CC BY
83Продолжение. Начало в № 2'2006
Проектирование
конфигурируемых процессоров на базе ПЛИС
Илья ТАРАСОВ, к. т. н.
В предыдущей части статьи рассматривались общие вопросы проектирования процессоров на VHDL для их реализации в ПЛИС и пример процессора, использующего память программ с асинхронным интерфейсом. На этот раз анализируется использование блочной памяти ПЛИС с синхронным интерфейсом для повышения тактовой частоты проекта и создания устройства, пригодного к применению на практике.
Процессор
с синхронной памятью команд
Важнейшим этапом проектирования процессора является планирование его архитектуры. Сначала следует определить, какой набор команд менее всего перегрузит пример несущественными деталями и как этот набор должен быть организован. На данном этапе к несущественным деталям следует отнести, как ни странно, набор регистров и возможности арифметико-логического устройства. Дело в том, что увеличение количества рабочих регистров и функциональности АЛУ может быть произведено, в общем-то, достаточно механическим способом, путем копирования и модификации уже существующих строк в описании процессора. В то же время порядок чтения и декодирования команды и перехода между отдельными адресами гораздо более важен для правильного функционирования создаваемого устройства. Для того чтобы продемонстрировать работоспособность процессора, можно выполнить с его помощью своеобразный «Hello, world» цифровой электроники — обеспечить мигание светодиода, подключенного к выходному порту процессора. Для этого процессор должен выполнить подобие программы, показанной ниже:
Интересно, что для демонстрации работоспособности процессор может не выполнять сложных вычислений (в примере арифмети-
ческие операции ограничиваются командой декремента). Однако циклическая работа и вызов подпрограммы задержки делают необходимой реализацию в первую очередь операций загрузки непосредственного значения, условных и безусловных переходов, вызова подпрограммы и возврата из нее. Определимся с набором регистров, требуемых для выполнения такой программы, и системой команд процессора.
Программа требует наличия как минимум регистра A, который можно рассматривать в качестве регистра общего назначения или аккумулятора. Собственно, пока этот регистр единственный, существенной разницы нет. Совершенно очевидно, что для нормальной работы требуется счетчик адреса ip. Кроме того, в программе было использовано мнемоническое обозначение Led, которое можно отнести или к разновидности специального регистра, или к выходному порту.
При проектировании на HDL разрядность регистров создаваемого процессора не имеет особого значения. Вне зависимости от выбранной разрядности команда сложения регистров а и b будет выглядеть как a <= a + b. Гораздо важнее способ загрузки непосредственных операндов в регистры. В связи с этим необходимо упомянуть о двух стратегиях при выборе системы команд, называющихся «сильным» и «слабым» кодированием. В первом случае отдельные биты команды сами по себе не предоставляют возможности определить тип выполняемой операции. Например, команда с кодом 1 может означать сложение, 2 — вычитание, а 3 — логическое «И». Таким образом, для выполнения команды требуется ее декодирование, то есть определение по коду команды набора действий, которые необходимо выполнить. Напротив, в случае слабого кодирования отдельные биты кода дают информацию о том, команда какого типа выполняется. Например, в 8-битном коде команды процессора i8080 при битах 7-6, равных 01, биты 5-3
и 2-0 задают номера регистров процессора, участвующих в команде пересылки «регистр-регистр». Часто оказывается, что такая информация, как номер регистра-операнда, помещается в определенные разряды кода команды. Это и есть пример слабого кодирования. С точки зрения цифровой схемотехники такой подход имеет то преимущество, что часть цифровых линий из регистра, хранящего код команды, может быть непосредственно соединена с управляющими входами мультиплексора, выбирающего рабочий регистр. Это снижает задержки на получение операндов путем декодирования команды. Кроме того, при большом числе рабочих регистров использование слабого кодирования наиболее рационально и упрощает формирование кода. Следует заметить, что чаще всего используется комбинация упомянутых подходов. Самое разумное и очевидное использование преимуществ слабого кодирования, которое и следует применить в рассматриваемом примере, — помещение непосредственных данных или адресов перехода в код команды. То есть для загрузки константы в регистр А вместо чуть более сложного в разработке формата команды <код> <контанта>, где за первым кодом команды идет собственно загружаемое в регистр значение, можно использовать единственную команду, которая будет «составлена» из полей, кодирующих загрузку в регистр А, и собственно загружаемого значения. Очевидно, что для этого разрядность команды должна быть больше, чем разрядность загружаемых данных.
Особенности использования синхронной блочной памяти ПЛИС
Рассмотрим временную диаграмму (рис. 1) работы памяти с синхронным интерфейсом.
Представленная на рис. 2 память (библиотечный элемент САПР КБ) имеет следующие сигналы:
Goto Start
Wait: A=100 ; константа выбрана условно
; и обеспечивает требуемую задержку
Loop: A=A-1
Jmpnz Loop
Ret
Start: A=1
Led=A
Call wait
A=0
Led=A
Call Wait
Jmp Start
WE
EN
>CLK D0[15:0]
L)— ADDR[7:0]
L)— D1 [15:0]
Рис. 2. Графическое изображение блока синхронной памяти
1) CLK— тактовый сигнал, по фронту которого происходят все изменения состояния памяти.
2) DI (Data Input) — вход данных для записи.
3) ADDR — вход адреса.
4) WE (Write Enable) — сигнал разрешения записи. Если в момент фронта сигнала CLK на WE присутствует активный уровень (в данном случае — логическая «1»), происходит запись данных, присутствующих в этот момент на входе DI, в ячейку памяти с адресом, присутствующим на ADDR.
5) EN — вход разрешения работы. Неактивный уровень сигнала на этом входе запрещает изменение выходов блока памяти или запись новых данных.
6) DO (Data Output) — выход данных.
Как видно из временной диаграммы, представленной на рис. 2, данные на выходе (линии DO) появляются с некоторой задержкой относительно фронта тактового сигнала. При чтении (WE неактивный) на выходах появляется содержимое ячейки, чей адрес присутствовал на адресных линиях непосредственно перед приходом фронта тактового сигнала. При записи на выходы передается предыдущее значение ячейки, в которую происходила запись. Особенностью блочной памяти ПЛИС является возможность настройки того, какое именно значение будет появляться на выходах при записи. На приведенной выше диаграмме показана работа в режиме «чтение перед записью»
(Read before Write). Альтернативными режимами являются «чтение после записи» (Read after Write), при котором на выходах будет скопировано входное значение, и «нет чтения при записи» (no Read on Write), при котором состояние выходов не изменится.
В случае хранения кода порядок обновления выхода данных вряд ли имеет большое значение, поскольку крайне маловероятна ситуация, когда программное обеспечение производит запись в память кода и на следующем же такте исполняет этот код. Большинство проектов для небольших процессоров использует режим кросс-компиляции, когда код создается на более мощной ЭВМ и загружается в память ПЛИС либо с помощью одного из стандартных интерфейсов, либо в виде предустановленных значений в ячейках блочной памяти (в этом случае ячейки инициализируются в процессе загрузки конфигурации ПЛИС). Таким образом, основным режимом работы, который и требуется в данном случае от синхронной памяти, является режим непрерывной подачи на вход управляющего блока последовательности команд для их исполнения.
В отличие от памяти с асинхронным интерфейсом синхронная память не позволит реализовать режим работы, при котором перед каждым новым фронтом тактового сигнала на входе cmd присутствовал бы код новой команды. Эту проблему иллюстрирует временная диаграмма, представленная на рис. 3.
Как видно из представленной диаграммы, смена адреса ip сама по себе не приводит к появлению нового кода на выходе синхронной памяти. Для обновления состояния выхода
необходимо дождаться фронта тактового сигнала. Однако этот фронт не может быть использован управляющим автоматом, поскольку на его входе стй все еще присутствует старое значение. Таким образом, для поддержания непрерывного цикла «считывание-исполнение» требуется как минимум два такта: один из них используется синхронной памятью для обновления кода команды на своем выходе, а второй — управляющим устройством для собственно исполнения команды, включая формирование нового адреса 1р для продолжения работы процессора.
Первый этап проектирования: планирование архитектуры
Процессор с двухтактным циклом работы является наиболее простым вариантом полностью синхронного устройства на базе ПЛИС. Данный пример вполне может быть использован на практике, поэтому рассмотрим порядок проектирования процессорного устройства такого типа более подробно.
Для учебного примера необходимо определить архитектуру процессора и уточнить систему команд. С целью демонстрации возможности выполнения основных операций целесообразно ограничиться двумя регистрами общего назначения. Назовем их А и В. Далее, процессор обязательно должен иметь указатель инструкций 1Р. Наконец, для демонстрации вызова подпрограмм с последующим возвратом требуется регистр, хранящий адрес, с которого произошел вызов подпрограммы (в простом примере можно ограничить возможности процессора всего одним уровнем вложенности вызовов). Назовем этот регистр И. Ограничимся также для всех регистров 8 разрядами.
Минимальным набором команд, достаточным для демонстрации основных возможностей процессора, являются:
• команда пересылки «регистр-регистр»;
• команды непосредственной загрузки (в регистр загружается литерал — численная константа);
• команда безусловного перехода к новому адресу;
• команды перехода по условию;
• команда вызова подпрограммы;
• команда возврата из подпрограммы;
• набор арифметико-логических операций между регистрами общего назначения.
CLK
IP
CMD
X.
X.
X.
зс
X
~Х~»CMD(O) | Х^мр(°)\ | ~Х смр(1)
Сброс
Команда поступает на вход декодера
Счетчик адреса изменился, но новая команда еще не готова
Рис. 3. Временные диаграммы работы устройства, состоящего из управляющего автомата и синхронной памяти
Таблица. Система команд процессора с синхронной архитектурой
Код операции Мнемо- ника Описание
0 NOP Нет операции
01xxH JMP Безусловный переход по адресу, заданному младшим байтом команды
02xxH JMPZ Переход по адресу, заданному младшим байтом команды, если содержимое регистра A равно нулю
03xxH CALL Вызов подпрограммы по адресу, заданному младшим байтом команды
04xxH MOV A, xx Непосредственная загрузка в регистр A значения, заданного младшим байтом команды
05xxH MOV B, xx Непосредственная загрузка в регистр B значения, заданного младшим байтом команды
0600H RET Возврат из подпрограммы.
0601H MOV A, B Загрузка в регистр A значения, содержащегося в регистре B
0602H MOV B, A Загрузка в регистр B значения, содержащегося в регистре A
0603H XCHG A, B Обмен местами значений в регистрах A и B
0604H ADD A, B Сложение значений в регистрах A и B, результат помещается в A
0605H SUB A, B Вычитание значений в регистрах A и B, результат помещается в A
0606H AND A, B Побитное логическое И значений в регистрах A и B, результат помещается в A
0607H OR A, B Побитное логическое ИЛИ значений в регистрах A и B, результат помещается в A
0608H XOR A, B Побитное логическое ИСКЛЮЧАЮЩЕЕ ИЛИ значений в регистрах A и B, результат помещается в A
0609h DEC A Декремент регистра A (вычитание 1)
Чтобы упростить процедуру декодирования и обеспечить выполнение всех команд процессора за один цикл, используем в системе команд слабое кодирование — отдельные поля командного слова будут содержать литералы, требуемые командам непосредственной загрузки, переходов ивызова подпрограмм. Для этого необходимо, чтобы разрядность команды была больше, чем разрядность литералов, передаваемых в регистры. Можно использовать 16-разрядный код команды, хотя это и избыточно. Тогда систему команд проектируемого процессора можно представить в следующем виде (см. табл.).
Данная система команд позволит продемонстрировать работоспособность созданного процессора. Для этого можно разработать программу, загружающую в регистры общего назначения произвольные числа, выполняющие одну из арифметико-логических операций над ними и входящую в бесконечный цикл путем перехода к выполнению замкнутого цикла 1МР. Следует заметить, что отсутствие программных тестов работоспособности создаваемых процессорных устройств часто является серьезным препятствием к их планомерному и эффективному проектированию. Необходимо обращать внимание прежде всего на команды непосредственной загрузки и безусловных переходов, которые позволят наглядно продемонстрировать работоспособность создаваемой конструкции и убедиться, что временные характеристики использованной элементной базы удовлетворяют техническим требованиям. Впоследствии система команд может быть наращена до требуемого уровня. В то же время, ориентируясь на разнообразие систем команд современных микропроцессоров, разра-
ботчики могут пойти по пути наращивания функциональности арифметико-логического устройства, заложив в архитектуру изначально неработоспособные решения. В данном случае рекомендуется придерживаться принципа «работоспособный проект с неполной функциональностью предпочтительнее набора полностью завершенных модулей, которые не составляют готового процессора».
Рассмотрим последовательность создания процессора с системой команд, приведенной в таблице 1. Как и в предыдущем варианте, разделим конструкцию на ядро (управляющий автомат) и память программ. Модуль, реализующий ядро, должен содержать:
• тактовый вход clk;
• вход команды cmd;
• выход счетчика адреса ip.
Кроме того, необходимо иметь возможность просмотреть состояние регистров процессора или использовать их для организации интерфейса с внешними устройствами. Поэтому в список интерфейсных сигналов модуля следует включить также сигналы a и b.
Поскольку в процессе работы производится и чтение регистров, и запись в них (то есть регистры находятся как по левую, так и по правую стороны оператора присваивания), необходимо объявить их как двунаправленные сигналы, с ключевым словом inout. То же относится и к счетчику адреса ip, поскольку для его увеличения необходимо использовать оператор ip <= ip + 1, что, очевидно, тоже потребует как чтения, так и записи.
Шаблон модуля управляющего автомата с указанными сигналами можно создать не только непосредственным вводом текстового описания, но и с использованием мастера создания нового компонента (например, в САПР ISE). После правильного ввода имен сигналов, их разрядностей и направлений передачи должен получиться следующий исходный текст:
library IEEE;
use IEEE.STD_LOGIC_1164.ALL; use IEEE.STD_LOGIC_ARITH.ALL; use IEEE.STD_LOGIC_UNSIGNED.ALL;
entity proc_two_stage is
Port ( clk : in std_logic;
cmd : in std_logic_vector(15 downto 0); ip : inout std_logic_vector(7 downto 0); a : inout std_logic_vector(7 downto 0); b : inout std_logic_vector(7 downto 0)); end proc_two_stage;
architecture Behavioral of proc_two_stage is begin
end Behavioral;
Далее следует определить список вспомогательных переменных, которые потребуются для нормального функционирования данного модуля. Исходя из планируемой архитектуры, цикл работы процессора должен состоять из двух тактов: выборки команды и ее исполнения. Номер текущего такта, очевидно, должен храниться во внутренней переменной и использоваться для определения действий, выполняемых по очередному
фронту тактового сигнала. Поскольку состояний всего два, для их однозначного описания достаточно однобитной переменной, которая может иметь тип std_logic. При большем количестве тактов процессора на один цикл работы потребуется большее количество разрядов, и тип переменной следует устанавливать как std_logic_vector. Кроме того, во всех случаях можно объявить тип integer, указав границы изменения значений. В данном случае нет существенной разницы, какой именно тип использовать, поскольку синтезированные схемы окажутся эквивалентными.
В системе команд присутствуют команды вызова подпрограмм и возврата из подпрограммы. Данные действия реализуются с помощью стека, хранящего адрес программы, из которого произошел вызов. При возврате происходит запись в счетчик команд значения со стека, ранее запомненного на нем в процессе вызова подпрограммы. Для реализации этого механизма требуется наличие стека или хотя бы одной его ячейки, способной запоминать адрес вызова и впоследствии загружать его в счетчик команд при возврате из подпрограммы. Ограничимся на данном этапе одной ячейкой стека (что позволит реализовать ее просто в виде регистра).
С учетом сказанного, для управляющего автомата потребуется однобитная переменная, хранящая номер такта в цикле работы (например, с именем stage), и 8-разрядный регистр r, хранящий адрес вызывающей команды. Для этого после строки, начинающейся с ключевого слова architecture, необходимо вставить следующие объявления:
signal stage : std_logic;
signal r : std_logic_vector(7 downto 0);
Описание управляющего автомата
Наконец, приступим к описанию собственно автомата. Синхронная работа по фронту тактового сигнала подразумевает, что описание будет основано на операторе process, как показано в следующем фрагменте.
process(clk)
begin
if clk'event and clk = '1' then -- операторы end if; end process;
Поскольку цикл работы включает два такта, в первую очередь необходимо сделать выбор, основываясь на текущем номере такта в данном цикле. Этот выбор делается с помощью конструкции case (с точки зрения VHDL и синтезируемых аппаратных структур, она обычно предпочтительнее, чем цепочка операторов if).
case stage is when '0' => stage <= '1'; when others => stage <= '0';
-- операторы, декодирующие код команды end case;
В первом такте каждого цикла (stage=0') выполняется простое присваивание stage <= '1'. Это связано с тем, что в данном такте работает синхронная память кода, а управляющий автомат ожидает поступления очередной команды на вход cmd и не выполняет никаких действий (за исключением, разумеется, изменения значения stage).
Во втором такте каждого цикла происходит собственно исполнение команды путем изменения значений регистров (согласно описанию команд). При этом на входе cmd уже присутствует очередная команда. Поэтому достаточно декодировать cmd, также с помощью единственного оператора case.
В приведенном фрагменте вместо условия when '1' было использовано условие when others. Поскольку в текущих реализациях трансляторов VHDL вариант others обязателен к перечислению, даже если предыдущие варианты описали все возможные состояния переменной-селектора. В данном случае условие others предусматривает как раз состояние переменной stage, равное 1.
Оператор, исполняющий команды путем декодирования переменной-селектора cmd, выглядит следующим образом:
Для того чтобы в отдельных ветках оператора можно было использовать десятичные значения отдельных кодов (а не их поразрядные двоичные представления), в качестве переменной-селектора используется выражение conv_integer(cmd). Для реализации собственно исполнения команд необходимо описать действия, выполняемые при каждом допустимом значении кода команды. Эти действия состоят в назначении регистрам новых значений в соответствии с описанием команд. Необходимо помнить, что счетчик команд является равноправным регистром и не обновляется автоматически (к чему можно привыкнуть, работая с языками программирования ЭВМ). Поэтому в каждом варианте кода команды присваивание счетчику нового значения должно быть указано явно. Например, команда NOP (нет операции) реализуется следующей строкой:
Другими словами, несмотря на то, что, согласно описанию, никакие действия команда не выполняет, происходит увеличение счетчика команд. Обычно в описаниях команд различных процессоров делается оговорка, что команда NOP не влияет на процессор «за исключением счетчика команд». Отсутствие такого оператора приведет к попаданию управляющего автомата в бесконечный цикл
считывания команды NOP из одной и той же ячейки памяти и ее исполнению, не приводящему к переходу к следующей ячейке. Поэтому отслеживание операций со счетчиком команд в каждом из вариантов оператора case является очень важным. Естественно, для выполнения безусловных переходов, вызовов подпрограмм и т. п. вместо увеличения счетчика команд на единицу выполняется непосредственная загрузка в него нового значения.
На примере команды безусловного перехода удобно проиллюстрировать еще один вопрос процесса описания команд. Как упоминалось выше, в отдельных ветках оператора case требуется перечислить все команды, которые должны исполняться процессором. Значит ли это, например, что для команды безусловного перехода необходимо перечислить 256 вариантов, соответствующих 256 адресам, на которые возможен переход? Очевидно, что общий объем исходного текста и трудоемкость его создания существенно возрастают.
В действительности таких непроизводительных действий можно легко избежать. Обратившись к системе команд, можно убедиться, что команда безусловного перехода имеет формат 01xxH, где xx — адрес, на который происходит переход. Иными словами, если старшие 8 разрядов команды содержат код 01, то 8 младших разрядов содержат адрес перехода (здесь наглядно проявляется элемент слабого кодирования — в старших разрядах содержится тип команды, а в младших — ее аргумент). Поэтому все коды от 256 до 511 могут быть обработаны по одной и той же схеме:
when 256 to 511 => ip <= cmd(7 downto 0);
Здесь из сигнала cmd выделяются 8 младших разрядов и записываются в счетчик команд. Аналогично, хотя и с некоторыми замечаниями, организуются условные переходы.
when 512 to 767 => if conv_integer(a) = 0
then ip <= cmd(7 downto 0); else ip <= ip + 1;
end if;
В данном фрагменте видно, что при обработке условных переходов (коды 2xxH, или 512—76710) возможны два варианта. Если условие перехода выполняется (в данном случае регистр a должен быть равен нулю), в счетчик команд загружаются 8 младших разрядов cmd. Однако если условие не выполняется, процессор должен продолжить выполнять программу со следующего адреса. Поэтому часть else условного оператора должна быть явно определена и содержать оператор ip <= ip + 1.
С условными переходами и их организацией в конфигурируемых процессорах связано достаточно много интересных замечаний. Как можно увидеть в приведенном примере, условный переход организован непосредственно на базе анализа значения регистра a, в то время
как привычным способом организации условных переходов является переход по значению некоторого флага (например, флага нуля, переноса и т. д.). Действительно, в рассматриваемом процессоре подобный подход также возможен: можно ввести флаг нуля, определить влияние на него различных команд и, имея в составе процессора переменную zf (от Zero Flag), производить условные переходы на основе ее анализа. В то же время использование непосредственно значений регистров не противоречит каким-то положениям цифровой схемотехники.
Следует заметить, что использование флагов в качестве переменных, определяющих условия перехода, позволяет организовывать в имеющихся процессорах объединение нескольких регистров в значение с большей разрядностью. В этом случае, например, сравнение регистра a с нулем установит или сбросит флаг нуля, а последующее сравнение a и b оставит флаг нуля установленным, только если оба регистра были равны нулю. Таким образом можно выполнить проверку на ноль числа, отдельные фрагменты которого размещены в нескольких регистрах. Для конфигурируемых процессоров используются как стандартный подход, так и команды переходов на основе прямого сравнения регистров с константами. Важно, что в систему команд можно вводить те условия, которые требуются для конкретного проекта.
Рассмотрим реализацию команды вызова подпрограмм. Само действие служит для временной передачи управления на некоторый адрес с последующим возвратом к основной программе. Поэтому процессор должен иметь возможность запоминать адрес, по которому следует продолжать выполнение основной программы. Признаком продолжения основной программы является выполнение команды возврата из подпрограммы (обычно имеющей мнемонику RET).
Следовательно, при исполнении команды вызова (CALL) процессор должен занести в регистр r текущее значение счетчика команд и одновременно загрузить в него новый адрес, на который происходит переход. В момент возврата из подпрограммы (выполнения команды RET) значение, сохраненное в регистре r, загружается в счетчик команд, предварительно увеличиваясь на единицу. Это увеличение необходимо для того, чтобы возврат произошел не к тому же адресу (по которому размещена команда CALL), а к следующему адресу в последовательности команд. Очевидно, данный порядок вызова может быть и изменен: в регистр r записывается значение, увеличенное на единицу, а при возврате увеличение не производится.
В общем случае сохранение адреса вызова происходит не в одиночном регистре, а на стеке, поскольку одиночный регистр исключает возможность вложенных вызовов подпрограмм.
Последовательность выполнения инструкций при вызове подпрограмм проиллюстрирована на рис. 4.
case conv_integer(cmd) is when <код1> => ... when <код2> => ... end case;
when 0 => ip <= ip + 1;
32 33 34 35 36 37 38 39
•RET
Адрес вызова >
Стек
Рис. 4. Последовательность выполнения инструкций при вызове подпрограмм
CLK IPÈ
Control Finite State Machine A :
IP Code CMD -
CLK
CMD
В :
Рис. 5. Принципиальная электрическая схема проекта процессора с синхронной архитектурой
Исполнение команды вызова подпрограмм реализуется следующей строкой на VHDL:
when 768 to 1023 => r <= ip; ip <= cmd(7 downto 0);
Возврат из подпрограммы:
when 1536 => ip <= r + 1;
В данном случае использован подход, когда запоминается адрес процедуры, непосредственно вызывавшей подпрограмму, а увеличение адреса на единицу выполняется при возврате из подпрограммы. Этот подход приемлем для данной архитектуры, однако может быть использован только в том случае, когда длина команды вызова подпрограммы строго постоянна (в данном случае — одно 16-разрядное слово), поэтому следующая команда обязательно расположена по адресу, увеличенному на единицу. В отличие от этого для архитектуры x86 подобный подход неприменим, поскольку команда вызова подпрограммы может иметь разную длину в байтах. Длина такой команды известна в момент ее исполнения, а потому имеется возможность отправить на стек точный адрес следующей команды. Следовательно, при переменной длине команды вызова подпрограммы единственным вариантом является запоминание на стеке (или в регистре) того адреса, с которого следует продолжать выполнение программы. В этом случае реализация команд вызова и возврата должна быть следующей:
Арифметико-логические команды всех типов реализуются схожим образом:
when <код> => <reg> <= <выражение>; ip <= ip + 1;
Например:
when 1540 => a <= a + b; ip <= ip + 1;
Указанному шаблону соответствуют, с небольшими вариациями, большинство арифметико-логических команд. Поэтому успешная реализация одной из них, как правило, свидетельствует о принципиальной работоспособности остальных команд подобного типа (не рассматривая ситуации, когда использовано некорректное описание).
Полный исходный текст модуля управляющего автомата приведен в листинге 4.З,
library IEEE;
use IEEE.STD_LOGIC_1164.ALL; use IEEE.STD_LOGIC_ARITH.ALL; use IEEE.STD_LOGIC_UNSIGNED.ALL;
entity proc_two_stage is Port ( clk : in std_logic;
cmd : in std_logic_vector(15 downto 0); ip : inout std_logic_vector(7 downto 0); a : inout std_logic_vector(7 downto 0); b : inout std_logic_vector(7 downto 0)); end proc_two_stage;
architecture Behavioral of proc_two_stage is
signal stage : std_logic;
signal r : std_logic_vector(7 downto 0);
begin
process(clk)
begin
if clk'event and clk = '1' then case stage is when '0' => stage <= '1'; when others => stage <= '0';
case conv_integer(cmd) is when 0 => ip <= ip + 1; when 256 to 511 => ip <= cmd(7 downto 0); when 512 to 767 => if conv_integer(a) = 0
then ip <= cmd(7 downto 0); else ip <= ip + 1;
end if;
when 768 to 1023 => r <= ip;
ip <= cmd(7 downto 0); when 1024 to 1279 => a <= cmd(7 downto 0); ip <= ip + 1; when 1280 to 1535 => b <= cmd(7 downto 0); ip <= ip + 1; when 1536 => ip <= r + 1; when 1537 => a <= b; ip <= ip + 1; when 1538 => b <= a; ip <= ip + 1; when 1539 => a <= b; b <= a; ip <= ip + 1; when 1540 => a <= a + b; ip <= ip + 1; when 1541 => a <= a — b; ip <= ip + 1; when 1542 => a <= a and b; ip <= ip + 1; when 1543 => a <= a or b; ip <= ip + 1; when 1544 => a <= a xor b; ip <= ip + 1; when 1545 => a <= a— 1; ip <= ip + 1; when others => ip <= ip + 1; end case; -- cmd end case; -- stage end if; end process;
end Behavioral;
После трансляции полученного модуля необходимо создать блок синхронной памяти с организацией 256x16 (поскольку 8-разрядный сигнал ip адресует 256 ячеек памяти, а входная шина cmd имеет разрядность 16). Такой блок может быть создан различными способами, в том числе с помощью встроенных шаблонов САПР и разнообразных программ-генераторов. Принципиальная электрическая схема проекта, содержащего синхронный управляющий автомат и синхронную память, представлена на рис. 5.
Синхронная архитектура и исполнение всех операций только по фронту тактового сигнала позволяют данному проекту широко использовать возможности современной элементной базы по реализации синхронных устройств. Поэтому оценки тактовой частоты, производимые САПР ПЛИС, достаточно высоки для программируемой логики. Следует отметить, что в приведенном примере отсутствуют внекристальные соединения, а все сигналы, в том числе и команды, выбираемые из памяти, передаются непосредственно по кристаллу ПЛИС. Поэтому задержки их распространения достаточно малы, а оценка средствами САПР обладает большой степенью надежности.
Загрузка программ
Программа для синхронного процессора, как было указано выше, находится в блочной памяти ПЛИС и, вообще говоря, может быть загружена вместе с конфигурационной последовательностью всего проекта. Однако трансляция проекта ради изменения нескольких ячеек памяти выглядит чрезмерно непроизводительной. Для упрощения загрузки программ можно предложить следующий простой механизм. Поскольку блочная память является двупортовой, второй порт можно применить для загрузки программы «в системе». Для платы на базе 8раг1ап-3 удобно воспользоваться интерфейсом И8-232.
Подробное описание инструментов отладки софт-процессоров и загрузки программы, а также вопросы выбора архитектуры применительно к аппаратным возможностям ПЛИС будут рассмотрены в заключительной части статьи. ■
when 768 to 1023 => r <= ip + 1;
ip <= cmd(7 downto 0);
when 1536 => ip <= r;
