8'2003
Окончание. Начало в № 7'2003
Микропроцессор своими руками-2
Битовый процессор
Иосиф Каршенбойм
FFF
С00
BFF
800
7FF
Внутренние переменные — Y
Выходы — Y
Выходы — X
0000
Рис. 1. Битовый процессор. Поле памяти
Начинаем проект в FPGA
Так же, как и предыдущий проект [1], будем выполнять проект на языке AlteraHDL (AHDL). Этот язык достаточно широко распространен и описан. Кроме того, для начинающих он гораздо более доступен, чем другие языки группы VHDL. Так же более доступны и студенческие версии ПО.
Проект будет выполнен в виде текстовых файлов. Это позволит применить параметрическое выполнение описаний, что даст возможность применить файлы и в других проектах. В пакете ПО MaxPlus фирма Altera дает библиотеку параметризуемых мегафункций, позволяющих легко встраивать в проект счетчики, дешифраторы и пр. Описание этих мегафункций приведено в Help-файлах ПО.
Итак, проектируем:
1. RISC-процессор, потому что все команды выполняются за один такт синхрочастоты.
2. Применим для процессора гарвардскую структуру. Будем считать, что загрузка памяти команд нам не нужна и все команды будут храниться в памяти команд, что и происходит при инициализации микросхемы. Назовем память команд Program Space (PS). Память команд будет иметь разрядность 16 бит. Ограничим область адресов PS 7 битами, так чтобы она помещалась в один блок внутренней памяти FPGA. Для конкретной реализации микропроцессора введем параметр, описывающий разрядность шины адресов PS.
3. Расположим память данных в отдельной области памяти и представим ее как битовое поле. Назовем ее Data Space (DS).
Ограничим область адресов DS 12 битами, что определяется выбором разрядности соответствующего поля команд микропроцессора, а адресное пространство соответственно будет ограничено значениями 0-FFF. Для конкретной реализации микропроцессора введем параметр, описывающий разрядность шины адресов DS. Представим, что входные переменные доступны по чтению в половине поля с младшими адресами от 0 и до 7FF, а выходные переменные доступны по чтению и проецируются в поле входных переменных в половине поля со старшими адресами, начиная с адреса 800. Представим, что выходы будут читаться в области адресов 800-BFF, а внутренние переменные будут читаться в адресах C00-FFF (рис. 1).
4. Необходимо задать разрядность внешней шины адресов области ввода — ее разрядность равна 11 битам.
5. Необходимо задать разрядность шины адресов внешней области вывода, ее разрядность равна 1O битам.
6. Представим, что микропроцессор по отношению к «внешнему миру» представляет собой активное устройство, имеющее выходную шину адресов, битовый вход и битовый выход, а также сигнал разрешения записи.
7. Будем считать, что системный сигнал СБРОС, действующий внутри кристалла, будет применяться и для нашего микропроцессора.
B. Сигнал РАЗРЕШЕНИЕ может использоваться для согласования режимов работы микропроцессора с дополнительными устройствами, например с блоком таймеров или с блоком DMA.
Построение ядра микропроцессора
Ядро микропроцессора будет состоять из следующих узлов:
а) аккумулятор разрядностью в 1 бит;
б) область DS будет состоять из областей ввода и вывода и части одного блока синхронной памяти, находящейся на кристалле;
в) область ввода будет состоять из входной шины, на которую поступают сигналы данных и части одного блока синхронной памяти, находящейся на кристалле;
г) область вывода будет представлять собой выходную шину и выходные данные будут записываться в часть блока синхронной памяти, находящейся на кристалле;
д) применим самую быструю структуру выборки данных из памяти, то есть синхронную выборку с конвейером команд.
На основании задания и сделанных упрощений на микропроцессор, получим архитектуру, показанную на рис. 2.
Микропроцессор состоит из набора следующих блоков:
• АЛУ, которое содержит узел контроля для выработки управляющих воздействий на все блоки микропроцессора — ALU;
• счетчик адресов памяти программ — PS_CNT;
• блок памяти программ — PS;
• блок памяти данных — DS.
На входы микропроцессора подадим сигнал синхрочастоты CLK, сигнал разрешения работы и системный сигнал СБРОС, так же, как и на все остальные блоки системы (на рис. не показано).
Входами микропроцессора будут сигналы с входной шины данных.
Компоненты и технологии, № 8'2OO3
Выходами микропроцессора будут сигналы с выходной шины данных и сигнал разрешения записи.
Счетчик команд при загрузке микросхемы или при инициализации системы по сигналу СБРОС устанавливается в состояние 0, после чего производит счет адресов памяти программ. Адреса поступают на вход блока PS. Данные, хранящиеся в памяти программ, выбираются в соответствии с поступившим адресом. Затем данные с выхода PS поступают как код адреса в двухпортовую память данных для того, чтобы можно было загрузить данные из памяти в аккумулятор. Чтобы скомпенсировать задержку, которую имеет синхронная память при чтении, данные с выхода PS поступают на двухкаскадный блок регистров задержки. ALU дешифрирует коды команд микропроцессора. В состав АЛУ входит триггер-аккумулятор, на котором и выполняются все команды микропроцессора. Данные на вход аккумулятора микропроцессора при чтении памяти поступают либо с выхода двухпортовой памяти, либо со входа Х в соответствии с адресом шины адресов данных при чтении внешних устройств микропроцессора. Данные с выходов аккумулятора записываются либо только в двухпортовую память, либо одновременно в двухпортовую память и во внешние устройства.
Модель микропроцессора, описанная в данной статье, представляет собой полностью работоспособное устройство. По желанию этот проект может быть легко доработан до практического использования с учетом всех запросов пользователя. Методика разработки позволяет оценить трудоемкость и определить ресурс, необходимый для реализации микроконтроллера в FPGA.
Соглашение о названии сигналов (о наименовании цепей)
Для однообразия примем, что активное состояние сигналов будет равно 1. Если активное состояние сигнала будет равно 0, то в название сигнала на конце будет добавлена буква «п».
В файлах описаний применим следующие названия сигналов: elk — частота, синхрочастота; reset — сигнал системного сброса;
_епа — сигнал разрешения записи, в большинстве случаев его длительность будет равна длительности 1-го периода синхрочастоты; _пойе — название сигнала относится к внутреннему узлу схемы.
Верхний файл проекта, описывающий микропроцессор
Верхний файл проекта опе_Ьй_сри^£ — непосредственно микропроцессор. Для описания памяти команд применена библиотечная функция 1рш_гош, и для ее инициализации применен файл 81ер1.тИ". Для описания двухпортовой памяти данных применена библиотечная функция 1pm_ram_dp, для описания счетчика адресов применена библиотечная функция 1рт_соиШ:ег. Два каскада задержки реализованы на регистрах stage_a[PS_WIDTH-1..0] и stage_b[PS_WIDTH-1..0].
В отличие от АЛУ, описанного в предыдущей статье [1], в данном микропроцессоре нет прерываний, поэтому здесь АЛУ представляет собой простой дешифратор 4 в 16. На вход дешифратора подаются биты, соответствующие КОП. АЛУ вырабатывает сигналы управления для всего, что есть в данном проекте, и коммутирует данные на вход аккумулятора микропроцессора. Аккумулятор выполнен на триггере ^сс).
Поскольку файл, описывающий данный микропроцессор, достаточно прост и содержит комментарии, то никаких дополнительных описаний здесь не приводится.
Далее приведен текст файла описания микропроцессора опе_Ьй_сри^£.
TITLE «Тестовый проект битового микропроцессор — one_bit_cpu»;
-- Version 1.0
-- (C) Iosif Karshenboim, 2003
-- You may use or distribute this function freely, provided you do not remove this copyright notice.
-- If you have questions or comments, feel free to contact me by email
-- http://www.iosifk.narod.ru
INCLUDE «lpm_counter.inc»;
INCLUDE «lpm_ram_dp.inc»;
INCLUDE «lpm_rom.inc»;
PARAMETERS
(
PS_WIDTHAD = 7, PS_WIDTH = 16, DS_WIDTHAD = 12, DS_WIDTH = 1,
-- разрядность шины адресов памяти команд -- разрядность шины памяти команд -- разрядность шины адресов памяти данных -- разрядность шины данных
-- PS_FILE = «step1.mif» -- это файл команд микропроцессора PS_FILE = «step2.mif»
);
CONSTANT ADDR_WIDTH = DS_WIDTHAD;
SUBDESIGN one_bit_cpu
(
clk, reset : INPUT = GND; -- системные сигналы
ena : INPUT = VCC; -- разрешение работы
xx : INPUT; -- входные данные
wr, -- сигнал разрешения записи
y, -- выходы на управление от uP
addr[ADDR_WIDTH-2..O] -- шина адресов для чтения и записи от uP : OUTPUT;
)
VARIABLE
skip, data_ram, acc, acc_node, data_ram_wr, data_ram_in, ps_cnt_node[PS_WIDTHAD-1..O], data, ps_data[PS_WIDTH-1..O],
stage_a[PS_WIDTH-1..O], stage_b[PS_WIDTH-1..O]
: NODE;
BEGIN
-- Счетчик адресов памяти команд «PS»
ps_cnt_node[PS_WIDTHAD-1..O] = lpm_counter(.clock = clk, .clk_en = ena, .cnt_en = ena, aclr = reset, .sclr = skip )
WITH (LPM_WIDTH = PS_WIDTHAD) RETURNS (.q[PS_WIDTHAD-1..O]);
-- выход счетчика адресов подается на вход памяти команд ps_data[PS_WIDTH-1..O] = lpm_rom ( .address[PS_WIDTHAD-1..O] = ps_cnt_node[PS_WIDTHAD-1..O], .memenab = VCC )
WITH (LPM_WIDTH = PS_WIDTH, -- разрядность шины данных памяти команд
LPM_WIDTHAD = PS_WIDTHAD, -- разрядность шины адресов памяти команд
LPM_FILE = PS_FILE, LPM_ADDRESS_CONTROL = «UNREGISTERED»,
LPM_OUTDATA = «UNREGISTERED» );
-- два каскада задержки по которым «путешествует» КОП -- т.е 15..12 разряды и адрес памяти данных, когда есть к ней обращение
FOR i IN 0 to PS_WIDTH-1 GENERATE
stage_a[i] = DFFE(ps_data[i], clk, !reset, , ena ); stage_b[i] = DFFE(stage_a[i], clk, !reset, , ena );
END GENERATE;
-- двухпортовая память, чтобы:
-- 1. читать-писать внутренние переменные -- 2. читать состояние выходов
-- если выходы доступны на чтение, то сегмент адресов B00 — BFF может быть убран
data_ram = lpm_ram_dp (.wren = data_ram_wr & stage_b[ADDR_WIDTH-1], -- начиная с адресов BOO .data[0] = data_ram_in,
.wraddress[ADDR_WIDTH-2..O] =
stage_b[ADDR_WIDTH-2..O],
.wrclock = clk,
.rden = ps_data[ADDR_WIDTH-1], .rdaddress[ADDR_WIDTH-2..O] =
ps_data[ADDR_WIDTH-2..O],
.rdclock = clk)
WITH ( LPM_WIDTH = 1, -- разрядность 1 бит!!! LPM_WIDTHAD = ADDR_WIDTH-1, LPM_INDATA = «REGISTERED»,
LPM_ADDRESS_CONTROL = «REGISTERED», LPM_RDADDRESS_CONTROL = «REGISTERED»,
LPM_OUTDATA = «REGISTERED», USE_EAB = «ON» ) RETURNS (.q[0]);
-- сигналы записи и чтения входов и выходов
wr = data_ram_wr & ( stage_b[ADDR_WIDTH-1..ADDR_WIDTH-2]
== B»10»); -- зона адресов BOO — BFF
-- мультиплексор входных данных от data_ram или из вне — Х, но после задержки
IF stage_b[ADDR_WIDTH-1] == 0 THEN data = xx;
ELSE data = data_ram;
END IF;
-- АЛУ, дешифратор кодов операций CASE stage_b[PS_WIDTH-1.. PS_WIDTH-4] IS
-- H«1» — MOV Acc, [Mem] — из аккумулятора в память
WHEN 1 =>
skip = GND; acc_node = acc; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = acc;
e
Компоненты и технологии, № 8'2OO3
-- H«2» — MOVI Acc, [Mem] — из аккумулятора в память с инверсией
WHEN 2 =>
skip = GND; acc_node = acc; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = !acc;
-- H«3» — MOV Acc, [Mem] — из аккумулятора в память и с очисткой аккумулятора
WHEN 3 =>
skip = GND; acc_node = GND; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = acc;
-- H«4» — MOVI Acc, [Mem] — из аккумулятора в память с инверсией и с очисткой аккумулятора
WHEN 4 =>
skip = GND; acc_node = GND; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = !acc;
-- H«5» — MOV_AND [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «И»
WHEN 5 =>
skip = GND; acc_node = data & acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«6» — MOV_NAND [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «НЕ-И»
WHEN 6 =>
skip = GND; acc_node = !data & acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«7» — MOV_OR [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «ИЛИ»
WHEN 7 =>
skip = GND; acc_node = data # acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«B» — MOV_NOR [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «НЕ-ИЛИ»
WHEN B =>
skip = GND; acc_node = !data # acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«9» — MOV_XOR [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «исключающее ИЛИ»
WHEN 9 =>
skip = GND; acc_node = data $ acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«A» — MOV_XNOR [Mem], Acc — из памяти в аккумулятор с выполнением операции «НЕ-исключающее ИЛИ»
WHEN H»A» => skip = GND;
acc_node = !data $ acc; data_ram_wr = GND;
data_ram_in = GND;
-- H«B» — INV Acc — инверсия аккумулятора WHEN H»B» =>
skip = GND; acc_node = !acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«C» — SET Acc — установить аккумулятор в «1»
WHEN H»C» =>
skip = GND; acc_node = VCC; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
-- H«D» — SKIP — пропустить остальное поле памяти WHEN H»D» =>
skip = VCC; acc_node = acc; data_ram_wr = GND; data_ram_in = GND;
- H«E» — LDI 0, [Mem] — записать в память «0»
WHEN H»E» =>
skip = GND; acc_node = acc; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = GND;
-- H«F» — LDI 1, [Mem] — записать в память «1»
WHEN H»F» =>
skip = GND; acc_node = acc; data_ram_wr = VCC; data_ram_in = VCC;
END CASE;
-- выходные сигналы из микропроцессора
acc = DFFE(acc_node, clk, !reset, , ena ); -- регистр — аккумуля-
тор
y = acc; -- выходные данные
addr[ADDR_WIDTH-2..0] = stage_b[ADDR_WIDTH-2..0];
-- шина адресов
END ;
программ — файл типа «.ш1Ь>. Файл в:ер1 будет содержать коды команд микропроцессора, причем команда перехода к началу программы будет выдаваться после всех команд вычислений.
Пример работы битового микропроцессора
Для примера представим, что у нас есть объект управления, состоящий из 16 входных переменных Х0...Х15.
Представим некоторую управляющую программу для 4 выходных переменных — Z0, Z1, Z2 и Z3. Пусть каждая из этих переменных описывается логической функцией, в среднем состоящей, к примеру, из 5 членов.
Z1 = (Х0 AND Х1) ОИ Х6 ОИ Х13 ОИ Х14;
Z2 = ((Х14 AND Х10) (Х12 ОИ Х11)) ОИ
(Х8 AND Х3 AND Х7 NAND Х9);
Z3 = (Х2 AND Х3) ХОИ (Х4 ОИ Х15);
Z4 = (Х2 AND Х3) XNOR (Х4 ОИ Х5);
Введем переменные — Y5, Y6 и далее, соответствующие результатам промежуточных вычислений. Не будем здесь заниматься минимизацией, но учтем, что машина выполняет действия последовательно, поэтому преобразуем предыдущие команды к виду:
Y0 = Х0 AND Х1 ОИ Х6 ОИ Х13 ОИ Х14;
-- это соответствует Z0
Y1 = Х14 AND Х10;
Y2 = Х8 AND Х3 AND Х7 NAND Х9;
Y3 = Х12 ОИ Х11 NOR Y1 ОИ Y2;
-- это соответствует Z1
Y4 = Х2 AND Х3;
Y5 = Х4 ОИ Х15 ХОИ Y4;
-- это соответствует Z2 Y6 = Х4 ОИ Х5 XNOR Y4;
-- это соответствует Z3
Представим, что входные переменные расположены по последовательным адресам, начиная с 0. То есть переменная Х0 находится в поле памяти по адресу 0, переменная Х1 — по адресу 1, и так далее. Представим, что выходы доступны по чтению с адреса 800, а выходные переменные доступны по чтению начиная с адреса С00. Теперь перепишем полученные данные в машинных командах и создадим файл программы, которую будет выполнять микропроцессор.
Для описания памяти команд применим библиотечную функцию 1рш_гош, и для ее инициализации применим файл 8:ер1.ш1Г. Далее по полученным машинным кодам сформируем файл инициализации памяти
-- Version 1.0
-- Copyright Iosif Karshenboim, 2003
-- You may use or distribute this function freely, provided you do not remove this copyright notice.
-- If you have questions or comments, feel free to contact me by email
-- http://www.iosifk.narod.ru
WIDTH = 16;
DEPTH = 12B;
ADDRESS_RADIX = HEX;
DATA_RADIX = HEX;
CONTENT BEGIN
7000; % MOV_OR [0], Acc %
5001; % MOV_AND [1], Acc %
7006; % MOV_OR [6], Acc %
700D; % MOV_OR [13], Acc %
700E; % MOV_OR [14], Acc %
3800; % MOVCL Acc, [800] — Y0 calculated %
700E; % MOV_OR [14], Acc %
500A; % MOV_AND [10], Acc %
3C00; % MOVCL Acc, [C00] — Y1 calculated %
7008; % MOV_OR [8], Acc %
5003; % MOV_AND [3], Acc %
5007; % MOV_AND [7], Acc %
6009; % MOV_NAND [9], Acc %
3C01; % MOVCL Acc, [C01] — Y2 calculated %
700C; % MOV_OR [12], Acc %
700B; % MOV_OR [11], Acc %
8C00; % MOV_NOR [C00], Acc %
7C01; % MOV_OR [C01], Acc %
3801; % MOVCL Acc, [801] — Y3 calculated %
13: 7002; % MOV_OR [2], Acc %
14: 5003; % MOV_AND [3], Acc %
15: 3C02; % MOVCL Acc, [C02] — Y4 calculated %
7004; % MOV_OR [4], Acc %
700F; % MOV_OR [15], Acc %
9C02; % MOV_XOR [C02], Acc %
3B02; % MOVCL Acc, [B02] — Y5 calculated %
1A: 7004; % MOV_OR [4], Acc %
1B: 7005; % MOV_OR [5], Acc %
1C: AC02; % MOV_XNOR [C02], Acc %
1D: 3B03; % MOVCL Acc, [B03] — Y6 calculated %
1E: D000; % SKIP %
1F: 0031; % NOP %
20: 0032; % NOP %
21: 0033; % NOP %
22: 0034; % NOP %
[23..7f] : END;
В данной программе после команды SKIP еще 4 ячейки памяти заполнены кодами команды NOP. Это сделано для того, чтобы показать, как выполняется команда перехода SKIP в микропроцессоре с конвейером команд. Подробное описание работы с этой программой будет приведено в следующем разделе.
Создадим еще один файл инициализации памяти программы микропроцессора, файл step2.mif, который также будет содержать коды команд микропроцессора, но команда перехода к началу программы будет выдаваться на 2 такта раньше, чем последняя команда вычислений. На основе данного файла будут показаны последовательности выполнения команд переходов, приведенные в разделе «Время выполнения команды и конвейер команд» (см. «КиТ» № 7'2003).
000000
Компоненты и технологии, № 8'2003
Фрагмент файла $1ер2.ті£.
Файл $1ер2.ті£ отличается от файла $1ер1.ті£ только следующим фрагментом:
7004; % MOV_OR [4], Acc %
7005; % MOV_OR [5], Acc %
D000; % SKIP %
AC02; % MOV_XNOR [C02], Acc %
З80З; % MOVCL Acc, [80З] — Y6 calculated %
Создайте рабочую папку, например My_cpu, запишите файл в эту папку, затем выполните компиляцию, чтобы убедиться в отсутствии ошибок. В качестве DEVICE для проекта выберем серию ACEX, а для выбора микросхемы установим режим AUTO. Произведем компиляцию проекта.
Что мы получили
По итогам компиляции проекта из файла рапорта получаем следующий результат:
Name:
■ reset
■ ena
&
У
- wr
- addr[10..0]
Ірщ_гот:90 Address[6..0] lpm_ram_dp:l 22 data[0..0]
lpm_ram_dp:l 22 wraddress[10..0] stage_a[15..0].Q stage_b[ 15..0J.Q acc.Q
Value:
0
1
0
0
0
0
H000
H00
HO
H000
H0000
H0000
0
60.0ns
120.0ns
180.0ns
240.0ns
їп ! :—
1 2 ІЗ 4 5 6 7 8 і 9
1 н
1
000 IX 001 І 004 100І> І00Е Хооо ТооєХ
00 01 X 02 іX 03 04 05 X 06 07 08 X
і 0 X 1 X *
000 X 001 006 )(00D КООЕ (ооо {00Е Хс
000 0 (7000, 1(5001^7006 <700D ^700Е )(3800Х700Е] (500А)(з
Q000 )(7000^( 5001 (700б) (700D !<700е' (3800 <700ЕХ51
ІІ
Рис. З. Диаграмма работы процессора при старте после сброса
Для реализации проекта потребовалось всего 64 ячейки логики и 2 блока внутренней памяти.
Далее, создадим файл симуляции проекта микропроцессора с файлом команд step 1 и произведем симуляцию проекта.
Симуляции работы микропроцессора приведены на рис. 3-5.
На диаграммах изображены входы:
• сброс — reset;
• сигнал разрешения работы — ena;
• синхрочастота — clk;
• вход битовых данных — хх.
На диаграммах изображены выходы:
• выход битовых данных — у;
• сигнал разрешения записи выходных данных — wr;
• шина адресов входных и выходных данных — addr[10..0].
Далее представлены внутренние сигналы микропроцессора:
• адрес, поступающий на вход блока памяти команд — lpm_rom;
• данные, поступающие на вход блока памяти данных — lpm_ram_dp;
• адрес, поступающий на вход блока памяти данных — lpm_ram_dp;
• два сигнала, соответствующие stage_a[], stage_b[];
• сигнал на выходе аккумулятора — acc. Синхрочастота, поступающая на тактовый
вход микропроцессора, имеет длительность импульса 30 нс, и каждый положительный фронт синхрочастоты пронумерован. Все описание работы будет опираться на соответствующий фронт синхрочастоты. Будем называть фронты так: фронт1, фронт2 и т. д.
Режим начала вычислений
После снятия сигнала «Сброс» счетчик адреса команд находится в состоянии 0000,
регистры конвейера команд обнулены. При действии фронта1 состояние сброса уже снято и в конвейер команд загружается первая команда. Поскольку на выходе конвейера команд эта команда появится только на фронте2, то АЛУ выполняет два первых такта как команды NOP. И только к фрон-ту3 данные из конвейера будут обработаны в АЛУ как первая команда вычислений. Затем под каждый фронт синхрочастоты из конвейера команд будет выдаваться очередная команда, которая будет выполняться в этом же такте синхрочастоты. Далее читатели могут самостоятельно рассмотреть все действия, происходящие при проверке работы микропроцессора с другими командами из файла stepl.
Выполнение команды перехода в начальный адрес, выполняемое без учета задержки, вносимой конвейером команд
После того как были вычислены все значения выходных переменных, была выдана команда перехода на адрес 0000. Рассмотрим выполнение микропроцессором данной операции, выполняемой в соответствии с файлом stepl. Результат симуляции приведен на рис. 4. На приведенной диаграмме синий вертикальный курсор установлен в том мес-
те, где на вход памяти команд поступает адрес команды 1Е, по которому расположен код команды перехода. Этот фронт синхрочастоты пронумерован на данной диаграмме как фронт1. Далее этот код попадает в конвейер команд, по которому и «путешествует» до такта фронтЗ. При этом счетчик команд продолжает инкрементироваться и из памяти команд извлекаются данные, находящиеся в адресах 1Б, 20. Только после выполнения двух лишних тактов происходит переход в начало программы. Такой режим работы характерен для всех микропроцессоров, имеющих конвейер команд. Обычно устройство управления блокирует АЛУ на время перезагрузки конвейера новыми данными. То есть для данного примера это были бы такты 1, 2.
Выполнение команды перехода в начальный адрес, выполняемое с учетом задержки, вносимой конвейером команд
Для проверки микропроцессора в режиме работы с учетом задержки, вносимой конвейером команд, создадим файл инициализации памяти программ микропроцессора 81ер2.ш1£. Произведем компиляцию проекта с данным файлом инициализации памяти.
Рассмотрим выполнение микропроцессором операции перехода на адрес 0000, вы-
Value:
&
■ elk
addr[l 0..0]
lpm_rom:90 Addre»[6..0] lpm_ram_dp:122 data[0..0] lpm_ram_dp:122 wraddress[l 0..0] stage_a[15..0].Q stage_b[15..0].Q acc.Q
0
0
0
H 402 HIE HO H 402 H 3803 HAC02 0
840.0ns
900.0ns
1.02us
)“L "L “L “L 2 “L 3 “L 4 "L 5 “L "L
1 1
U 1 1 1
: )( 002 у( їв Д004 { і с 1 J005 ( ID Д402 ( 1 Е ^003 |ооо 20 J\031 І032 ( 01 1000 02 X 001 ( 03
0 X 1 [о X
jX 002 |)І7004 )(3802 j( 004 І7005 <7004 ( 005 ){аС02 Д7005 і 402 (3803 )(АС02 ( 003 X 000 (роооХоозі (3803XD000 ' 031 [0032 |оозі (032 (7000 (0032 000 (5001 (7000 X 001 (7006 ){5001
Задержка в конвейере!-
Рис. 4. Диаграмма работы микропроцессора для случая, когда команда перехода не выдается с упреждением
Є
Компоненты и технологии, № 8'2003
3 reset ■ ena
^ addr[10..0]
lpm_rom:90 Address[6..0] lpm_ram_dp:122 data[0..0] lpm_ram_dp:122 wraddress[10..0] stage_a[15..0].Q stage_b[15..0].Q S acc.Q
0
1
1
0
0
0
H000 H00 HO H 402 H 3803 HAC02 0
780.0п 840.0п* 900.0ns □ 960.0ns 1.02 us
1 2 3 4
1 1
1 1 1 1
00F 402 oil о о К 004: о о (л Ц ООО і 402 X 003 К ООО X 001
19 ід : їв < 'С і 1D 1 00 К 01 02 X оз
0 X 0 IX 0 X 1 X
00F 402 ЇХ 002 |Х 004 005 ООО : 402 К ооз ООО X 001
_ 3802 X 7004 X 7005 D000 X АС02 I 3803 ( 7000 5001 3( 7006
_ 9С02 X 3802 ІХ 7004 7005 )( D000 [ АС02 К 3803 7000 1 5001
Рис. 5. Диаграмма работы микропроцессора для случая, когда команда перехода выдается с упреждением
полняемой в соответствии с файлом step2. Результат симуляции — временная диаграмма работы микропроцессора с файлом команд step2 — приведена на рис. 5. На приведенной диаграмме синий вертикальный курсор установлен, как и в предыдущем случае, в том месте, где на вход памяти команд поступает адрес команды 1E, по которому расположен код последней команды файла step2. Этот фронт синхрочастоты пронумерован на данной диаграмме как фронті. Поскольку команда перехода на начальный адрес была выдана по адресу 1C, то к моменту времени, определяемому фронтом1, эта команда успела пройти весь конвейер и поступить в АЛУ. Устройство управления вырабатывает сигнал синхронного сброса счетчика команд. Далее из конвейера извлекаются команды, записанные туда еще до перехода, и эти команды исполняются. А на вход конвейера поступают команды, прочитанные по новому адресу. Таким образом, нет двух лишних тактов при переходе в начало программы.
Итак, можно сделать вывод, что для вычисления значений 4 выходных переменных по 1б входным для приведенного выше примера мы получили З1 машинную команду. А это значит, что за З1 цикл значения всех выходных параметров будут вычислены. При использовании серии микросхем Apex или Acex при тактовой частоте ЗЗ МГц весь цикл вычислений для приведенного выше примера займет O,93 микросекунды. На микросхемах серии Cyclon или Stratix при тактовой частоте 3OO МГц мы получим результат всего за 1O2 наноосекунды. Если учесть, что за это же время микропроцессор типа AVR при тактовой частоте В МГц успеет выполнить примерно В команд, то преимущества становятся очевидными.
Еще один пример программирования на битовом процессоре
Описываемый процессор при кажущейся своей «маломерности» способен, тем не менее, выполнять широкий круг задач, возникающих при управлении объектами. Первая из таких задач — счетчик. Приведем пример выполнения программного 2-разрядного счетчика сигналов, приходящих по шине Х с одного из входов. Чтобы предотвратить изменение сигнала во время одного цикла вычислений, будем записывать
O 7OOO; % MOV_OR [O], Acc %
1 ^OO; % MOV Acc, да] %
2 : 6804; % MOV_NAND [B04], Acc %
З : Ш1; % MOV Acc, да] %
4 5800; % MOV_AND [B00], Acc %
З : 9B02; % MOV_XOR [B02], Acc %
б : 1B02; % MOV Acc, да] %
7 ЗB00; % MOV_AND [B00], Acc %
В : 5801; % MOV_AND [B01], Acc %
9 9B03; % MOV_XOR [B03], Acc %
A 3B03; % movcl Acc, да] %
B 7B00; % MOV_OR [B00], Acc %
C 3B04; % movcl Acc, да] %
D DOOO; % SKIP %
Y(803), Y(802) — разряды счетчика, Х(0) — входное событие, которое мы хотим сосчитать. Если во входном сигнале может быть дребезг, то выделим одну внутреннюю переменную Y(800) для фиксации приходящего импульса, Y(804) для фиксации задержанного импульса и еще одну переменную Y(801) для выделения фронта импульса. В тестовом проекте этим выходам будут соответствовать выходы: Y(800) ->у0, Y(801) ->у1, Y(802) ->у2, Y(803) ->у3, Y(804) ->у4.
Выполним тестовый проект с применением БПр. На выходную шину подключим четыре триггера, чтобы на диаграммах симуляции удобнее было наблюдать поведение сигналов.
значение входного сигнала в ячейку Y() и далее будем использовать это значение для вычислений. Поскольку сигнал может меняться произвольно, программно определим положительный фронт сигнала, по которому будем вести счет. Далее приведены вычисления, необходимые для выполнения счета.
Y(0) = X(0); — здесь мы зафиксировали значение входа для текущего цикла вычислений. Y(1) = Y(0) AND (NOT Y(4)); — выделитель фронта.
Y(2) = (Y(0) AND Y(1)) XOR Y(2); — младший разряд счетчика.
Старший разряд счетчика должен переключаться при условии, что младший разряд перешел в состояние 1, тогда получаем:
Y(3) = (Y(2) AND Y(1) AND Y(0)) XOR Y(3); Y(4) = Y(0); — здесь фиксируется значение Y(0), задержанное на время обработки фронта.
Создадим файл программы обработки step3.mif, который отличается от предыдущих файлов следующими кодами команд:
TITLE «Тестовый проект битового микропроцессор — uP» ;
-- Version 1.0
-- Copyright Iosif Karshenboim, 2003
-- You may use or distribute this function freely,
-- provided you do not remove this copyright notice.
-- If you have questions or comments, feel free to -- contact me by email at [email protected] -- or [email protected]
-- My World Wide WEB: http://www.iosifk.narod.ru -- Tabs = 2 Spaces
INCLUDE «one_bit_cpu.inc»;
PARAMETERS ( PS_FILE = «step3.mif» );
SUBDESIGN tst1
(
clk, reset : INPUT = GND; -- системные сигналы
xx : INPUT; -- входные данные
wr, -- сигнал разрешения записи
y0, y1, y2, y3, y4 : OUTPUT;-- выходы от триггеров, управляемые от uP
)
VARIABLE
cpu : one_bit_cpu WITH ( DS_WIDTHAD = 12, -- разрядность шины адресов памяти данных
PS_FILE = PS_FILE);
BEGIN
-- подключим микропроцессор cpu.clk = clk; cpu.reset = reset; cpu.xx = xx;
-- выходные сигналы wr = cpu.wr;
-- подключим два триггера на выходную шину микропроцессора y0 = DFFE(cpu.y, clk, !reset, , cpu.wr & (cpu.addr[10..0] == 0));
-- регистр;
y1 = DFFE(cpu.y, clk, !reset, , cpu.wr & (cpu.addr[10..0] == 1));
-- регистр;
y2 = DFFE(cpu.y, clk, !reset, , cpu.wr & (cpu.addr[10..0] == 2));
-- регистр;
y3 = DFFE(cpu.y, clk, !reset, , cpu.wr & (cpu.addr[10..0] == 3));
-- регистр;
y4 = DFFE(cpu.y, clk, !reset, , cpu.wr & (cpu.addr[10..0] == 4));
-- регистр;
END ;
Произведем симуляцию тестового примера. Результат симуляции показан на рис. 6.
one_bit_cpu:cpu|addr[10..0] ЙТІ u|lpm_rom:90|Address[6..0] jjl |lpm_ram_dp:122|data[0..0] ^ m_dp:122|wraddress[10..0]
Рис. 6. Диаграмма работы процессора в режиме счета импульсов
Компоненты и технологии, № 8'2003
Как видно на приведенной диаграмме, микропроцессор считает импульсы, приходящие на вход Х, а на выходах у2 и у3 представлено выходное значение счетчика. Конечно, для обработки многоразрядного счетчика требуется затратить соответствующее число команд. Но поскольку мы имеем дело с БРОЛ, то в том случае, когда необходимо проводить подсчет большого количества переменных, можно ввести в состав периферии для данного микропроцессора массив счетчиков. Ячейки со счетными триггерами могут проецироваться в поле памяти микропроцессора и выполнять счет при обращении к данной ячейке.
Другая задача, очень часто встречающаяся при управлении дискретными объектами — статический автомат. Программирование статического автомата выполняется аналогично программированию счетчика.
Таблица. Сравнение характеристик встроенных микроконтроллеров
Название ядра Число ячеек Блоки встроенной памяти Тактовая частота, МГц Микросхема
Nios 3.0 16 бит 15GG Более 125 Stratix
Nios 2.0 16 бит 11GG 7 ЗЗ EP2GK2GGE
Alatek 8051-standard1 22G1 Без встроенной ROM 18 EPF1GK1GG-1
CAST Inc. 8051-standard2 2554 З 102.З2 Cyclone КЗ
CAST Inc. C165X3 774 - 6З EP2GK2GGE
Битовый процессор 64 2 30-50 (Acex) 300 (Stratix) Acex Stratix
Примечания:
1. http://www.alatek.com/pages/products/ip_industrial.asp.
2. http://www.altera.com/products/ip/processors/m-cas-BG51-micro.html.
3. ttp://www.altera.com/products/ip/processors/m-cas-pic165x.html.
Сравнительная характеристика
Для сравнения можно сказать, что широко известные микропроцессоры, такие, как МС851, выполняют одну команду за 12 тактов, а их более «продвинутые» версии — за 4 такта, и только новейшие Cygnаl — за 1 такт. Микропроцессоры, выполненные по структуре Р1С16Х, выполняют одну команду за 2 такта синхрочастоты. В таблице приведены сравнительные характеристики встроенных микропроцессоров. Сравнивая занимаемые в кристалле ресурсы, можно сделать вывод о том, что применение встроенного битового процессора оправдано, так как при очень малом занимаемом ресурсе он позволяет выполнить достаточно быстродействующие устройства обработки битовых данных.
Несколько слов об отладке программ во встроенных микропроцессорах
В том случае, когда разработчик применяет для отладки «внешние» по отношению к БРОЛ микропроцессоры, к таким микропроцессорам обычно поставляются и средства отладки. В новейших микропроцессорах часть внутрисхемного эмулятора встроена в кристалл и отладка осуществляется при подключении внешнего отладочного средства. Обычно для целей отладки программ используется интерфейс 1ТЛО. При реализации микропроцессора, встроенного в систему на кристалле, можно также использовать внутрисхемный эмулятор, описав его как файл проекта и подключив к микропроцессору. Однако возможны и другие приемы отладки программ в БРОЛ, рассмотренные ранее [1]. Позволю себе повторить основные тезисы данного пункта, поскольку именно отладка разработанного проекта микропроцессора и программ, по которым он работает, представляет собой наиболее трудоемкую часть работы, а ресурсы примененного кристалла не всегда позволяют выполнить отладку каким-либо одним способом.
Во-первых, используемые микросхемы БРОЛ — перепрограммируемые, то есть в случае обнаружения ошибки всегда есть возможность исправить эту ошибку без переделки всего устройства, причем в случае
БРОЛ, выполненных по технологии 8ИЛМ, перепрограммирование сводится к простой замене файла инициализации. Такая замена файла может быть выполнена и в удаленном режиме, когда изделие находится на объекте.
Во-вторых, при отладке программы во встроенных микропроцессорах есть много дополнительных аппаратных возможностей, используя которые, можно достичь быстрого положительного результата.
Поскольку весь проект «самодельного» микропроцессора для нас открыт и мы знаем его устройство, то мы можем облегчить отладку программ при помощи дополнительных аппаратных ресурсов, так как в процессе отладки можно использовать БРОЛ с большим количеством ячеек, чем нужно для функционирования проекта. Это позволит выделять отладочные ресурсы. К таким ресурсам можно отнести:
а) дополнительные поля памяти для вызова тестовых и мониторных программ;
б) тестовые входы и выходы для микропроцессора, позволяющие снимать состояния сигналов и задавать воздействия;
в) дополнительные поля памяти могут использоваться для включения в систему встроенных логических анализаторов, как входящих в комплект инструментального ПО, так и «самодельных», разработанных пользователем, что является очень мощным средством отладки (см. например, [5]);
г) дополнительные счетчики, тестовые триггеры и т. д.
Далее, ко встроенным микропроцессорам может быть «пристроен» блок, выполняющий функции внутрисхемного эмулятора. С его помощью пользователю становятся доступны внутренние регистры процессора, осуществляется останов по адресу, шаговый режим и пр.
Все эти возможности позволяют проводить успешную отладку программы не только в программном симуляторе, но и на «живом железе».
Заключение
В целом применение управляющего микропроцессора в БРОЛ позволяет повысить интеграцию устройства и перейти от «системы на плате» к «системе на кристалле».
Мы получили битовый ИКС-микропроцессор, работающий на частоте 30-300 МГц
и выполняющий все команды за один такт. И, следовательно, спроектированный микропроцессор имеет производительность 30-300 MIPS. Проект требует всего 64 ячейки логики и 2 блока внутренней памяти. При сравнении ресурсов кристалла, требуемых для такого микропроцессора, можно сказать, что они составляют не более десятой части от ресурсов ядра 8-разрядного микропроцессора.
Данный проект может послужить основой для разработки микропроцессора с требуемыми для вычислений ресурсами. На основе такого микропроцессора может быть разработан управляющий микроконтроллер путем добавления к проекту блоков периферийных устройств из имеющихся библиотечных мегафункций, добавления таймеров, счетчиков и других необходимых пользователю узлов. Проект имеет все возможности, чтобы его можно было легко доработать до реальной конструкции.
Конечно, при значительном увеличении числа входов и выходов увеличивается файл команд, требуемых для обработки данных, а следовательно, увеличивается время на обработку. Но в любом случае, это время будет меньше, чем у стандартного микропроцессора.
Следующей статьей в данном цикле будет статья о стековых процессорах — о Forth-и Java-микропроцессорах. МИ
Литература
1. Каршенбойм И. Микропроцессор своими руками // Компоненты и Технологии. 2002. № 6-7.
2. Каршенбойм И. Микропроцессор для встроенного применения Nios. Система команд и команды, определяемые пользователем // Компоненты и Технологии. 2002. № 8-9.
3. Каршенбойм И. Микропроцессор для встроенного применения Nios. Конфигурация шин и периферии // Компоненты и Технологии. 2002. № 2-5.
4. И. Каршенбойм, Н. Семенов. Микропро-граммые автоматы на базе специализированных ИС // Chip News. 2000. № 7.
5. И. Каршенбойм, К. Паленов. «Встроенный» логический анализатор — инструмент разработчика «встроенных» систем // Схемотехника. 2001. № 12.
